java多线程互斥和JVM锁机制

synchronized的重量级别的锁，就是在线程运行到该代码块的时候，让程序的运行级别从用户态切换到内核态，把所有的线程挂起，让cpu通过操作系统指令，去调度多线程之间，谁执行代码块，谁进入阻塞状态。这样会频繁出现程序运行状态的切换，线程的挂起和唤醒，这样就会大量消耗资源，程序运行的效率低下。为了提高效率，jvm的开发人员，引入了偏向锁，和轻量级锁，尽量让多线程访问公共资源的时候，不进行程序运行状态的切换，由用户态进入内核态，借助操作系统进行互斥。

vm规范中可以看到synchronized在jvm里实现原理，jvm基于进入和退出Monitor对象来实现方法同步和代码块同的。在代码同步的开始位置织入monitorenter,在结束同步的位置（正常结束和异常结束处）织入monitorexit指令实现。线程执行到monitorenter处，讲会获取锁对象锁对应的monitor的所有权，即尝试获得对象的锁。（任意对象都又一个monitor与之关联，当且一个monitor被持有后，他处于锁定状态）

java的多线程安全是基于lock机制实现的，而lock的性能往往不如人意。原因是，monitorenter与monitorexit这两个控制多线程同步的bytecode原语，是jvm依赖操作系统互斥（mutex）来实现的。

互斥是一种会导致线程挂起，并在较短时间内又需要重新调度回原线程的，较为消耗资源的操作。

为了优化java的Lock机制，从java6开始引入轻量级锁的概念。轻量级锁本意是为了减少多线程进入互斥的几率，并不是要替代互斥。它利用了cpu原语Compare-And-Swap（cas,汇编指令CMPXCHG）,尝试进入互斥前，进行补救。

为什么要自旋或者自适应自旋

前面我们讨论互斥同步的时候，提到了互斥同步对性能最大的影响是阻塞的实现，挂起线程和恢复线程的操作都需要转入内核态中完成，这些操作给系统的并发性能 带来了很大的压力。同时，虚拟机的开发团队也注意到在许多应用上，共享数据的锁定状态只会持续很短的一段时间，为了这段时间去挂起和恢复线程并不值得。如 果物理机器有一个以上的处理器，能让两个或以上的线程同时并行执行，我们就可以让后面请求锁的那个线程“稍等一会”，但不放弃处理器的执行时间，看看持有 锁的线程是否很快就会释放锁。为了让线程等待，我们只须让线程执行一个忙循环（自旋），这项技术就是所谓的自旋锁。

自旋锁在JDK 1.4.2中就已经引入，只不过默认是关闭的，可以使用-XX:+UseSpinning参数来开启，在JDK 1.6中就已经改为默认开启了。自旋等待不能代替阻塞，且先不说对处理器数量的要求，自旋等待本身虽然避免了线程切换的开销，但它是要占用处理器时间的， 所以如果锁被占用的时间很短，自旋等待的效果就会非常好，反之如果锁被占用的时间很长，那么自旋的线程只会白白消耗处理器资源，而不会做任何有用的工作， 反而会带来性能的浪费。因此自旋等待的时间必须要有一定的限度，如果自旋超过了限定的次数仍然没有成功获得锁，就应当使用传统的方式去挂起线程了。自旋次 数的默认值是10次，用户可以使用参数-XX:PreBlockSpin来更改。

在JDK 1.6中引入了自适应的自旋锁。自适应意味着自旋的时间不再固定了，而是由前一次在同一个锁上的自旋时间及锁的拥有者的状态来决定。如果在同一个锁对象 上，自旋等待刚刚成功获得过锁，并且持有锁的线程正在运行中，那么虚拟机就会认为这次自旋也很有可能再次成功，进而它将允许自旋等待持续相对更长的时间， 比如100个循环。另一方面，如果对于某个锁，自旋很少成功获得过，那在以后要获取这个锁时将可能省略掉自旋过程，以避免浪费处理器资源。有了自适应自 旋，随着程序运行和性能监控信息的不断完善，虚拟机对程序锁的状况预测就会越来越准确，虚拟机就会变得越来越“聪明”了。

锁削除

锁削除是指虚拟机即时编译器在运行时，对一些代码上要求同步，但是被检测到不可能存在共享数据竞争的锁进行削除。锁削除的主要判定依据来源于逃逸分析的数 据支持（第11章已经讲解过逃逸分析技术），如果判断到一段代码中，在堆上的所有数据都不会逃逸出去被其他线程访问到，那就可以把它们当作栈上数据对待， 认为它们是线程私有的，同步加锁自然就无须进行。

也许读者会有疑问，变量是否逃逸，对于虚拟机来说需要使用数据流分析来确定，但是程序员自己应该是很清楚的，怎么会在明知道不存在数据争用的 情况下要求同步呢？答案是有许多同步措施并不是程序员自己加入的，同步的代码在Java程序中的普遍程度也许超过了大部分读者的想象。比如：（只是说明概念，但实际情况并不一定如例子）在线程安全的环境中使用stringBuffer进行字符串拼加。则会在java文件编译的时候，进行锁销除。

锁粗化

原则上，我们在编写代码的时候，总是推荐将同步块的作用范围限制得尽量小——只在共享数据的实际作用域中才进行同步，这样是为了使得需要同步的操作数量尽可能变小，如果存在锁竞争，那等待锁的线程也能尽快地拿到锁

大部分情况下，上面的原则都是正确的，但是如果一系列的连续操作都对同一个对象反复加锁和解锁，甚至加锁操作是出现在循环体中的，那即使没有线程竞争，频繁地进行互斥同步操作也会导致不必要的性能损耗

如果虚拟机探测到有这样一串零碎的操作都对同一个对象加锁，将会把加锁同步的范围扩展（锁粗化）到整个操作序列的外部

锁的状态

锁一共有四种状态（由低到高的次序）：无锁状态，偏向锁状态，轻量级锁状态，重量级锁状态

锁的等级只可以升级，不可以降级。这种锁升级却不能降级的策略，目的是为了提高获得锁和释放锁的效率。

偏向锁

a线程获得锁，会在a线程的的栈帧里创建lock record(锁记录变量)，则在锁对象的对象头里和lock record里存储a线程的线程id.以后该线程的进入，就不需要cas操作，只需要判断是否是当前线程。

a线程获取锁，不会释放锁。直到b线程也要竞争该锁时，a线程才会释放锁。
偏向锁的释放，需要等待全局安全点（在这个时间点上没有正在执行的字节码），它会首先暂停拥有偏向锁的线程，然后检查持有偏向锁的线程是否还活着，如果线程不处于活动状态，则将对象头设置成无锁状态。如果线程仍然活着，拥有偏向锁的栈会被执行，遍历偏向对象的所记录。栈帧中的锁记录和对象头的Mark Word要么重新偏向其他线程，要么恢复到无锁，或者标记对象不适合作为偏向锁。最后唤醒暂停的线程。
关闭偏向锁，通过jvm的参数-XX:UseBiasedLocking=false,则默认会进入轻量级锁。

轻量级锁

a线程获得锁，会在a线程的栈帧里创建lock record(锁记录变量)，让lock record的指针指向锁对象的对象头中的mark word.再让mark word 指向lock record.这就是获取了锁。
轻量级锁，b线程在锁竞争时，发现锁已经被a线程占用，则b线程不进入内核态，让b线程自旋，执行空循环，等待a线程释放锁。如果，完成自旋策略还是发现a线程没有释放锁，或者让c线程占用了。则b线程试图将轻量级锁升级为重量级锁。

锁记录（lockrecord）和对象头（mark word）的进行指针交换的示意图

重量级锁

重量级锁，就是让争抢锁的线程从用户态转换成内核态。让cpu借助操作系统进行线程协调

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