说说synchronized的锁升级过程

在 JDK 1.6之前,synchronized 是一个重量级、效率比较低下的锁,但是在JDK 1.6后,JVM 为了提高锁的获取与释放效,,对 synchronized 进行了优化,引入了偏向锁轻量级锁,至此,锁的状态有四种,级别由低到高依次为:无锁偏向锁轻量级锁重量级锁

锁升级就是无锁 —> 偏向锁 —> 轻量级锁 —> 重量级锁 的一个过程,注意,锁只能升级,不能降级,依次从耗费资源最少,性能最高,到耗费资源多,性能最差

对象内存结构

HotSpot 虚拟机中,对象在内存中存储布局可以分为三块区域:对象头(Header)、实例数据(Instance Data)和对齐填充(Padding):

对象头:分为Mark Word 和 类型指针

  • Mark Word:存储对象自身的运行时数据,如哈希码(HashCode)、GC分代年龄、锁状态标志、线程持有的锁、偏向线程ID( thread id )、偏向时间戳( epoch )等。
  • 类型指针:存储指向类元数据的指针,使得能够访问对象属于的类的信息。

实例数据:存储对象的实际有效信息,也就是我们在类中所定义的各种类型的字段内容。

对齐填充:可选字段,通常存在于对象的末尾,用于确保对象的大小是8字节的倍数(因为许多JVM都使用8字节的对象对齐)。这是出于性能考虑,使得对象的地址在内存中是对齐的。

synchronized 锁相关的信息主要是在 Mark Word 区域,我们先看看 Mark Word。

Mark Word

synchronized 用的锁存在锁对象的对象头的Mark Word中,我们先看 Mark Word 到底长什么样。

锁的分类

无锁

无锁时对象的Mark Word结构图如下:

无锁可以理解为单线程轻松愉快地运行,没有其他的线程来和其竞争。但是无锁不代表没有同步,它只是表示锁对象目前没有被任何线程显式锁定。

偏向锁

偏向锁是锁机制的第一层次。其目的是为了在没有竞争的情况下减少不必要的同步开销。

偏向锁状态对象的Mark Word结构图如下:

当一个线程访问同步代码块并获取锁时,该锁会进入偏向模式,锁标志的状态将被设置为偏向(01),并且锁的拥有者被设置为当前线程(偏向锁线程 id = 当前线程 id)。当该线程执行完同步代码块后,线程并不会主动释放偏向锁。当线程再次进入同步代码块时,会首先判断此时持有锁的线程与它是否为同一线程,如果是则正常往下执行,由于此前是没有释放锁的,所以这次就不会有任何的获取锁操作。

所以,偏向锁是指当一段同步代码一直被同一个线程所访问时,就不存在所谓的多线程竞争了,那么该线程在后续访问时便会自动获得锁,从而降低获取锁带来的消耗,即提高性能。

偏向锁的释放是一个被动过程,线程不会主动释放偏向锁,只有当其他线程来竞争该锁,并且CAS操作失败,存在轻度竞争时才会触发撤销,也就是锁升级时会触发偏向锁的撤销。撤销偏向锁需要等待全局安全点(所有线程都会暂停),在全局安全点时,JVM 会判断锁对象是否处于被锁定状态。如果锁对象没有被锁定,并且持有锁的线程不处于活动状态,则会将对象头设置为无锁状态,并撤销偏向锁。如果锁对象仍然被锁定且持有锁的线程处于活动状态,JVM 会尝试将偏向锁升级为轻量级锁,从而允许多个线程通过自旋的方式进行锁竞争,以减少上下文切换带来的开销。

所以,引入偏向锁的目的是认为当前环境下是不存在多线程竞争,但同一个线程多次持有锁的场景,减少单线程环境下获取锁带来的不必要性能开支。

轻量级锁

当一个线程A持有偏向锁时,另外一个线程B来竞争锁,CAS操作失败(把Mark Word中的线程id修改为线程B的线程id失败),偏向锁撤销,线程A未退出同步代码块时,偏向锁就会升级为轻量级锁。

轻量级锁的竞争方式一种比较轻量级的竞争方式,当某个线程没有获取到锁,它并不是立刻被挂起,而是采取自旋的方式来竞争锁资源。在竞争较少的情况下,轻量级锁通过减少线程阻塞和唤醒操作,可以提高性能

轻量级锁的目的在于它认为系统当前的竞争环境不是激烈,如果采取阻塞和唤醒线程的方式,则会过多地消耗系统资源。如果某个线程没有获取到轻量级锁,则采取自旋的方式来判断锁资源是否已被释放。这种方式减少了上线文的切换

但是长时间的自旋操作是非常消耗资源的,一个线程获取了轻量级锁,其他线程就只能在那里“空耗”,它们不释放 CPU 资源,但也不做任何事,这种现象叫做忙等(busy-waiting)。短时间的忙等则无伤大雅,所以,我们是允许短时间的忙等,用它来换取线程在用户态和内核态之间切换的开销。

轻量级锁的加锁过程

线程在进入同步块时,所有竞争的线程都会在其栈帧中创建一个锁记录Lock Record ,锁记录中又把锁对象的Mark Word复制拷贝到锁记录Lock Record 中的 Displaced Mark Word 字段中。然后进行CAS操作,就是把锁对象的Mark Word和自己线程栈中锁记录中的 Displaced Mark Word 做比较看看是否相同。如果相同,则把锁对象的Mark Word替换为线程自己的锁记录指针(Lock Record指针),替换成功,此时获取轻量级锁成功, 锁标志位会变为 00;如果不相同则进行自旋(不断地进行CAS操作),自旋到一定次数(10次)后仍旧获取锁失败,说明存在激烈的锁竞争,此时则进行锁升级,升级为重量级锁。

轻量级锁的解锁过程

线程在退出同步块时, 如果对象头中的 Mark Word 仍然指向当前线程的 Lock Record,则通过 CAS 操作将对象头的 Mark Word 恢复为其原始值(原始值存储在Displaced Mark Word中)。

比较对象头的 Mark Word 与当前线程的锁记录是否相同。如果相同,则把对象头的 Mark Word 恢复为其原始值,即把Mark Word 修改为当前线程的栈中的锁记录中的Displaced Mark Word中;如果不相同,则进行自旋(不断地进行CAS操作)。

重量级锁

轻量级锁自旋是要有限度的,你不能一直在那里空转,所以如果锁竞争环境比较严重,当自旋次数达到某个阈值(默认 10 次可自动调整)后,就是停止自旋,此时锁膨胀为重量级锁。当其膨胀为重量级锁后,其他线程就不再是等待了,而是阻塞等待。重量级锁依赖对象内部的监视器(monitor)实现,而 monitor 依赖的是操作系统的 MutexLock(互斥锁)。 锁升级时,锁对象的 Mark Word 会被修改。原本存储的轻量级锁指针(指向线程的锁记录)会被替换为指向重量级锁的指针(即指向操作系统层面的互斥锁对象),并且锁标志位会更新为 10,表示重量级锁状态。

由于是重量级锁,那么等待锁资源的线程都会被阻塞,虽然阻塞的线程不会消耗 CPU,但是阻塞或者唤醒一个线程都需要通过底层操作系统来实现,它会涉及到上下文切换用户态和内核态之间的转换,这本身就是一个非常重量级、高开销的操作。

锁升级过程

锁升级就是无锁 —> 偏向锁 —> 轻量级锁 —> 重量级锁 的一个过程,注意,锁只能升级,不能降级。流程图如下:

无锁

JVM 启动后,锁资源对象直到有第一个线程访问它之前,它都是无锁状态,此时 Mark Word 内容如下:

此时偏向锁标识为 0,锁标识为 01

无锁—>偏向锁

当锁对象首次被某个线程(假如为线程 A,id 为 1000001)时,锁就会从无锁状态升级偏向锁。偏向锁会在 Mark Word 中的偏向锁线程 id 存储当前线程的id(1000001),偏向锁标识变为 1,锁标识为 01,如下:

如果当前线程再次获取该锁对象,只需要比较偏向锁线程 id 是否与当前线程id一致,一致则获取锁成功。

当有其他线程(假如为线程 B,线程id 为 1000002)来竞争该锁对象,此时锁为偏向锁,这个时候会比较Mark Word中偏向锁的线程 id 是否为线程 B 的线程id1000002,我们可以判断不是,所以会利用 CAS 尝试把Mark Word中偏向锁的线程 id 修改为线程 B 的线程id1000002,如果修改成功,则线程 B 获取偏向锁成功,此时 Mark Word 中的偏向锁线程 id 为线程 B 的id 1000002。此时Mark Word内容如下:

偏向锁—>轻量级锁

当在出现了多个线程的竞争,CAS 尝试修改 Mark Word中偏向锁的线程 id 为线程 B 的线程id1000002,修改失败,则需要执行偏向锁撤销操作。等到全局安全点时,JVM 会暂停持有偏向锁的线程 A,检查线程 A 的状态,若线程 A状态为不活跃或者已经执行完了同步代码块,则设置锁对象为无锁状态(线程 ID 为空,偏向锁 0 ,锁标志位为01)重新偏向,同时恢复线程 A,继续获取偏向锁。如果线程 A 的同步代码块还没执行完,则需要升级为轻量级锁。

轻量级锁—>重量级锁

在升级为轻量级锁之前,持有偏向锁的线程 A是暂停的,JVM 首先会在线程 A 的栈中创建一个名为锁记录的空间(Lock Record),用于存放锁对象目前的 Mark Word 的拷贝,然后把对象头中的 Mark Word 拷贝到线程 A 的锁记录中的Displaced Mark Word,若拷贝成功,JVM 将进行CAS 操作尝试将对象头的 Mark Word 更新为指向线程 A 的 锁记录指针(Lock Record 指针)

CAS操作的具体流程:先把锁对象的Mark Word与线程A的锁记录的Displaced Mark Word做比较,如果相等,则把锁对象的Mark Work替换更新为线程A的锁记录指针,替换更新成功,线程 A 获取轻量级锁,此时 Mark Word 的锁标志位变为 00,指向锁记录的指针指向的地址就是线程 A 的锁记录地址(Lock Record地址),如下图:

对于其他线程而言,也会在栈帧中建立锁记录,存储锁对象目前的 Mark Word 的拷贝。也利用 CAS 尝试将锁对象的 Mark Word 更正指向自身线程的 Lock Record,如果成功,表明竞争到轻量级锁,则执行同步代码块。如果失败,那么线程尝试使用自旋的方式来等待持有轻量级锁的线程释放锁。当然,它不会一直自旋下去,因为自旋的过程也会消耗 CPU,而是自旋一定的次数,如果自旋了一定次数(一般是10次)后还是失败,则升级为重量级锁,阻塞所有未获取锁的线程,等待释放锁后唤醒。

CAS操作过程:把锁对象的Mark Word 与自己线程的锁记录里面的Displaced Mark Word 做比较,两者相同则把锁对象的Mark Word修改为当前线程的锁记录指针,两者不同则进行自旋(不断地进行CAS操作)。

当轻量级锁的CAS操作失败,即出现了实际的竞争,锁会进一步升级为重量级锁。 锁升级时,锁对象的 Mark Word 会被修改。原本存储的轻量级锁指针(指向线程的锁记录)会被替换为指向重量级锁的指针(即指向操作系统层面的互斥锁对象),并且锁标志位会更新为 10,表示重量级锁状态。 如果到了重量级锁,那就没啥说的了,如果有线程持有锁,其他想拿锁的线程就得挂起进入等待队列,等待锁释放后被依次唤醒。再尝试获取重量级锁失败后,线程也会进行自旋,等待拥有锁的线程释放锁。这里的自旋同样使用了C++的inline函数,如ObjectSynchronizer::FastUnlock()。

触发条件:当轻量级锁的CAS操作失败一定次数后,轻量级锁升级为重量级锁。

最后是,锁升级过程的详细流程(此图来源于网上):

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