前言
请看上篇:Java 对象头那点事
文章中的源码都有不同程度缩减,来源于openjdk8的开源代码(tag:jdk8-b120)。
锁粗化过程
偏向锁
①:markword中保存的线程ID是自己且epoch等于class的epoch,则说明是偏向锁重入。
②:偏向锁若已禁用,进行撤销偏向锁。
③:偏向锁开启,都进行进行重偏向操作。
④:若进行了锁撤销操作或重偏向操作失败,则需要升级为轻量级锁或者进一步升级为重量级锁。
匿名偏向
锁对象在发送锁竞争后会升级为偏向锁,不过当不发生锁竞争时,锁对象依然会升级为偏向锁,这种情况叫匿名偏向。
当jvm启动4s后,会默认给新建的对象加上偏向锁。
上代码:
<dependency> <groupId>org.openjdk.jol</groupId> <artifactId>jol-core</artifactId> <version>0.8</version> </dependency>
这个包下的工具类的功能有:
// 查看对象内部结构 System.out.println(ClassLayout.parseInstance(bingo).toPrintable()); // 查看对象外部信息 System.out.println(GraphLayout.parseInstance(bingo).toPrintable()); // 查看对象总大小 System.out.println(GraphLayout.parseInstance(bingo).totalSize());
默认JVM是开启指针压缩,可以通过vm参数开启关闭指针压缩:-XX:-UseCompressedOops
。
当创建锁对象前不进行休眠4s的操作:
@Test public void mark() throws InterruptedException { Bingo bingo = new Bingo(); bingo.setP(1); bingo.setB(false); // 查看对象内部结构 System.out.println(ClassLayout.parseInstance(bingo).toPrintable()); System.out.println("n++++++++++++++++++++++++++n"); synchronized (bingo) { // 查看对象内部结构 System.out.println(ClassLayout.parseInstance(bingo).toPrintable()); } }
看我标红线的后三位的值,由于启动过快,锁直接从无锁升级成了轻量级锁。
当创建锁对象前进行休眠4s的操作:
@Test public void mark() throws InterruptedException { TimeUnit.SECONDS.sleep(4); Bingo bingo = new Bingo(); bingo.setP(1); bingo.setB(false); // 查看对象内部结构 System.out.println(ClassLayout.parseInstance(bingo).toPrintable()); System.out.println("n++++++++++++++++++++++++++n"); synchronized (bingo) { // 查看对象内部结构 System.out.println(ClassLayout.parseInstance(bingo).toPrintable()); } }
当在程序启动4s后创建锁对象,就会默认偏向。
重偏向
因为偏向锁不会自动释放,因此当锁对象处于偏向锁时,另一个线程进来只能依托VM判断上一个获取偏向锁的线程是否存活、是否退出持有锁来决定是锁升级还是进行重偏向。
锁撤销
①:偏向锁的撤销必须等待VM全局安全点(安全点指所有java线程都停在安全点,只有vm线程运行)。
②:撤销偏向锁恢复到无锁(标志位为 01)或轻量级锁(标志位为 00)的状态。
③:只要发生锁竞争,就会进行锁撤销。
备注:
当开启偏向锁时,若持有偏向锁的线程仍然存活且未退出同步代码块,锁升级为轻量级锁/重量级锁之前会进行偏向锁撤销操作。
如果是升级为轻量级锁,撤销之后需要创建Lock Record 来保存之前的markword信息。
批量偏向/撤销概念:
参考1:https://www.cnblogs.com/LemonFive/p/11248248.html
- 批量重偏向
当一个线程同时持有同一个类的多个对象的偏向锁时(这些对象的锁竞争不激烈),执行完同步代码块后,如果另一个线程也要持有这些对象的锁,当对象数量达到一定程度时,会触发批量重偏向机制(进行过批量重偏向的对象不可再进行批量重偏向)。 - 批量锁撤销
当触发批量重偏向后,会触发批量撤销机制。
阈值定义在globals.hpp中:
// 批量重偏向阈值 product(intx, BiasedLockingBulkRebiasThreshold, 20) // 批量锁撤销阈值 product(intx, BiasedLockingBulkRevokeThreshold, 40)
可以在VM启动参数中通过-XX:BiasedLockingBulkRebiasThreshold
和 -XX:BiasedLockingBulkRevokeThreshold
来手动设置阈值。
偏向锁的撤销和重偏向的代码(过于复杂)在biasedLocking.cpp中:
void BiasedLocking::revoke_at_safepoint(Handle h_obj) { assert(SafepointSynchronize::is_at_safepoint(), "must only be called while at safepoint"); oop obj = h_obj(); HeuristicsResult heuristics = update_heuristics(obj, false); if (heuristics == HR_SINGLE_REVOKE) { // 重偏向 revoke_bias(obj, false, false, NULL); } else if ((heuristics == HR_BULK_REBIAS) || (heuristics == HR_BULK_REVOKE)) { // 批量撤销或重偏向 bulk_revoke_or_rebias_at_safepoint(obj, (heuristics == HR_BULK_REBIAS), false, NULL); } clean_up_cached_monitor_info(); }
参考2:
对于存在明显多线程竞争的场景下使用偏向锁是不合适的,比如生产者-消费者队列。生产者线程获得了偏向锁,消费者线程再去获得锁的时候,就涉及到这个偏向锁的撤销(revoke)操作,而这个撤销是比较昂贵的。那么怎么判断这些对象是否适合偏向锁呢?jvm采用以类为单位的做法,其内部为每个类维护一个偏向锁计数器,对其对象进行偏向锁的撤销操作进行计数。当这个值达到指定阈值的时候,jvm就认为这个类的偏向锁有问题,需要进行重偏向(rebias)。对所有属于这个类的对象进行重偏向的操作叫批量重偏向(bulk rebias),之前的做法是对heap进行遍历,后来引入epoch。当需要bulk rebias时,对这个类的epoch值加1,以后分配这个类的对象的时候mark字段里就是这个epoch值了,同时还要对当前已经获得偏向锁的对象的epoch值加1,这些锁数据记录在方法栈里。这样判断这个对象是否获得偏向锁的条件就是:mark字段后3位是101,thread字段跟当前线程相同,epoch字段跟所属类的epoch值相同。如果epoch值不一样,即使thread字段指向当前线程,也是无效的,相当于进行过了rebias,只是没有对对象的mark字段进行更新。如果这个类的revoke计数器继续增加到一个阈值,那个jvm就认为这个类不适合偏向锁了,就要进行bulk revoke。于是多了一个判断条件,要查看所属类的字段,看看是否允许对这个类使用偏向锁。
轻量级锁
轻量级体现在线程会尝试在自己的堆栈中创建Lock Record存储锁对象的相关信息,不需要在内核态和用户态之间进行切换,不需要操作系统进行调度。
加锁
拿到轻量级锁线程堆栈:
Lock Record主要分为两部分:
- obj
指向锁对象本身。重入时也如此。 - displaced header(缩写为hdr)
第一次拿到锁时hdr存放的是encode加密后的markword,重入时存放null。
思考:为什么锁重入时hdr存放的是null,而不是用计数器来实现呢?
假设一个场景,当一个线程同时拿到A、B、C...N 多个锁的时候,那么线程的堆栈中,肯定有多个锁对象的Lock Record,
如:
synchronized(a){ synchronized(b){ synchronized(c){ // do something synchronized(a){ // do something } } } }
当锁a重入时,如果用计数器,还得遍历当前线程堆栈拿到第一次的Lock Record,解锁时也要遍历,效率必然低下。作为jdk底层代码必然讲究效率。
以上纯属个人看法(欢迎交流)。
解锁
①:使用遍历方式将当前线程堆栈中属于该锁对象的Lock Record 指向Null。
②:CAS还原markword为无锁状态。
③:第②步失败需要升级为重量级锁。
优缺点
-
优点
在线程接替/交替执行的情况下,锁竞争比较小,可以避免成为重量级锁而引起的性能问题。 -
缺点
当锁竞争比较激烈、多线程同事竞争锁的时候,需要从轻量级升级为重量级,产生了额外的开销。
源码分析
加锁
加锁、解锁流程的代码在InterpreterRuntime.cpp中。
这是我从github拉下来的源码:
/** * (轻量级锁)加锁流程 * */ CASE(_monitorenter): { // (锁对象本身) oop lockee = STACK_OBJECT(-1); // derefing's lockee ought to provoke implicit null check CHECK_NULL(lockee); // find a free monitor or one already allocated for this object // if we find a matching object then we need a new monitor // since this is recursive enter BasicObjectLock* limit = istate->monitor_base(); BasicObjectLock* most_recent = (BasicObjectLock*) istate->stack_base(); // (这个entry就是大家常说的Lock Record吧) BasicObjectLock* entry = NULL; while (most_recent != limit ) { if (most_recent->obj() == NULL) entry = most_recent; else if (most_recent->obj() == lockee) break; most_recent++; } if (entry != NULL) { entry->set_obj(lockee); // (构建一个无锁状态的mark word) markOop displaced = lockee->mark()->set_unlocked(); // (放到lock record 中) entry->lock()->set_displaced_header(displaced); // 锁对象的markword是否为这个无锁的displaced markword // (CAS替换失败说明锁对象的markword 不是无所状态) if (Atomic::cmpxchg_ptr(entry, lockee->mark_addr(), displaced) != displaced) { // Is it simple recursive case? // (判断是否是锁重入) if (THREAD->is_lock_owned((address) displaced->clear_lock_bits())) { // (如果是重入场景,那么新的Lock Record 设置为Null) entry->lock()->set_displaced_header(NULL); } else { // (不是锁重入,且抢锁失败,说明锁竞争激烈,升级为重量级。进入重量级锁抢锁流程) CALL_VM(InterpreterRuntime::monitorenter(THREAD, entry), handle_exception); } } UPDATE_PC_AND_TOS_AND_CONTINUE(1, -1); } else { istate->set_msg(more_monitors); UPDATE_PC_AND_RETURN(0); // Re-execute } }
可以看得出来,这部分代码并没有体现出偏向锁的逻辑,有大佬给出原因,可以参考这篇博客:https://www.jianshu.com/p/4758852cbff4
其他大佬解析后的代码:
点击查看代码
CASE(_monitorenter): { // lockee 就是锁对象 oop lockee = STACK_OBJECT(-1); // derefing's lockee ought to provoke implicit null check CHECK_NULL(lockee); // code 1:找到一个空闲的Lock Record BasicObjectLock* limit = istate->monitor_base(); BasicObjectLock* most_recent = (BasicObjectLock*) istate->stack_base(); BasicObjectLock* entry = NULL; while (most_recent != limit ) { if (most_recent->obj() == NULL) entry = most_recent; else if (most_recent->obj() == lockee) break; most_recent++; } //entry不为null,代表还有空闲的Lock Record if (entry != NULL) { // code 2:将Lock Record的obj指针指向锁对象 entry->set_obj(lockee); int success = false; uintptr_t epoch_mask_in_place = (uintptr_t)markOopDesc::epoch_mask_in_place; // markoop即对象头的mark word markOop mark = lockee->mark(); intptr_t hash = (intptr_t) markOopDesc::no_hash; // code 3:如果锁对象的mark word的状态是偏向模式 if (mark->has_bias_pattern()) { uintptr_t thread_ident; uintptr_t anticipated_bias_locking_value; thread_ident = (uintptr_t)istate->thread(); // code 4:这里有几步操作,下文分析 anticipated_bias_locking_value = (((uintptr_t)lockee->klass()->prototype_header() | thread_ident) ^ (uintptr_t)mark) & ~((uintptr_t) markOopDesc::age_mask_in_place); // code 5:如果偏向的线程是自己且epoch等于class的epoch if (anticipated_bias_locking_value == 0) { // already biased towards this thread, nothing to do if (PrintBiasedLockingStatistics) { (* BiasedLocking::biased_lock_entry_count_addr())++; } success = true; } // code 6:如果偏向模式关闭,则尝试撤销偏向锁 else if ((anticipated_bias_locking_value & markOopDesc::biased_lock_mask_in_place) != 0) { markOop header = lockee->klass()->prototype_header(); if (hash != markOopDesc::no_hash) { header = header->copy_set_hash(hash); } // 利用CAS操作将mark word替换为class中的mark word if (Atomic::cmpxchg_ptr(header, lockee->mark_addr(), mark) == mark) { if (PrintBiasedLockingStatistics) (*BiasedLocking::revoked_lock_entry_count_addr())++; } } // code 7:如果epoch不等于class中的epoch,则尝试重偏向 else if ((anticipated_bias_locking_value & epoch_mask_in_place) !=0) { // 构造一个偏向当前线程的mark word markOop new_header = (markOop) ( (intptr_t) lockee->klass()->prototype_header() | thread_ident); if (hash != markOopDesc::no_hash) { new_header = new_header->copy_set_hash(hash); } // CAS替换对象头的mark word if (Atomic::cmpxchg_ptr((void*)new_header, lockee->mark_addr(), mark) == mark) { if (PrintBiasedLockingStatistics) (* BiasedLocking::rebiased_lock_entry_count_addr())++; } else { // 重偏向失败,代表存在多线程竞争,则调用monitorenter方法进行锁升级 CALL_VM(InterpreterRuntime::monitorenter(THREAD, entry), handle_exception); } success = true; } else { // 走到这里说明当前要么偏向别的线程,要么是匿名偏向(即没有偏向任何线程) // code 8:下面构建一个匿名偏向的mark word,尝试用CAS指令替换掉锁对象的mark word markOop header = (markOop) ((uintptr_t) mark & ((uintptr_t)markOopDesc::biased_lock_mask_in_place |(uintptr_t)markOopDesc::age_mask_in_place |epoch_mask_in_place)); if (hash != markOopDesc::no_hash) { header = header->copy_set_hash(hash); } markOop new_header = (markOop) ((uintptr_t) header | thread_ident); // debugging hint DEBUG_ONLY(entry->lock()->set_displaced_header((markOop) (uintptr_t) 0xdeaddead);) if (Atomic::cmpxchg_ptr((void*)new_header, lockee->mark_addr(), header) == header) { // CAS修改成功 if (PrintBiasedLockingStatistics) (* BiasedLocking::anonymously_biased_lock_entry_count_addr())++; } else { // 如果修改失败说明存在多线程竞争,所以进入monitorenter方法 CALL_VM(InterpreterRuntime::monitorenter(THREAD, entry), handle_exception); } success = true; } } // 如果偏向线程不是当前线程或没有开启偏向模式等原因都会导致success==false if (!success) { // 轻量级锁的逻辑 //code 9: 构造一个无锁状态的Displaced Mark Word,并将Lock Record的lock指向它 markOop displaced = lockee->mark()->set_unlocked(); entry->lock()->set_displaced_header(displaced); //如果指定了-XX:+UseHeavyMonitors,则call_vm=true,代表禁用偏向锁和轻量级锁 bool call_vm = UseHeavyMonitors; // 利用CAS将对象头的mark word替换为指向Lock Record的指针 if (call_vm || Atomic::cmpxchg_ptr(entry, lockee->mark_addr(), displaced) != displaced) { // 判断是不是锁重入 if (!call_vm && THREAD->is_lock_owned((address) displaced->clear_lock_bits())) { //code 10: 如果是锁重入,则直接将Displaced Mark Word设置为null entry->lock()->set_displaced_header(NULL); } else { CALL_VM(InterpreterRuntime::monitorenter(THREAD, entry), handle_exception); } } } UPDATE_PC_AND_TOS_AND_CONTINUE(1, -1); } else { // lock record不够,重新执行 istate->set_msg(more_monitors); UPDATE_PC_AND_RETURN(0); // Re-execute } }
解锁
/** * (轻量级锁)解锁流程 * */ CASE(_monitorexit): { oop lockee = STACK_OBJECT(-1); CHECK_NULL(lockee); BasicObjectLock* limit = istate->monitor_base(); BasicObjectLock* most_recent = (BasicObjectLock*) istate->stack_base(); // (挨个遍历当前线程栈中的Lock Record) while (most_recent != limit ) { // (Lock Record 的obj是否是需解锁的锁对象) if ((most_recent)->obj() == lockee) { BasicLock* lock = most_recent->lock(); markOop header = lock->displaced_header(); // (将obj设置为null(作删除处理)) most_recent->set_obj(NULL); // If it isn't recursive we either must swap old header or call the runtime if (header != NULL) { // (非重入,CAS替换对象头的markword 为Lock Rocord中的displaced markword) if (Atomic::cmpxchg_ptr(header, lockee->mark_addr(), lock) != lock) { // restore object for the slow case // (替换失败,表示锁已膨胀为重量级锁,此时markword指向ObjectMonitor的地址) most_recent->set_obj(lockee); // (走重量级锁的锁退出流程) CALL_VM(InterpreterRuntime::monitorexit(THREAD, most_recent), handle_exception); } } UPDATE_PC_AND_TOS_AND_CONTINUE(1, -1); } most_recent++; } // Need to throw illegal monitor state exception CALL_VM(InterpreterRuntime::throw_illegal_monitor_state_exception(THREAD), handle_exception); ShouldNotReachHere(); }
重量级锁
重量级锁是基于monitor模型进行实现的。
重量级锁是如何体现重量级的?
①:需要创建monitor,包含阻塞队列、竞争队列、继承者、锁拥有者等大量数据,会占用大量内存。
②:需要调用操作系统对线程进行park、unpark操作,会涉及到cpu在用户态和内核态之间切换,开销大。
③:monitor所运行的VM线程(内核线程)需要操作系统将那些调度,耗费时间。
monitor的初始化
①:monitor并不是一下子初始化完成的。
②:monitor在初始化的过程中,如果有线程进来获取锁,则会进行自旋。
③:线程进入monitor后会被封装成一个ObjectWaiter(双向链表结构),然后park住当前线程。当有线程退出锁后会进行unpark操作(唤醒操作涉及到操作系统,会产生额外的开销)。
ObjectWaiter的结构:
class ObjectWaiter : public StackObj { // ... ObjectWaiter * volatile _next; ObjectWaiter * volatile _prev; Thread* _thread; // ... };
monitor的组成
volatile markOop _header; // displaced object header word - mark void* volatile _object; // backward object pointer - strong root void * volatile _owner; // pointer to owning thread OR BasicLock volatile jlong _previous_owner_tid; // thread id of the previous owner of the monitor volatile intptr_t _recursions; // recursion count, 0 for first entry int OwnerIsThread ; // _owner is (Thread *) vs SP/BasicLock ObjectWaiter * volatile _cxq ; // LL of recently-arrived threads blocked on entry. ObjectWaiter * volatile _EntryList ; // Threads blocked on entry or reentry. Thread * volatile _succ ; // Heir presumptive thread - used for futile wakeup throttling volatile intptr_t _count; volatile intptr_t _waiters; // number of waiting threads ObjectWaiter * volatile _WaitSet; // LL of threads wait()ing on the monitor
monitor的工作流程
阻塞队列中的线程进入_cxq、_EntryList队列的过程有着不同的策略:
- policy == 0,头插_EntryList
- policy == 1,尾插_EntryList
- policy == 2,头插_cxq
- policy == 3,尾插_cxq
源码分析
加锁第一阶段
这部分代码并没有创建monitor。
大部分工作是对锁状态做判断、安全点的检查,考虑无锁、轻量级锁的重入情况,因为锁升级为重量级锁就直接进内核态了,消耗资源太多。
InterpreterRuntime.cpp#monitorenter源码:
IRT_ENTRY_NO_ASYNC(void, InterpreterRuntime::monitorenter(JavaThread* thread, BasicObjectLock* elem)) #ifdef ASSERT thread->last_frame().interpreter_frame_verify_monitor(elem); #endif if (PrintBiasedLockingStatistics) { Atomic::inc(BiasedLocking::slow_path_entry_count_addr()); } Handle h_obj(thread, elem->obj()); assert(Universe::heap()->is_in_reserved_or_null(h_obj()), "must be NULL or an object"); // 开启偏向锁 if (UseBiasedLocking) { // Retry fast entry if bias is revoked to avoid unnecessary inflation ObjectSynchronizer::fast_enter(h_obj, elem->lock(), true, CHECK); } else { ObjectSynchronizer::slow_enter(h_obj, elem->lock(), CHECK); } assert(Universe::heap()->is_in_reserved_or_null(elem->obj()), "must be NULL or an object"); #ifdef ASSERT thread->last_frame().interpreter_frame_verify_monitor(elem); #endif IRT_END
主要还是看ObjectSynchronizer::fast_enter、ObjectSynchronizer::slow_enter,这部分源码在synchronizer.cpp中。
void ObjectSynchronizer::fast_enter(Handle obj, BasicLock* lock, bool attempt_rebias, TRAPS) { // 开启偏向锁 if (UseBiasedLocking) { if (!SafepointSynchronize::is_at_safepoint()) { // 不在安全点(安全点指所有java线程都停在安全点,只有vm线程运行),需要撤销并重偏向 BiasedLocking::Condition cond = BiasedLocking::revoke_and_rebias(obj, attempt_rebias, THREAD); if (cond == BiasedLocking::BIAS_REVOKED_AND_REBIASED) { return; } } else { assert(!attempt_rebias, "can not rebias toward VM thread"); // 在安全点进行偏向锁的撤销 BiasedLocking::revoke_at_safepoint(obj); } assert(!obj->mark()->has_bias_pattern(), "biases should be revoked by now"); } // 上述操作是要保证在进入重量级锁之前锁状态应该处于轻量级锁 slow_enter (obj, lock, THREAD) ; } /** * slow enter * 主要对锁状态做判断,考虑无锁、轻量级锁的重入情况,因为锁升级为重量级锁就直接进内核态了,消耗资源太多。 * */ void ObjectSynchronizer::slow_enter(Handle obj, BasicLock* lock, TRAPS) { markOop mark = obj->mark(); assert(!mark->has_bias_pattern(), "should not see bias pattern here"); // (mark word是无锁状态) if (mark->is_neutral()) { lock->set_displaced_header(mark); if (mark == (markOop) Atomic::cmpxchg_ptr(lock, obj()->mark_addr(), mark)) { TEVENT (slow_enter: release stacklock) ; return ; } } else // (如果是锁重入) if (mark->has_locker() && THREAD->is_lock_owned((address)mark->locker())) { assert(lock != mark->locker(), "must not re-lock the same lock"); assert(lock != (BasicLock*)obj->mark(), "don't relock with same BasicLock"); lock->set_displaced_header(NULL); return; } // markword的值设置为值为marked_value的markword(不能看起来无锁,也不能看起来像持有偏向锁、轻量级锁的情况) lock->set_displaced_header(markOopDesc::unused_mark()); // 膨胀为重量级锁,enter方法后面进入重量级锁的抢占流程 ObjectSynchronizer::inflate(THREAD, obj())->enter(THREAD); }
如果是进入fast_enter(),那么就会再进行一次偏向锁开启的判断,再进入slow_enter()的逻辑中去,那么为什么不开始就直接进行slow_enter呢?就为了判断下锁偏向和撤销吗?这部分逻辑也完全可以写到slow_enter中去。这么写的原因未知。
加锁第二阶段
形成monitor,用来调度竞争锁的线程。
先看锁的膨胀过程:
ObjectMonitor * ATTR ObjectSynchronizer::inflate (Thread * Self, oop object) { // 自旋 for (;;) { const markOop mark = object->mark() ; assert (!mark->has_bias_pattern(), "invariant") ; // The mark can be in one of the following states: // * Inflated - just return(膨胀完成,直接返回) // * Stack-locked - coerce it to inflated(轻量级加锁状态) // * INFLATING - busy wait for conversion to complete(膨胀中) // * Neutral - aggressively inflate the object.(无锁状态) // * BIASED - Illegal. We should never see this()(偏向锁,非法,这里不能出现) // CASE: inflated if (mark->has_monitor()) { ObjectMonitor * inf = mark->monitor() ; assert (inf->header()->is_neutral(), "invariant"); assert (inf->object() == object, "invariant") ; assert (ObjectSynchronizer::verify_objmon_isinpool(inf), "monitor is invalid"); return inf ; } // 膨胀中,进行下一轮自旋 if (mark == markOopDesc::INFLATING()) { TEVENT (Inflate: spin while INFLATING) ; ReadStableMark(object) ; continue ; } // 轻量级锁状态 if (mark->has_locker()) { // 为当前线程分配一个monitor ObjectMonitor * m = omAlloc (Self) ; m->Recycle(); m->_Responsible = NULL ; m->OwnerIsThread = 0 ; m->_recursions = 0 ; m->_SpinDuration = ObjectMonitor::Knob_SpinLimit ; // Consider: maintain by type/class // CAS操作:尝试将markword设置为INFLATING状态,失败进行下一轮自旋 markOop cmp = (markOop) Atomic::cmpxchg_ptr (markOopDesc::INFLATING(), object->mark_addr(), mark) ; if (cmp != mark) { omRelease (Self, m, true) ; continue ; // Interference -- just retry } markOop dmw = mark->displaced_mark_helper() ; assert (dmw->is_neutral(), "invariant") ; m->set_header(dmw) ; m->set_owner(mark->locker()); m->set_object(object); guarantee (object->mark() == markOopDesc::INFLATING(), "invariant") ; object->release_set_mark(markOopDesc::encode(m)); if (ObjectMonitor::_sync_Inflations != NULL) ObjectMonitor::_sync_Inflations->inc() ; TEVENT(Inflate: overwrite stacklock) ; if (TraceMonitorInflation) { if (object->is_instance()) { ResourceMark rm; tty->print_cr("Inflating object " INTPTR_FORMAT " , mark " INTPTR_FORMAT " , type %s", (void *) object, (intptr_t) object->mark(), object->klass()->external_name()); } } return m ; } /** * 走到这里说明1:monitor 未膨胀完成 2:monitor不在膨胀过程中 3:锁状态也不是轻量级状态 * 能走到这里说明锁状态已经变为无锁状态了 */ assert (mark->is_neutral(), "invariant"); ObjectMonitor * m = omAlloc (Self) ; m->Recycle(); m->set_header(mark); m->set_owner(NULL); m->set_object(object); m->OwnerIsThread = 1 ; m->_recursions = 0 ; m->_Responsible = NULL ; m->_SpinDuration = ObjectMonitor::Knob_SpinLimit ; // consider: keep metastats by type/class // (省略部分代码) return m ; } }
ObjectSynchronizer::omAlloc的作用:
尝试从线程的本地omFreeList 分配。线程将首先尝试从其本地列表中分配,然后从全局列表中,只有在那些尝试失败后,线程才会尝试实例化新的监视器。线程本地空闲列表占用 加热 ListLock 并改善分配延迟,并减少共享全局列表上的一致性流量。
总之我也没看懂,大概就是分配一个monitor给该线程用...
加锁第三阶段
当monitor形成之后,线程是阻塞还是拿到锁执行同步块代码,就看线程自己的运气了。
线程进入monitor:
void ATTR ObjectMonitor::EnterI (TRAPS) { // 省略部分代码... // 尝试获取锁 if (TryLock (Self) > 0) { return ; } DeferredInitialize () ; // 不死心,再来一次 if (TrySpin (Self) > 0) { return ; } ObjectWaiter node(Self) ; Self->_ParkEvent->reset() ; node._prev = (ObjectWaiter *) 0xBAD ; node.TState = ObjectWaiter::TS_CXQ ; ObjectWaiter * nxt ; for (;;) { // 头插_cxq node._next = nxt = _cxq ; if (Atomic::cmpxchg_ptr (&node, &_cxq, nxt) == nxt) break ; // 还来? if (TryLock (Self) > 0) { return ; } } // 省略部分代码... for (;;) { if (TryLock (Self) > 0) break ; assert (_owner != Self, "invariant") ; if ((SyncFlags & 2) && _Responsible == NULL) { Atomic::cmpxchg_ptr (Self, &_Responsible, NULL) ; } // park self if (_Responsible == Self || (SyncFlags & 1)) { TEVENT (Inflated enter - park TIMED) ; Self->_ParkEvent->park ((jlong) RecheckInterval) ; // Increase the RecheckInterval, but clamp the value. RecheckInterval *= 8 ; if (RecheckInterval > 1000) RecheckInterval = 1000 ; } else { TEVENT (Inflated enter - park UNTIMED) ; Self->_ParkEvent->park() ; } // 唤醒后又可以进行抢锁啦~ if (TryLock(Self) > 0) break ; // 省略部分代码... } return ; }
果然synchronized不是公平锁,不过这也太不公平了。
解锁第一阶段
owner在退出持有锁的时候,会根据monitor的QMode策略,决定继承者的选取方式,选定继承者之前owner仍然会持有锁,以保证并行性。
void ATTR ObjectMonitor::exit(bool not_suspended, TRAPS) { // 省略部分代码... // 重入次数递减至0 if (_recursions != 0) { _recursions--; // this is simple recursive enter TEVENT (Inflated exit - recursive) ; return ; } if ((SyncFlags & 4) == 0) { _Responsible = NULL ; } // 自旋 for (;;) { // (...) 省略部分代码 ObjectWaiter * w = NULL ; int QMode = Knob_QMode ; // 绕过EntryList,直接从_cxq中唤醒线程作为下一个继承者用于竞争锁 if (QMode == 2 && _cxq != NULL) { w = _cxq ; assert (w != NULL, "invariant") ; assert (w->TState == ObjectWaiter::TS_CXQ, "Invariant") ; ExitEpilog (Self, w) ; return ; } // 将_cxq队列中的线程移到_EntryList尾部 if (QMode == 3 && _cxq != NULL) { w = _cxq ; for (;;) { assert (w != NULL, "Invariant") ; ObjectWaiter * u = (ObjectWaiter *) Atomic::cmpxchg_ptr (NULL, &_cxq, w) ; if (u == w) break ; w = u ; } assert (w != NULL , "invariant") ; ObjectWaiter * q = NULL ; ObjectWaiter * p ; for (p = w ; p != NULL ; p = p->_next) { guarantee (p->TState == ObjectWaiter::TS_CXQ, "Invariant") ; p->TState = ObjectWaiter::TS_ENTER ; p->_prev = q ; q = p ; } ObjectWaiter * Tail ; for (Tail = _EntryList ; Tail != NULL && Tail->_next != NULL ; Tail = Tail->_next) ; if (Tail == NULL) { _EntryList = w ; } else { // _EntryList 的tail的next执行_cxq的头部 Tail->_next = w ; w->_prev = Tail ; } } // 将_cxq队列中的线程移到_EntryList头部 if (QMode == 4 && _cxq != NULL) { // 如此可以保证最近竞争锁线程处于_EntryList的头部 w = _cxq ; for (;;) { assert (w != NULL, "Invariant") ; ObjectWaiter * u = (ObjectWaiter *) Atomic::cmpxchg_ptr (NULL, &_cxq, w) ; if (u == w) break ; w = u ; } assert (w != NULL , "invariant") ; ObjectWaiter * q = NULL ; ObjectWaiter * p ; for (p = w ; p != NULL ; p = p->_next) { guarantee (p->TState == ObjectWaiter::TS_CXQ, "Invariant") ; p->TState = ObjectWaiter::TS_ENTER ; p->_prev = q ; q = p ; } // 此时q为_cxq对了的tail线程 if (_EntryList != NULL) { q->_next = _EntryList ; _EntryList->_prev = q ; } _EntryList = w ; } // 若_EntryList不为空,QMode = 3 || QMode = 4 会唤醒_EntryList头部线程作为下一位继承者,并进行unpark操作 w = _EntryList ; if (w != NULL) { assert (w->TState == ObjectWaiter::TS_ENTER, "invariant") ; ExitEpilog (Self, w) ; return ; } w = _cxq ; if (w == NULL) continue ; /* * 能走到这里说明在这步采用线程进入_cxq队列,前面的操作中_cxq和_EntryList都是空队列 */ for (;;) { assert (w != NULL, "Invariant") ; ObjectWaiter * u = (ObjectWaiter *) Atomic::cmpxchg_ptr (NULL, &_cxq, w) ; if (u == w) break ; w = u ; } TEVENT (Inflated exit - drain cxq into EntryList) ; assert (w != NULL , "invariant") ; assert (_EntryList == NULL , "invariant") ; if (QMode == 1) { ObjectWaiter * s = NULL ; ObjectWaiter * t = w ; ObjectWaiter * u = NULL ; // 将_cxq队列反转,s为反转之后的_cxq while (t != NULL) { guarantee (t->TState == ObjectWaiter::TS_CXQ, "invariant") ; t->TState = ObjectWaiter::TS_ENTER ; u = t->_next ; t->_prev = u ; t->_next = s ; s = t; t = u ; } // 将反转倒序之后的_cxq放进_EntryList中 _EntryList = s ; assert (s != NULL, "invariant") ; } else { // QMode == 0 or QMode == 2 _EntryList = w ; ObjectWaiter * q = NULL ; ObjectWaiter * p ; // 将_cxq由单向链表转为双向链表 for (p = w ; p != NULL ; p = p->_next) { guarantee (p->TState == ObjectWaiter::TS_CXQ, "Invariant") ; p->TState = ObjectWaiter::TS_ENTER ; p->_prev = q ; q = p ; } } if (_succ != NULL) continue; w = _EntryList ; if (w != NULL) { guarantee (w->TState == ObjectWaiter::TS_ENTER, "invariant") ; ExitEpilog (Self, w) ; return ; } } }
解锁第二阶段
唤醒继承者,让它去尝试获取锁。
// 选取继承者、唤醒继承者队列的头部线程(代码就不看了): void ObjectMonitor::ExitEpilog (Thread * Self, ObjectWaiter * Wakee) { // Exit protocol: // 1. ST _succ = wakee // 2. membar #loadstore|#storestore; // 2. ST _owner = NULL // 3. unpark(wakee) }
总结
1:无论偏向锁、轻量级锁、重量级锁,都是可重入的。所以熟悉JAVA并发包的ReentrantLock重入锁机制是有必要的。
2:只有重量级锁需要操作系统去进行调度竞争锁的线程。
3:偏向锁的撤销不是为了使锁降级为无锁状态,而是需要先降级再转变为轻量级锁状态。
4:偏向锁的撤销需要等待全局安全点,且锁撤销有一定的开销。所以在多线程竞争激烈的情况下,可以实现关闭偏向锁来进行性能调优。
想看源码的看这些文件。
其他优化
JDK1.6 对锁的实现引入了大量的优化,如偏向锁、轻量级锁、自旋锁、适应性自旋锁、锁消除、锁粗化等技术来减少锁操作的开销。
①:适应性自旋
升级为重量级锁之前,会尝试自旋一定次数(默认10次,可通过参数-XX : PreBlockSpin
来更改)来延缓进入重量级锁的过程。
优点:若真的成功则可以避免锁升级,减少线程进入monitor从而带来的一系列开销。同时当前线程不会经历挂起-唤醒的过程,可以更快响应。
缺点:会一直占用cpu,若自旋失败则是额外的浪费。
②:锁粗化
将连在一起的加锁、解锁操作扩大范围,只进行一次性加锁、解锁操作。
如:
Object lock = new Object(); List<String> list = new ArrayList(); synchronized(lock){ list.add("a"); } synchronized(lock){ list.add("b"); } synchronized(lock){ list.add("c"); }
优化为:
Object lock = new Object(); List<String> list = new ArrayList(); synchronized(lock){ list.add("a"); list.add("b"); list.add("c"); }
③:锁消除
若当前线程创建的对象分配在堆,但不会被其他线程使用,那么这段代码就可以不加锁。
或者根据逃逸分析,当前线程new的对象不会被其他线程使用,那么也不需要加锁。
其他问题
①:当所状态为偏向锁时,如何存储hashcode信息?
若hashCode方法的调用是在对象已经处于偏向锁状态时调用,它的偏向状态会被立即撤销,并且锁会升级为重量级锁。
②:什么线程复用?
两个线程间隔5s启动,markword中thread信息一摸一样这个现象实际上就是JVM线程复用。
本文参考文章:
①: 小米信息部技术团队-synchronized 实现原理
②:synchronized的jvm源码加锁流程分析聊锁的意义
③:Java对象的内存布局
④:盘一盘 synchronized (二)—— 偏向锁批量重偏向与批量撤销
⑤:https://www.bbsmax.com/A/xl56qY9rJr/
⑥:Java并发编程:Synchronized底层优化(偏向锁、轻量级锁)
感触:上网搜很难看到自己想要的内容,甚至有的文章还会起误导性作用。果然还是要好好学习,厉害的大佬比比皆是。在性能调优上哪有什么最优解,只有合适与不合适,重在选择与取舍。