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深入JVM源码分析Synchronized实现原理


深入JVM源码分析Synchronized实现原理

前言

Synchronized是Java多线程同步中非常重要的一个关键字，并且Synchronized是JVM底层实现的，虽然网上很多资料都很详细的说明了他的原理和开锁的流程，但是笔者还是觉得不得劲儿，准备深入到JVM源码来看他的实现。

基础知识回顾

众所周知Synchronized的实现是根据字节码中的monitorexit和monitorenter两个指令来实现的，原理就是线程来争抢上锁对象的monitorObject监视器（无论是锁对象还是锁方法本质上都是锁对象），这个监视器对象的指针是存放在对象的对象头的MarkWord里面的。jdk6之后JVM引入了锁升级的概念，简单总结一下synchronized的执行过程：

1.检测Mark Word里面是不是当前线程的ID，如果是，表示当前线程处于偏向锁2.如果不是，则使用CAS将当前线程的D替换Mard Word，如果成功则表示当前线程获得偏向锁，置偏向标志位13.如果失败，则说明发生竞争，撤销偏向锁，进而升级为轻量级锁。4.当前线程使用CAS将对象头的Mark Word替换为锁记录指针，如果成功，当前线程获得锁5.如果失败，表示其他线程竞争锁，升级为重量级锁

深入源码

偏向锁和轻量级锁

本文源码部分基于openJdk8的hotspot虚拟机的源码。JVM将字节码加载到内存以后，它会对这两个指令进行解释执行， monitorenter和monitorexit的指令解析是通过 hotspot/src/share/vm/interpreter/InterpreterRuntime.cpp中的两个方法实现。我们先看monitorenter方法：

IRT_ENTRY_NO_ASYNC(void, InterpreterRuntime::monitorenter(JavaThread* thread, BasicObjectLock* elem)) thread->last_frame().interpreter_frame_verify_monitor(elem); //开启偏向锁统计 if (PrintBiasedLockingStatistics) { Atomic::inc(BiasedLocking::slow_path_entry_count_addr()); }... //启用偏向锁  if (UseBiasedLocking) { ObjectSynchronizer::fast_enter(h_obj, elem->lock(), true, CHECK); } else { ObjectSynchronizer::slow_enter(h_obj, elem->lock(), CHECK); }...

看关键代码,thread就是当前要获取锁的线程，这里先是统计偏向锁，默认PrintBiasedLockingStatistics参数是为false的，说明一下hotspot源码这里if(XXX)的地方这个XXX就是jvm参数，所以要开启就设置PrintBiasedLockingStatistics这个jvm参数为true就可以了。然后是启用偏向锁的话是调用的synchronizer.cpp的fast_enter快速进入没有启用的话就是slow_enter 。

void ObjectSynchronizer::fast_enter(Handle obj, BasicLock* lock, bool attempt_rebias, TRAPS) { //再次判断是否开启偏向锁 if (UseBiasedLocking) { //是否处于全局安全点 if (!SafepointSynchronize::is_at_safepoint()) { //获取偏向锁 BiasedLocking::Condition cond = BiasedLocking::revoke_and_rebias(obj, attempt_rebias, THREAD); //如果是重新获取偏向锁即重入的情况直接返回 if (cond == BiasedLocking::BIAS_REVOKED_AND_REBIASED) { return; } } else { //在安全点撤销偏向锁 assert(!attempt_rebias, "can not rebias toward VM thread"); BiasedLocking::revoke_at_safepoint(obj); } assert(!obj->mark()->has_bias_pattern(), "biases should be revoked by now"); } //偏向锁升级 slow_enter (obj, lock, THREAD) ;}

这里就是先启用偏向锁，实际上调用的是JVM的BiasedLocking偏向锁对象的revoke_and_rebias方法来上偏向锁并且返回当前偏向锁的状态，但是这里先判断了是否处于安全点，如果不在则判断偏向锁状态如果在则撤销偏向锁，安全点在JVM源码safepoint.hpp中的定义是： All Java threads are stopped at a safepoint. Only VM thread is running，简单来说，安全点就是指当线程运行到这类位置时，堆对象状态是确定一致的，JVM可以安全地进行操作，如GC，偏向锁解除等。HotSpot中，安全点位置主要在：

1.方法返回之前2.调用某个方法之后3.抛出异常的位置4.循环的末尾

revoke_and_rebias方法返回的是偏向锁状态，这个返回的状态是biasedLocking.hpp里定义的枚举：

 enum Condition { //表示该对象没有持有偏向锁 NOT_BIASED = 1, //BIAS_REVOKED表示该对象的偏向锁已经被撤销了，即其对象头已经恢复成默认的不开启偏向锁时的状态 BIAS_REVOKED = 2, //表示当前线程获取了该偏向锁 BIAS_REVOKED_AND_REBIASED = 3 };

在revoke_and_rebias方法里有很多判断，核心就是CAS去把当前线程ID写到对象头里，如果成功则获取成功偏向锁，失败则是有线程竞争通过BiasedLocking::Condition cond = revoke_bias(obj(), false, false, (JavaThread*) THREAD);来膨胀成轻量级锁或者撤销偏向锁，上偏向锁的核心代码是：

 markOop biased_value = mark; //生成一个新的偏向锁对象头，让当前线程占用该偏向锁 markOop rebiased_prototype = markOopDesc::encode((JavaThread*) THREAD, mark->age(), prototype_header->bias_epoch()); markOop res_mark = (markOop) Atomic::cmpxchg_ptr(rebiased_prototype, obj->mark_addr(), mark); if (res_mark == biased_value) { //如果修改成功 return BIAS_REVOKED_AND_REBIASED; }

然后回到外层了，如果偏向锁失败了则调用synchronizer.cpp的slow_enter方法用轻量级锁。在轻量级锁里有三种情况：1、无锁状态直接上锁；2、加锁状态，但是锁的持有者是当前线程，则是重入情况；3、加锁失败，发生竞争，升级成重量级锁。

第一种情况：

if (mark->is_neutral()) { //markWord保存到BasicLock的displaced_header字段 lock->set_displaced_header(mark); //用CAS把MarkWord更新为指向BasicLock对象的指针，若成功则获取到了轻量级锁 if (mark == (markOop) Atomic::cmpxchg_ptr(lock, obj()->mark_addr(), mark)) { TEVENT (slow_enter: release stacklock) ; return ; } //失败就升级成重量级锁 }

这里Atomic::cmpxchg_ptr就是JVM底层的CAS了，再底层就是判断当前操作系统来执行CPU指令了。

第二种情况：

else 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; }

虽然有锁但是锁的持有者是当前线程所以是可重入操作。可以看到轻量级锁在虚拟机内部，使用一个称为BasicObjecLock的对象实现，这个对象内部由一个BasicLock对象和一个持有该锁的Java对象指针组成。BasicobjectLock对象放置在Java栈的栈帧中。

最后如果是第三种情况就调用ObjectSynchronizer::inflate(THREAD, obj())->enter(THREAD);来升级成重量级锁：

lock->set_displaced_header(markOopDesc::unused_mark());ObjectSynchronizer::inflate(THREAD, obj())->enter(THREAD);

把BasicLock锁标记成未使用的，然后升级到重量级锁

重量级锁

首先根据基础知识重量级锁的实现实际上就是线程争抢对象的monitorObject监视器，那再看具体代码之前我们先来看看这个监视器对象的结构，在objectMonitor.hpp中：

 ObjectMonitor() { _header = NULL; _count = 0; _waiters = 0, _recursions = 0;//可重入次数 _object = NULL; _owner = NULL;//拥有者 _WaitSet = NULL; _WaitSetLock = 0 ; _Responsible = NULL ; _succ = NULL ; _cxq = NULL ; FreeNext = NULL ; _EntryList = NULL ; _SpinFreq = 0 ; _SpinClock = 0 ; OwnerIsThread = 0 ; _previous_owner_tid = 0; }

然后我们回到刚刚代码里，ObjectSynchronizer::inflate(THREAD, obj())->enter(THREAD);这个代码的意思就是先用inflate方法返回一个ObjectMonitor对象，然后调用enter方法。我们先看看inflate方法；在inflate方法中首先是for(;;)自旋，然后注释上写了有如下情况:

1、如果已经膨胀为重量级锁则直接返回

2、膨胀等待，其它线程正在从轻量级锁膨胀到重量级锁

3、存在轻量级锁，需要膨胀成重量级锁

4、无锁，直接上重量级锁

5、偏向锁，非法的情况

第一种情况：

 if (mark->has_monitor()) { //获取对象的监视器锁 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 ; }

如果此时有监视器了那么久直接返回这个监视器对象，重入情况。

第二种情况：

if (mark == markOopDesc::INFLATING()) { TEVENT (Inflate: spin while INFLATING) ; ReadStableMark(object) ; continue ; }

如果还不是重量级锁，就检查是否处于膨胀中状态（其他线程正在膨胀中），如果是膨胀中，就调用ReadStableMark方法进行等待，ReadStableMark方法执行完毕后再通过continue继续检查，ReadStableMark方法中还会调用os::NakedYield()释放CPU资源；

第三种情况：

 //存在轻量级锁 if (mark->has_locker()) { //获取可用监视器锁 ObjectMonitor * m = omAlloc (Self) ; //初始化监视器锁 m->Recycle(); m->_Responsible = NULL ; m->OwnerIsThread = 0 ; m->_recursions = 0 ; m->_SpinDuration = ObjectMonitor::Knob_SpinLimit ; // Consider: maintain by type/class //CAS更新状态为膨胀中 markOop cmp = (markOop) Atomic::cmpxchg_ptr (markOopDesc::INFLATING(), object->mark_addr(), mark) ; //CAS更新失败，则再次从第一种情况开始判断，自旋嘛 if (cmp != mark) { omRelease (Self, m, true) ; continue ;  } //已经成功更新了markword状态为膨胀中，它是锁状态更新为0的唯一途径，只有成功更新状态的单线程可以进行锁膨胀。 //获取栈中的markword markOop dmw = mark->displaced_mark_helper() ; assert (dmw->is_neutral(), "invariant") ; //将监视器字段设置为适当的值 m->set_header(dmw) ; //设置拥有锁的线程 m->set_owner(mark->locker()); //设置监视器的对象 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 ; }

简单来说，就是通过CAS将监视器对象OjectMonitor的状态设置为INFLATING，如果CAS失败，就在此循环，如果CAS设置成功，说明轻量级锁已经升级成了重量级锁，并且当前线程拥有这个锁，然后继续设置ObjectMonitor中的header、owner等字段，然后inflate方法返回监视器对象OjectMonitor；

最后是无锁情况：

 assert (mark->is_neutral(), "invariant"); //分配一个有效对象监视器 ObjectMonitor * m = omAlloc (Self) ; //重置监视器 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 ;  if (Atomic::cmpxchg_ptr (markOopDesc::encode(m), object->mark_addr(), mark) != mark) { m->set_object (NULL) ; m->set_owner (NULL) ; m->OwnerIsThread = 0 ; m->Recycle() ; omRelease (Self, m, true) ; m = NULL ; continue ;  } if (ObjectMonitor::_sync_Inflations != NULL) ObjectMonitor::_sync_Inflations->inc() ; TEVENT(Inflate: overwrite neutral) ; 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 ; }}

简单来说初始化一个监视器然后返回（剩下的也看不懂）。

然后就进入到了objectMonitor.cpp里面的enter方法了，这里就是获取到锁的方法了。根据上篇文章的知识积累，这里应该分为两种情况：1、成功获取到锁；2、获取锁失败进行某种机制等待锁。

第一种情况：

 Thread * const Self = THREAD ; void * cur ; //通过CAS把当前线程写入监视器的owner cur = Atomic::cmpxchg_ptr (Self, &_owner, NULL) ; //当前监视器没有owner，则获取锁成功直接返回 if (cur == NULL) { //用C++的断言判断可重入次数为0和owner为当前线程，不为的话就设置为 assert (_recursions == 0 , "invariant") ; assert (_owner == Self, "invariant") ; return ; } //若当前线程就是拥有者就是可重入情况 if (cur == Self) { // TODO-FIXME: check for integer overflow! BUGID 6557169. //这里jvm作者说这里需要判断可重入次数是否超过了integer的最大值 _recursions ++ ; return ; } //获取监视器锁成功，将_recursions设置为1，_owner设置为当前线程 if (Self->is_lock_owned ((address)cur)) { assert (_recursions == 0, "internal state error"); _recursions = 1 ; _owner = Self ; OwnerIsThread = 1 ; return ; }

第二种情况获取锁失败:

for (;;) { jt->set_suspend_equivalent(); // 如果获取锁失败，则等待锁的释放； EnterI (THREAD) ; if (!ExitSuspendEquivalent(jt)) break ; _recursions = 0 ; _succ = NULL ; exit (false, Self) ; jt->java_suspend_self(); } Self->set_current_pending_monitor(NULL); }

EnterI方法就是线程等待获取锁的了。根据上篇文章的储备知识，如果一个线程没有获取到锁的话，他应该先尝试再获取一次，然后自旋获取，最后是进入某种数据结构里排队阻塞获取。

 Thread * Self = THREAD ; assert (Self->is_Java_thread(), "invariant") ; assert (((JavaThread *) Self)->thread_state() == _thread_blocked , "invariant") ; //尝试获取锁 if (TryLock (Self) > 0) { assert (_succ != Self , "invariant") ; assert (_owner == Self , "invariant") ; assert (_Responsible != Self , "invariant") ; // 如果获取成功则退出，避免 park unpark 系统调度的开销 return ; } // 自旋获取锁 if (TrySpin(Self) > 0) { assert (_owner == Self, "invariant"); assert (_succ != Self, "invariant"); assert (_Responsible != Self, "invariant"); return; }

接下来，线程会被封装成ObjectWaiter对象并且通过CAS放入到_cxq列表里然后再次尝试获取锁：

 ObjectWaiter node(Self) ; Self->_ParkEvent->reset() ; node._prev = (ObjectWaiter *) 0xBAD ; node.TState = ObjectWaiter::TS_CXQ ; // 通过 CAS 把 node 节点 push 到_cxq 列表中 ObjectWaiter * nxt ; for (;;) { node._next = nxt = _cxq ; if (Atomic::cmpxchg_ptr (&node, &_cxq, nxt) == nxt) break ; // 再次 tryLock成功 if (TryLock (Self) > 0) { assert (_succ != Self , "invariant") ; assert (_owner == Self , "invariant") ; assert (_Responsible != Self , "invariant") ; return ; } }

还是根据上一篇文章里的知识，节点在队列里应该是先再次获取锁失败则被阻塞：

for (;;) { //尝试获取锁 if (TryLock (Self) > 0) break ; assert (_owner != Self, "invariant") ; if ((SyncFlags & 2) && _Responsible == NULL) { Atomic::cmpxchg_ptr (Self, &_Responsible, NULL) ; } // 如果指定时间则挂起一段时间 if (_Responsible == Self || (SyncFlags & 1)) { TEVENT (Inflated enter - park TIMED) ; Self->_ParkEvent->park ((jlong) RecheckInterval) ; RecheckInterval *= 8 ; if (RecheckInterval > 1000) RecheckInterval = 1000 ; } else {//否则只能等待其它事件唤醒 TEVENT (Inflated enter - park UNTIMED) ; Self->_ParkEvent->park() ; } //线程唤醒后再次尝试获取锁，如果查工获取锁结束阻塞 if (TryLock(Self) > 0) break ; // 再次尝试自旋 if ((Knob_SpinAfterFutile & 1) && TrySpin(Self) > 0) break; } return ;

那么再次根据上篇文章，那么这里获取失败的线程被阻塞了，就要等获取锁成功的线程执行完同步代码在开锁的时候唤醒了，那么我们就直接看exit方法:

void ATTR ObjectMonitor::exit(bool not_suspended, TRAPS) { Thread * Self = THREAD ; if (_recursions != 0) { _recursions--; // this is simple recursive enter TEVENT (Inflated exit - recursive) ; return ; } ObjectWaiter * w = NULL ; int QMode = Knob_QMode ; // 直接绕过 EntryList 队列，从 cxq 队列中获取线程用于竞争锁 if (QMode == 2 && _cxq != NULL) { w = _cxq ; assert (w != NULL, "invariant") ; assert (w->TState == ObjectWaiter::TS_CXQ, "Invariant") ; ExitEpilog (Self, w) ; return ; } // cxq 队列插入 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 ; } 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 { Tail->_next = w ; w->_prev = Tail ; } } // cxq 队列插入到_EntryList 头部 if (QMode == 4 && _cxq != NULL) { // 把 cxq 队列放入 EntryList // 此策略确保最近运行的线程位于 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 ; } if (_EntryList != NULL) { q->_next = _EntryList ; _EntryList->_prev = q ; } _EntryList = w ; } w = _EntryList ; if (w != NULL) { assert (w->TState == ObjectWaiter::TS_ENTER, "invariant") ; ExitEpilog (Self, w) ; return ; } w = _cxq ; if (w == NULL) continue ; for (;;) { assert (w != NULL, "Invariant") ; ObjectWaiter * u = (ObjectWaiter *) Atomic::cmpxchg_ptr (NULL, &_cxq, w) ; if (u == w) break ; w = u ; } if (QMode == 1) { // QMode == 1 : 把 cxq 倾倒入 EntryList 逆序 ObjectWaiter * s = NULL ; ObjectWaiter * t = w ; ObjectWaiter * u = NULL ; 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 ; } _EntryList = s ; assert (s != NULL, "invariant") ; } else { // QMode == 0 or QMode == 2 _EntryList = w ; ObjectWaiter * q = NULL ; ObjectWaiter * p ; // 将单向链表构造成双向环形链表； 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 ; } }}

这段代码很复杂， 简单总结就是先从_cxq队列中取出节点唤醒线程开始竞争锁，不行的话就把_cxq加入到entryList中，然后再从entryList中唤醒节点进行锁竞争，用一个图来总结队列协作的过程:

总结

本文通过openJdk的hotspot虚拟机源码来分析了Synchronized的实现原理和锁升级过程，可以看出Synchronized的重量级锁的设计思想和理念和AQS非常相似，所以知识都是互通的。因为笔者的C++可以说是0基础，这篇文章是粗略读了一下源码结合网上的文章写的，有不对之处还请多多执教。

参考:


[synchronized 实现原理]:

https://xiaomi-info.github.io/2020/03/24/synchronized/

[Java Synchronized JVM实现分析]:

https://sq.163yun.com/blog/article/188805878260191232

[Java的wait()、notify()学习三部曲之一：JVM源码分析]:

https://zhuanlan.zhihu.com/p/75882528


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