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写在前边

• 走到哪都有各种琐事，在MySQL中咱现已聊透了各种琐事 ->MySQL锁机制&&事务，今日来看看Java里边的锁晋级进程，以及各种锁之间的比较，失望达观，粗化消除~

四种锁的Markword

优先程度

• 倾向锁->轻量级锁-(先自旋不行再胀大)>重量级锁(不会自旋直接堵塞)

轻量级锁

只是栈中一个锁目标,不是monitor这种重量级

轻量级锁的运用场景是：假如一个目标虽然有多个线程要对它进行加锁，可是加锁的时间是错开的（也便是没有人能够竞赛的,所以不会呈现堵塞的状况），那么能够运用轻量级锁来进行优化。轻量级锁对运用者是通明的，即语法仍然是synchronized，假设有两个办法同步块，利用同一个目标加锁

static final Object obj = new Object();
public static void method1() {
synchronized( obj ) {
// 同步块 A
method2();
}
}
public static void method2() {
synchronized( obj ) {
// 同步块 B
}
}

1. 每次指向到synchronized代码块时，都会创立锁记载（Lock Record）目标，每个线程都会包括一个锁记载的结构，锁记载内部能够贮存目标的Mark Word(用来改变目标的lock record编码)和目标引用reference (表明指向哪个目标)

2. 让锁记载中的Object reference指向目标，而且测验用CAS(compare and sweep)替换Object目标的Mark Word(表明加锁) , 将目标的Mark Word更新为指向Lock Record的指针，并将Mark Word 的值存入锁记载中 (等同于将Lock Record里的owner指针指向目标的Mark Word。)

3. 假如cas替换成功，那么目标的目标头贮存的便是锁记载的地址和状况01，如下所示

4. 假如cas失利，有两种状况
   1. 假如是其它线程现已持有了该Object的轻量级锁，那么表明有竞赛，将进入锁胀大阶段
   2. 假如是自己的线程现已履行了synchronized进行加锁，那么那么再添加一条 Lock Record 作为重入的计数

且此刻新的一条Lock Record中,目标的MarkWord为null(相当于被前一个抢了)

5. 当线程退出synchronized代码块的时分，假如获取的是取值为 null 的锁记载，表明有重入，这时重置锁记载，表明重入计数减一

6. 当线程退出synchronized代码块的时分，假如获取的锁记载取值不为 null，那么**运用cas将Mark Word的值康复给目标 **
   1. 成功则解锁成功
   2. 失利，则说明轻量级锁进行了锁胀大或现已晋级为重量级锁，进入重量级锁解锁流程

总结

• 加锁和解锁都是用CAS来交换Lock Record

锁胀大

假如在测验加轻量级锁的进程中，cas操作无法成功，这是有一种状况便是其它线程现已为这个目标加上了轻量级锁，这是就要进行锁胀大，将轻量级锁变成重量级锁。

1. 当 Thread-1 进行轻量级加锁时，Thread-0 现已对该目标加了轻量级锁

2. 这时 Thread-1 加轻量级锁失利，进入锁胀大流程
   1. 即为目标恳求Monitor锁，让Object指向重量级锁地址，然后自己进入Monitor 的EntryList 变成BLOCKED堵塞状况

3. 当Thread-0 推出synchronized同步块时，运用cas将Mark Word的值康复给目标头，失利，那么会进入重量级锁的解锁进程，即依照Monitor的地址找到Monitor目标，将Owner设置为null，唤醒EntryList 中的Thread-1线程

总流程

自旋优化

为了让当时线程“稍等一下”，咱们需让当时线程进行自旋，假如在自旋完成后前面锁定同步资源的线程现已开释了锁，那么当时线程就能够不必堵塞而是直接获取同步资源，然后避免切换线程的开支。这便是自旋锁。

重量级锁竞赛的时分，还能够运用自旋来进行优化，假如当时线程自旋成功（即在自旋的时分持锁的线程开释了锁），那么当时线程就能够不必进行上下文切换就取得了锁

1. 自旋重试成功的状况

2. 自旋重试失利的状况，自旋了一定次数仍是没有比及持锁的线程开释锁

自旋会占用 CPU 时间，单核 CPU 自旋便是糟蹋，多核 CPU 自旋才能发挥优势。在 Java 6 之后自旋锁是自适应的，比如目标刚刚的一次自旋操作成功过，那么以为这次自旋成功的或许性会高，就多自旋几次；反之，就少自旋甚至不自旋，总之，比较智能。Java 7 之后不能控制是否敞开自旋功能

自适应自旋锁

自旋锁在JDK1.4.2中引入，运用-XX:+UseSpinning来敞开。JDK 6中变为默许敞开，而且引入了自适应的自旋锁（适应性自旋锁）。

自适应意味着自旋的时间（次数）不再固定，而是由前一次在同一个锁上的自旋时间及锁的具有者的状况来决定。假如在同一个锁目标上，自旋等候刚刚成功取得过锁，而且持有锁的线程正在运转中，那么虚拟机就会以为这次自旋也是很有或许再次成功，进而它将答应自旋等候继续相对更长的时间。假如关于某个锁，自旋很少成功取得过，那在以后测验获取这个锁时将或许省掉掉自旋进程，直接堵塞线程，避免糟蹋处理器资源。

在自旋锁中 还有三种常见的锁形式: TicketLock、CLHlock和MCSlock

倾向锁

在轻量级的锁中，咱们能够发现，假如同一个线程对同一2目标进行重入锁时，也需求履行CAS操作，这是有点耗时的，所以java6开端引入了倾向锁，只有第一次运用CAS时将目标的Mark Word头设置为入锁线程ID，之后这个入锁线程再进行重入锁时，发现线程ID是自己的，那么就不必再进行CAS来加锁和解锁了

倾向状况

一个目标的创立进程

1. 假如敞开了倾向锁（默许是敞开的），那么目标刚创立之后，Mark Word 最终三位的值101，而且这是它的Thread，epoch，age都是0，在加锁的时分进行设置这些的值.
2. 倾向锁默许是推迟的，不会在程序发动的时分马上生效，假如想避免推迟，能够添加虚拟机参数来禁用推迟：-XX:BiasedLockingStartupDelay=0来禁用推迟
3. 留意：处于倾向锁的目标解锁后，线程 id 仍存储于目标头中

加上虚拟机参数-XX:BiasedLockingStartupDelay=0进行测验

public static void main(String[] args) throws InterruptedException {
Test1 t = new Test1();
    //加锁前
test.parseObjectHeader(getObjectHeader(t))；
    //加锁后
synchronized (t){
test.parseObjectHeader(getObjectHeader(t));
}
    //开释锁后
test.parseObjectHeader(getObjectHeader(t));
} 
//输出成果如下，三次输出的状况码都为101
biasedLockFlag (1bit): 1
LockFlag (2bit): 01
biasedLockFlag (1bit): 1
LockFlag (2bit): 01
biasedLockFlag (1bit): 1
LockFlag (2bit): 01 

禁用倾向锁

测验禁用：假如没有敞开倾向锁，那么目标创立后最终三位的值为001，这时分它的hashcode，age都为0，hashcode是第一次用到hashcode时才赋值的。在上面测验代码运转时在添加 VM 参数-XX:-UseBiasedLocking禁用倾向锁（禁用倾向锁则优先运用轻量级锁），退出synchronized状况变回001

1. 测验代码：虚拟机参数-XX:-UseBiasedLocking
2. 输出成果如下，最开端状况为001，然后加轻量级锁变成00，最终康复成001

biasedLockFlag (1bit): 0
LockFlag (2bit): 01
LockFlag (2bit): 00
biasedLockFlag (1bit): 0
LockFlag (2bit): 01 

吊销倾向锁-hashcode办法

测验 hashCode：当调用目标的hashcode办法的时分就会吊销这个目标的倾向锁，由于运用倾向锁时没有方位存**hashcode**的值了 而轻量级锁存在lockRecord,重量级锁存在monitor

1. 测验代码如下，运用虚拟机参数-XX:BiasedLockingStartupDelay=0 ，确保咱们的程序最开端运用了倾向锁！可是成果显现程序仍是运用了轻量级锁。

public static void main(String[] args) throws InterruptedException {
Test1 t = new Test1();
    //吊销倾向锁
t.hashCode();
test.parseObjectHeader(getObjectHeader(t));
synchronized (t){
test.parseObjectHeader(getObjectHeader(t));
}
test.parseObjectHeader(getObjectHeader(t));
} 
输出成果
biasedLockFlag (1bit): 0
LockFlag (2bit): 01
LockFlag (2bit): 00
biasedLockFlag (1bit): 0
LockFlag (2bit): 01 

吊销倾向锁-其它线程运用目标

这里咱们演示的是倾向锁吊销变成轻量级锁的进程，那么就得满足轻量级锁的运用条件，便是没有线程对同一个目标进行锁竞赛，咱们运用wait 和 notify 来辅佐完成

1. 代码，虚拟机参数-XX:BiasedLockingStartupDelay=0确保咱们的程序最开端运用了倾向锁！
2. 输出成果，最开端运用的是倾向锁，可是第二个线程测验获取目标锁时，发现原本目标倾向的是线程一，那么倾向锁就会失效，加的便是轻量级锁

biasedLockFlag (1bit): 1
LockFlag (2bit): 01
biasedLockFlag (1bit): 1
LockFlag (2bit): 01
biasedLockFlag (1bit): 1
LockFlag (2bit): 01
biasedLockFlag (1bit): 1
LockFlag (2bit): 01
LockFlag (2bit): 00
biasedLockFlag (1bit): 0
LockFlag (2bit): 01 

吊销倾向锁 – 调用 wait/notify

会使目标的锁变成重量级锁，由于wait/notify办法只有重量级锁才支撑

批量重倾向

假如目标被多个线程拜访，可是没有竞赛，这时分倾向了线程一的目标又有时机重新倾向线程二，即能够不必晋级为轻量级锁，可这和咱们之前做的试验矛盾了呀，其实要完成重新倾向是要有条件的：便是超过20目标对同一个线程如线程一吊销倾向时，那么第20个及以后的目标才能够将吊销对线程一的倾向这个动作变为将第20个及以后的目标倾向线程二。

达观锁VS失望锁

达观锁(无锁)

CAS

长处

• 不会呈现堵塞,一切线程都处于竞赛状况,适用于线程较小的状况

缺陷

• 当线程较多的时分,会不断自旋糟蹋cpu资源

多读用达观锁(抵触少)

多写用失望锁(抵触多)

从上面临两种锁的介绍，咱们知道两种锁各有优缺陷，不能够为一种好于另一种，像达观锁适用于写比较少的状况下（多读场景），即抵触真的很少发生的时分，这样能够省去了锁的开支，加大了体系的整个吞吐量。但假如是多写的状况，一般会常常发生抵触，这就会导致上层应用会不断的进行 retry，这样反倒是降低了功能，所以一般多写的场景下用失望锁就比较适宜。

公正锁VS非公正锁

公正锁

公正锁的长处是等候锁的线程不会饿死。缺陷是全体吞吐功率相对非公正锁要低，等候队列中除第一个线程以外的一切线程都会堵塞，CPU唤醒堵塞线程的开支比非公正锁大。

非公正锁

非公正锁的长处是能够削减唤起线程的开支(比如新的线程D进来的时分刚好前边的线程A开释了锁,那么D能够直接获取锁,无需进入堵塞队列)，全体的吞吐功率高，由于线程有几率不堵塞直接取得锁，CPU不必唤醒一切线程。缺陷是处于等候队列中的线程或许会饿死，或许等很久才会取得锁。

完成

ReentrantLock供给了公正和非公正锁的完成。 公正锁：ReentrantLockpairLock =new ReentrantLock(true）。 非公正锁：ReentrantLockpairLock =new ReentrantLock(false）。

• 假如构造函数不传递参数，则默许是非公正锁。

源码比较

经过上图中的源代码比照，咱们能够明显的看出公正锁与非公正锁的lock()办法仅有的差异就在于公正锁在获取同步状况时多了一个限制条件：hasQueuedPredecessors()。

再进入hasQueuedPredecessors()，能够看到该办法首要做一件作业：首要是判别当时线程是否位于同步队列中的第一个。假如是则回来true，否则回来false。

综上，公正锁便是经过同步队列来完成多个线程依照恳求锁的次序来获取锁，然后完成公正的特性。非公正锁加锁时不考虑排队等候问题，直接测验获取锁，所以存在后恳求却先取得锁的状况。

可重入锁vs不行重入锁

不行重入锁或许会导致死锁问题

首要ReentrantLock和NonReentrantLock都继承父类AQS，其父类AQS中维护了一个同步状况status来计数重入次数，status初始值为0。

当线程测验获取锁时，可重入锁先测验获取并更新status值，假如status == 0表明没有其他线程在履行同步代码，则把status置为1，当时线程开端履行。假如status != 0，则判别当时线程是否是获取到这个锁的线程，假如是的话履行status+1，且当时线程能够再次获取锁。而非可重入锁是直接去获取并测验更新当时status的值，假如status != 0的话会导致其获取锁失利，当时线程堵塞。

开释锁时，可重入锁相同先获取当时status的值，在当时线程是持有锁的线程的前提下。假如status-1 == 0，则表明当时线程一切重复获取锁的操作都现已履行结束，然后该线程才会真正开释锁。而非可重入锁则是在确认当时线程是持有锁的线程之后，直接将status置为0，将锁开释。

锁消除和锁粗化

blog.csdn.net/qq_26222859…

锁消除

锁消除是发生在编译器级别的一种锁优化方法。
有时分咱们写的代码完全不需求加锁，却履行了加锁操作。

锁消除是Java虚拟机在JIT编译时，经过对运转上下文的扫描，去除不或许存在同享资源竞赛的锁，经过锁消除，能够节约毫无意义的恳求锁时间。

比如，StringBuffer类的append操作：

@Override
public synchronized StringBuffer append(String str) {
    toStringCache = null;
    super.append(str);
    return this;
}

从源码中能够看出，append办法用了synchronized关键词，它是线程安全的。但咱们或许仅在线程内部把StringBuffer当作局部变量运用，比如：

    public static String test(String str1, String str2) {
        StringBuffer sb = new StringBuffer();
        sb.append(str1);
        sb.append(str2);
        return sb.toString();
    }
}

此刻不同线程调用该办法，都会创立不同的stringbuffer目标，并不会呈现锁竞赛等同步问题，所以此刻编译器会做优化，去除不或许存在同享资源竞赛的锁，这便是锁消除。

锁削除的首要断定依据来源于逃逸剖析的数据支撑，假如判别到一段代码中，在堆上的一切数据都不会逃逸出去被其他线程拜访到，那就能够把它们当作栈上数据对待，以为它们是线程私有的，同步加锁天然就无须进行。

锁粗化

public void doSomethingMethod(){
    synchronized(lock){
        //do some thing
    }
	//两个加锁进程中心，还有一些代码，但履行的速度很快
    synchronized(lock){
        //do other thing
    }
}

这两块需求同步操作的代码之间，需求做一些其它的作业，而这些作业只会花费很少的时间，那么咱们就能够把这些作业代码放入锁内，将两个同步代码块兼并成一个，以降低屡次锁恳求、同步、开释带来的体系功能耗费，兼并后的代码如下:

public void doSomethingMethod(){
    //进行锁粗化：整合成一次锁恳求、同步、开释
    synchronized(lock){
        //do some thing
        //做其它不需求同步但能很快履行完的作业
        //do other thing
    }
}

手撕面答环节 — 这是一条分割线

synchronized怎样确保可见性？

• 线程加锁前，将清空作业内存中同享变量的值，然后运用同享变量时需求从主内存中重新读取最新的值。
• 线程加锁后，其它线程无法获取主内存中的同享变量。
• 线程解锁前，必须把同享变量的最新值刷新到主内存中。

synchronized怎样确保有序性？

synchronized同步的代码块，具有排他性，一次只能被一个线程具有，所以synchronized确保同一时间，代码是单线程履行的。

由于as-if-serial语义的存在，单线程的程序能确保最终成果是有序的，可是不确保不会指令重排。

所以synchronized确保的有序是履行成果的有序性，而不是避免指令重排的有序性。

synchronized怎样完成可重入的呢？

synchronized 是可重入锁，也便是说，答应一个线程二次恳求自己持有目标锁的临界资源，这种状况称为可重入锁。

synchronized 锁目标的时分有个计数器，他会记载下线程获取锁的次数，在履行完对应的代码块之后，计数器就会-1，直到计数器清零，就开释锁了。

之所以，是可重入的。是由于 synchronized 锁目标有个计数器，会随着线程获取锁后 +1 计数，当线程履行结束后 -1，直到清零开释锁。

锁晋级？synchronized优化了解吗？

Java目标头里，有一块结构，叫Mark Word标记字段，这块结构会随着锁的状况改变而改变。

64 位虚拟机 Mark Word 是 64bit，咱们来看看它的状况改变：

Mark Word存储目标本身的运转数据，如哈希码、GC分代年纪、锁状况标志、倾向时间戳（Epoch）等。

• 倾向锁：在无竞赛的状况下，只是在Mark Word里存储当时线程指针，CAS操作都不做。

• 轻量级锁：在没有多线程竞赛时，相对重量级锁，削减操作体系互斥量带来的功能耗费。可是，假如存在锁竞赛，除了互斥量本身开支，还额定有CAS操作的开支。

• 自旋锁：削减不必要的CPU上下文切换。在轻量级锁晋级为重量级锁时，就运用了自旋加锁的方法

• 锁粗化：将多个连续的加锁、解锁操作连接在一起，扩展成一个范围更大的锁。

• 锁消除：虚拟机即时编译器在运转时，对一些代码上要求同步，可是被检测到不或许存在同享数据竞赛的锁进行消除。

晋级的详细进程

首要是无锁，没有竞赛的状况

倾向锁

再是倾向锁，判别是否能够倾向，检查线程ID是否为当时线程，是的话则直接履行，无需CAS

不是则CAS争夺锁，若成功则设置线程ID为自己 失利，则晋级为轻量级锁

倾向锁的吊销

1. 倾向锁不会自动开释(吊销)，只有遇到其他线程竞赛时才会履行吊销，由于吊销需求知道当时持有该倾向锁的线程栈状况，因此要比及safepoint时履行，此刻持有该倾向锁的线程（T）有‘2’，‘3’两种状况；
2. 吊销—-T线程现已退出同步代码块，或许现已不再存活，则直接吊销倾向锁，变成无锁状况—-该状况到达阈值20则履行批量重倾向
3. 晋级—-T线程还在同步代码块中，则将T线程的倾向锁晋级为轻量级锁，当时线程履行轻量级锁状况下的锁获取步骤—-该状况到达阈值40则履行批量吊销

轻量级锁

1. 进行加锁操作时，jvm会判别是否现已时重量级锁，假如不是，则会在当时线程栈帧中划出一块空间，作为该锁的锁记载，而且将锁目标MarkWord仿制到该锁记载中
2. 仿制成功之后，jvm运用CAS操作将目标头MarkWord更新为指向锁记载的指针，并将锁记载里的owner指针指向目标头的MarkWord。假如成功，则履行‘3’，否则履行‘4’
3. 更新成功，则当时线程持有该目标锁，而且目标MarkWord锁标志设置为‘00’，即表明此目标处于轻量级锁状况
4. 更新失利，jvm先检查目标MarkWord是否指向当时线程栈帧中的锁记载，假如是则履行‘5’，否则履行‘6’
5. 表明锁重入；然后当时线程栈帧中添加一个锁记载第一部分（Displaced Mark Word）为null，并指向Mark Word的锁目标，起到一个重入计数器的效果。
6. 表明该锁目标现已被其他线程抢占，则进行自旋等候（默许10次），等候次数到达阈值仍未获取到锁，则晋级为重量级锁

晋级进程：

本篇属于是冰脸大翻炒了，如有过错的当地还请指正

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