全网最细：17张图带你秒杀synchronized关键字

左手的ㄟ右手 2023-01-06 15:58 115阅读 0赞

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**课程大纲请参见文末**

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## 引子 ##

小艾和小牛在路上相遇，小艾一脸沮丧。

小牛：小艾小艾，发生甚么事了？

小艾：别提了，昨天有个面试官问了我好几个关于 `synchronized` 关键字的问题，没答上来。

小艾：我后来查了很多资料，有二十多页的概念说明，也有三十来页的源码剖析，看得我头大。

小牛：你那看的是死知识，不好用，你得听我的总结。

小艾：看来是有备而来，那您给讲讲吧。

小牛：那咱们开始！

## synchronized关键字引入 ##

我们知道，在多线程程序中往往会出现这么一个情况：多个线程同时访问某个线程间的**共享变量**。来举个例子吧：

假设银行存款业务写了两个方法，一个是存钱 `store()` 方法 ，一个是查询余额 `get()` 方法。假设初始客户小明的账户余额为 0 元。（PS：这个例子只是个 `toy demo`，为了方便大家理解写的，真实的业务场景不会这样。）

// account 客户在银行的存款 
        public void store(int money){
            int newAccount=account+money;
            account=newAccount;
        }
        public void get(){
            System.out.print("小明的银行账户余额：");
            System.out.print(account);
        }

如果小明为自己存款 1 元，我们期望的线程调用情况如下：

> 1.  首先会启动一个线程调用 `store()` 方法，为客户账户余额增加 1；
> 2.  再启动一个线程调用 `get()` 方法，输出客户的新余额为 1。

但实际情况可能由于线程执行的先后顺序，出现如图所示的错误：

![format_png 3][] 小明存钱流程 ![format_png 4][] 小明：咱家没钱了

小明会惊奇的以为自己的钱没存上。这就是一个典型的由共享数据引发的**并发数据冲突问题**。

解决方式也很简单，让并发执行会产生问题的代码段不并发行了。

如果 `store()` 方法 执行完，才能执行 `get()` 方法，而不是像上图一样并发执行，自然不会出现这个问题。那如何才能做到呢？

答案就是使用 `synchronized` 关键字。

我们先从直觉上思考一下，如果要实现先执行 `store()` 方法，再执行 `get()` 方法的话该怎么设计。

我们可以设置某个锁，锁会有两种状态，分别是**上锁**和**解锁**。在 `store()` 方法执行之前，先观察这个锁的状态，如果是上锁状态，就进入阻塞，代码不运行；

如果这把锁是解锁状态，那就先将这把锁状态变为上锁，之后接着运行自己的代码。运行完成之后再将锁状态设置为解锁。

对于 `get()` 方法也是如此。

Java 中的 `synchronized` 关键字就是基于这种思想设计的。在 `synchronized` 关键字中，锁就是一个对象。

`synchronized` 一共有三种使用方法：

*  **直接修饰某个实例方法**。像上文代码一样，在这种情况下多线程并发访问实例方法时，如果其他线程调用同一个对象的被 `synchronized` 修饰的方法，就会被阻塞。相当于把锁记录在这个方法对应的对象上。

// account 客户在银行的存款 
        public synchronized void store(int money){
            int newAccount=account+money;
            account=newAccount;
        }
        public synchronized void get(){
            System.out.print("小明的银行账户余额：");
            System.out.print(account);
        }

*  **直接修饰某个静态方法**。在这种情况下进行多线程并发访问时，如果其他线程也是调用属于同一类的被 `synchronized` 修饰的静态方法，就会被阻塞。相当于把锁信息记录在这个方法对应的类上。

public synchronized static void get(){
            ···
        }

*  **修饰代码块**。如果此时有别的线程也想访问某个被`synchronized(对象0)`修饰的同步代码块时，也会被阻塞。

public static void get(){
            synchronized(对象0){
                ···
            }
        }

小艾问：我看了不少参考书还有网上资料，都说 `synchronized` 的锁是锁在对象上的。关于这句话，你能深入讲讲吗？

小牛回答道：别急，我先讲讲 Java 对象在内存中的表示。

## Java 对象在内存中的表示 ##

讲清 `synchronized` 关键字的原理前需要理清 Java 对象在内存中的表示方法。

![format_png 5][] Java 对象在内存中的表示

上图就是一个 Java 对象在内存中的表示。我们可以看到，内存中的对象一般由三部分组成，分别是对象头、对象实际数据和对齐填充。

> 对象头包含 Mark Word、Class Pointer和 Length 三部分。
> 
>  *  Mark Word 记录了对象关于锁的信息，垃圾回收信息等。
>  *  Class Pointer 用于指向对象对应的 Class 对象（其对应的元数据对象）的内存地址。
>  *  Length只适用于对象是数组时，它保存了该数组的长度信息。
> 
> 对象实际数据包括了对象的所有成员变量，其大小由各个成员变量的大小决定。
> 
> 对齐填充表示最后一部分的填充字节位，这部分不包含有用信息。

我们刚才讲的锁 `synchronized` 锁使用的就是对象头的 Mark Word 字段中的一部分。

Mark Word 中的某些字段发生变化，就可以代表锁不同的状态。

由于锁的信息是记录在对象里的，有的开发者也往往会说锁住对象这种表述。

### 无锁状态的 Mark Word ###

这里我们以无锁状态的 Mark Word 字段举例：

如果当前对象是无锁状态，对象的 Mark Word 如图所示。

![format_png 6][] 无锁状态的 Mark Word 字段

我们可以看到，该对象头的 Mark Word 字段分为四个部分：

> 1.  对象的 hashCode ；
> 2.  对象的分代年龄，这部分用于对对象的垃圾回收；
> 3.  是否为偏向锁位，1代表是，0代表不是；
> 4.  锁标志位，这里是 01。

## synchronized关键字的实现原理 ##

讲完了 Java 对象在内存中的表示，我们下一步来讲讲 `synchronized` 关键字的实现原理。

从前文中我们可以看到， `synchronized` 关键字有两种修饰方法

1.  **直接作为关键字修饰在方法上**，将整个方法作为同步代码块：

public synchronized static void `get()`{
            ···
        }

1.  **修饰在同步代码块上**。

public static void `get()`{
            synchronized(对象0){
                ···
            }
        }

针对这两种情况，Java 编译时的处理方法并不相同。

对于第一种情况，编译器会为其自动生成了一个 `ACC_SYNCHRONIZED` 关键字用来标识。

在 JVM 进行方法调用时，当发现调用的方法被 `ACC_SYNCHRONIZED` 修饰，则会先尝试获得锁。

对于第二种情况，编译时在代码块开始前生成对应的1个 `monitorenter` 指令，代表同步块进入。2个 `monitorexit` 指令，代表同步块退出。

这两种方法底层都需要一个 reference 类型的参数，指明要锁定和解锁的对象。

如果 `synchronized` 明确指定了对象参数，那就是该对象。

如果没有明确指定,那就根据修饰的方法是实例方法还是类方法，取对应的对象实例或类对象（Java 中类也是一种特殊的对象）作为锁对象。

![format_png 7][] 确定锁定和解锁的对象

每个对象维护着一个记录着被锁次数的**计数器**。当一个线程执行 `monitorenter`，该计数器自增从 0 变为 1；

当一个线程执行 `monitorexit`，计数器再自减。当计数器为 0 的时候，说明对象的锁已经释放。

小艾问：为什么会有两个 `monitorexit` 指令呢？

小牛答：正常退出，得用一个 `monitorexit` 吧，如果中间出现异常，锁会一直无法释放。所以编译器会为同步代码块添加了一个隐式的 `try-finally` 异常处理，在 `finally` 中会调用 `monitorexit` 命令最终释放锁。

### 重量级锁 ###

小艾问：那么问题来了，之前你说锁的信息是记录在对象的 Mark Word 中的，那现在冒出来的 `monitor` 又是什么呢？

小牛答：我们先来看一下**重量级锁**对应对象的 Mark Word。

在 Java 的早期版本中，`synchronized` 锁属于重量级锁，此时对象的 Mark Word 如图所示。

![format_png 8][] 重量级锁的 Mark Word 字段

我们可以看到，该对象头的 Mark Word 分为两个部分。第一部分是指向重量级锁的指针，第二部分是锁标记位。

而这里所说的指向重量级锁的指针就是 `monitor`。

英文词典翻译 `monitor` 是监视器。Java 中每个对象会对应一个监视器。

这个监视器其实也就是监控锁有没有释放，释放的话会通知下一个等待锁的线程去获取。

`monitor` 的成员变量比较多，我们可以这样理解：

![format_png 9][] monitor结构

我们可以将 `monitor` 简单理解成两部分，第一部分表示**当前占用锁的线程**，第二部分是**等待这把锁的线程队列**。

如果当前占用锁的线程把锁释放了，那就需要在线程队列中唤醒下一个等待锁的线程。

但是阻塞或唤醒一个线程需要依赖底层的操作系统来实现，Java 的线程是映射到操作系统的原生线程之上的。

而操作系统实现线程之间的切换需要从用户态转换到核心态，这个状态转换需要花费很多的处理器时间，甚至可能比用户代码执行的时间还要长。

由于这种效率太低，Java 后期做了改进，我再来详细讲一讲。

## CAS算法 ##

在讲其他改进之前，我们先来聊聊 CAS 算法。CAS 算法全称为 Compare And Swap。

顾名思义，该算法涉及到了两个操作，**比较**（Compare）和**交换**（Swap）。

怎么理解这个操作呢？我们来看下图：

![format_png 10][] CAS 算法

我们知道，在对共享变量进行多线程操作的时候，难免会出现线程安全问题。

对该问题的一种解决策略就是对该变量加锁，保证该变量在某个时间段只能被一个线程操作。

但是这种方式的系统开销比较大。因此开发人员提出了一种新的算法，就是大名鼎鼎的 CAS 算法。

CAS 算法的思路如下：

> 1.  该算法认为线程之间对变量的操作进行竞争的情况比较少。
> 2.  算法的核心是对当前读取变量值 `E` 和内存中的变量旧值 `V` 进行比较。
> 3.  如果相等，就代表其他线程没有对该变量进行修改，就将变量值更新为新值 `N`。
> 4.  如果不等，就认为在读取值 `E` 到比较阶段，有其他线程对变量进行过修改，不进行任何操作。

当线程运行 CAS 算法时，该运行过程是**原子操作**，原子操作的含义就是线程开始跑这个函数后，运行过程中不会被别的程序打断。

我们来看看实际上 Java 语言中如何使用这个 CAS 算法，这里我们以 `AtomicInteger` 类中的 `compareAndSwapInt()` 方法举例：

public final native boolean compareAndSwapInt
    (Object var1, long var2, int var3, int var4)

可以看到，该函数原型接受四个参数:

> 1.  第一个参数是一个 `AtomicInteger` 对象。
> 2.  第二个参数是该 `AtomicInteger` 对象对应的成员变量在内存中的地址。
> 3.  第三个参数是上图中说的线程之前读取的值 `P`。
> 4.  第四个参数是上图中说的线程计算的新值 `V`。

## 偏向锁 ##

JDK 1.6 中提出了**偏向锁**的概念。该锁提出的原因是，开发者发现多数情况下锁并不存在竞争，一把锁往往是由同一个线程获得的。

如果是这种情况，不断的加锁解锁是没有必要的。

那么能不能让 JVM 直接负责在这种情况下加解锁的事情，不让操作系统插手呢？

因此开发者设计了偏向锁。偏向锁在获取资源的时候，会在资源对象上记录该对象是否偏向该线程。

偏向锁并不会主动释放，这样每次偏向锁进入的时候都会判断该资源是否是偏向自己的，如果是偏向自己的则不需要进行额外的操作，直接可以进入同步操作。

下图表示偏向锁的 Mark Word结构:

![format_png 11][] 偏向锁的 Mark Word 字段

可以看到，偏向锁对应的 Mark Word 包含该偏向锁对应的线程 ID、偏向锁的时间戳和对象分代年龄。

#### 偏向锁的申请流程 ####

我们再来看一下偏向锁的申请流程：

> 1.  首先需要判断对象的 Mark Word 是否属于偏向模式，如果不属于，那就进入轻量级锁判断逻辑。否则继续下一步判断；
> 2.  判断目前请求锁的线程 ID 是否和偏向锁本身记录的线程 ID 一致。如果一致，继续下一步的判断，如果不一致，跳转到步骤4；
> 3.  判断是否需要重偏向，重偏向逻辑在后面一节批量重偏向和批量撤销会说明。如果不用的话，直接获得偏向锁；
> 4.  利用 CAS 算法将对象的 Mark Word 进行更改，使线程 ID 部分换成本线程 ID。如果更换成功，则重偏向完成，获得偏向锁。如果失败，则说明有多线程竞争，升级为轻量级锁。

![format_png 12][] 偏向锁的申请流程

值得注意的是，在执行完同步代码后，线程不会主动去修改对象的 Mark Word，让它重回无锁状态。

所以一般执行完 `synchronized` 语句后，如果是偏向锁的状态的话，线程对锁的释放操作可能是什么都不做。

#### 匿名偏向锁 ####

在 JVM 开启偏向锁模式下，如果一个对象被新建，在四秒后，该对象的对象头就会被置为偏向锁。

一般来说，当一个线程获取了一把偏向锁时，会在对象头和栈帧中的锁记录里不仅说明目前是偏向锁状态，也会存储锁偏向的线程 ID。

在 JVM 四秒自动创建偏向锁的情况下，线程 ID 为0。

由于这种情况下的偏向锁不是由某个线程求得生成的，这种情况下的偏向锁也称为匿名偏向锁。

#### 批量重偏向和批量撤销 ####

在**生产者消费者模式**下，生产者线程负责对象的创建，消费者线程负责对生产出来的对象进行使用。

当生产者线程创建了大量对象并执行加偏向锁的同步操作，消费者对对象使用之后，会产生大量偏向锁执行和偏向锁撤销的问题。

![format_png 13][] 大量偏向锁执行和偏向锁撤销的问题

Russell K和 Detlefs D在他们的文章提出了批量重偏向和批量撤销的过程。

在上图情景下，他们探讨了能不能直接将偏向的线程换成消费者的线程。

替换不是一件容易事，需要在 JVM 的众多线程中找到类似上文情景的线程。

他们最后提出的解决方法是：

> 以类为单位，为每个类维护一个偏向锁撤销计数器，每一次该类的对象发生偏向撤销操作时，该计数器计数 +1，当这个计数值达到重偏向阈值时，JVM 就认为该类可能不适合正常逻辑，适合批量重偏向逻辑。这就是对应上图流程图里的是否需要重偏向过程。

以生产者消费者为例，生产者生产同一类型的对象给消费者，然后消费者对这些对象都需要执行偏向锁撤销，当撤销过程过多时就会触发上文规则，JVM 就注意到这个类了。

![format_png 14][] 批量重偏向和批量撤销

具体规则是：

1.  每个类对象会有一个对应的 `epoch` 字段，每个处于偏向锁状态对象的 Mark Word 中也有该字段，其初始值为创建该对象时，类对象中的 `epoch` 的值。
2.  每次发生批量重偏向时，就将类对象的 `epoch` 字段 +1，得到新的值 `epoch_new`。
3.  遍历 JVM 中所有线程的栈，找到该类对象，将其 `epoch` 字段改为新值。根据线程栈的信息判断出该线程是否锁定了该对象，将现在偏向锁还在被使用的对象赋新值 `epoch_new`。
4.  下次有线程想获得锁时，如果发现当前对象的 `epoch` 值和类的 `epoch` 不相等，不会执行撤销操作，而是直接通过 CAS 操作将其 Mark Word 的 Thread ID 改成当前线程 ID。

批量撤销相对于批量重偏向好理解得多，JVM 也会统计重偏向的次数。

假设该类计数器计数继续增加，当其达到批量撤销的阈值后（默认40），JVM 就认为该类的使用场景存在多线程竞争，会标记该类为不可偏向，之后对于该类的锁升级为轻量级锁。

## 轻量级锁 ##

**轻量级锁**的设计初衷在于并发程序开发者的经验“对于绝大部分的锁，在整个同步周期内都是不存在竞争的”。

所以它的设计出发点也在线程竞争情况较少的情况下。我们先来看一下轻量级锁的 Mark Word 布局。

如果当前对象是轻量级锁状态，对象的 Mark Word 如下图所示。

![format_png 15][] 轻量级锁 Mark Word 字段

我们可以看到，该对象头Mark Word分为两个部分。第一部分是指向栈中的锁记录的指针，第二部分是锁标记位，针对轻量级锁该标记位为 00。

小艾问：那这指向栈中的锁记录的指针是什么意思呢？

小牛答：这得结合轻量级锁的上锁步骤来慢慢讲。

如果当前这个对象的锁标志位为 01（即无锁状态或者轻量级锁状态），线程在执行同步块之前，JVM 会先在当前的线程的栈帧中创建一个 Lock Record，包括一个用于存储对象头中的 Mark Word 以及一个指向对象的指针。

![format_png 16][] Lock Record

然后 JVM 会利用 CAS 算法对这个对象的 Mark Word 进行修改。如果修改成功，那该线程就拥有了这个对象的锁。我们来看一下如果上图的线程执行 CAS 算法成功的结果。

![format_png 17][] 执行 CAS 算法

当然 CAS 也会有失败的情况。如果 CAS 失败，那就说明同时执行 CAS 操作的线程可不止一个了, Mark Word 也做了更改。

首先虚拟机会检查对象的 Mark Word 字段指向栈中的锁记录的指针是否指向当前线程的栈帧。如果是，那就说明可能出现了类似 `synchronized` 中套 `synchronized` 情况：

synchronized (对象0) {
        synchronized (对象0) {
            ···
        }
    }

当然这种情况下当前线程已经拥有这个对象的锁，可以直接进入同步代码块执行。

否则说明锁被其他线程抢占了，该锁还需要升级为重量级锁。

和偏向锁不同的是，执行完同步代码块后，需要执行轻量级锁的**解锁**过程。解锁过程如下：

1.  通过 CAS 操作尝试把线程栈帧中复制的 Mark Word 对象替换当前对象的 Mark Word。
2.  如果 CAS 算法成功，整个同步过程就完成了。
3.  如果 CAS 算法失败，则说明存在竞争，锁升级为重量级锁。

我们来总结一下轻量级锁升级过程吧：

![format_png 18][] 轻量级锁的升级过程

## 总结 ##

这次我们了解了 `synchronized` 底层实现原理和对应的锁升级过程。最后我们再通过这张流程图来回顾一下 `synchronized` 锁升级过程吧。

![format_png 19][] 锁申请完整流程

**END**

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