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。
