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目前在Java中存在兩種鎖機制：synchronized和Lock，Lock介面及其實現類是JDK5增加的內容，其作者是大名鼎鼎的併發專家Doug Lea。本文並不比較synchronized與Lock孰優孰劣，只是介紹二者的實現原理。

資料同步需要依賴鎖，那鎖的同步又依賴誰？synchronized給出的答案是在軟體層面依賴JVM，而Lock給出的方案是在硬體層面依賴特殊的CPU指令，大家可能會進一步追問：JVM底層又是如何實現synchronized的？

一、synchronized的實現：

synrhronized關鍵字簡潔、清晰、語義明確，因此即使有了Lock介面，使用的還是非常廣泛。其應用層的語義是可以把任何一個非null物件 作為"鎖"，當synchronized作用在方法上時，鎖住的便是物件例項（this）；當作用在靜態方法時鎖住的便是物件對應的Class例項，因為 Class資料存在於永久帶，因此靜態方法鎖相當於該類的一個全域性鎖；當synchronized作用於某一個物件例項時，鎖住的便是對應的程式碼塊。在 HotSpot JVM實現中，鎖有個專門的名字：物件監視器。 

在java虛擬機器中，每個物件和類在邏輯上都是和一個監視器相關聯的。 
對於物件來說，相關聯的監視器保護物件的例項變數。 

對於類來說，監視器保護類的類變數。

1. 執行緒狀態及狀態轉換

當多個執行緒同時請求某個物件監視器時，物件監視器會設定幾種狀態用來區分請求的執行緒：

Contention List：所有請求鎖的執行緒將被首先放置到該競爭佇列

Entry List：Contention List中那些有資格成為候選人的執行緒被移到Entry List

Wait Set：那些呼叫wait方法被阻塞的執行緒被放置到Wait Set

OnDeck：任何時刻最多隻能有一個執行緒正在競爭鎖，該執行緒稱為OnDeck

Owner：獲得鎖的執行緒稱為Owner

!Owner：釋放鎖的執行緒

下圖反映了個狀態轉換關係：

新請求鎖的執行緒將首先被加入到ConetentionList中，當某個擁有鎖的執行緒（Owner狀態）呼叫unlock之後，如果發現 EntryList為空則從ContentionList中移動執行緒到EntryList，下面說明下ContentionList和EntryList 的實現方式：

1.1 ContentionList虛擬佇列

ContentionList並不是一個真正的Queue，而只是一個虛擬佇列，原因在於ContentionList是由Node及其next指 針邏輯構成，並不存在一個Queue的資料結構。ContentionList是一個後進先出（LIFO）的佇列，每次新加入Node時都會在隊頭進行， 通過CAS改變第一個節點的的指標為新增節點，同時設定新增節點的next指向後續節點，而取得操作則發生在隊尾。顯然，該結構其實是個Lock- Free的佇列。

因為只有Owner執行緒才能從隊尾取元素，也即執行緒出列操作無爭用，當然也就避免了CAS的ABA問題。

1.2 EntryList

EntryList與ContentionList邏輯上同屬等待佇列，ContentionList會被執行緒併發訪問，為了降低對 ContentionList隊尾的爭用，而建立EntryList。Owner執行緒在unlock時會從ContentionList中遷移執行緒到 EntryList，並會指定EntryList中的某個執行緒（一般為Head）為Ready（OnDeck）執行緒。Owner執行緒並不是把鎖傳遞給 OnDeck執行緒，只是把競爭鎖的權利交給OnDeck，OnDeck執行緒需要重新競爭鎖。這樣做雖然犧牲了一定的公平性，但極大的提高了整體吞吐量，在 Hotspot中把OnDeck的選擇行為稱之為“競爭切換”。

OnDeck執行緒獲得鎖後即變為owner執行緒，無法獲得鎖則會依然留在EntryList中，考慮到公平性，在EntryList中的位置不 發生變化（依然在隊頭）。如果Owner執行緒被wait方法阻塞，則轉移到WaitSet佇列；如果在某個時刻被notify/notifyAll喚醒， 則再次轉移到EntryList。

2. 自旋鎖

那些處於ContetionList、EntryList、WaitSet中的執行緒均處於阻塞狀態，阻塞操作由作業系統完成（在Linxu下通 過pthread_mutex_lock函式）。執行緒被阻塞後便進入核心（Linux）排程狀態，這個會導致系統在使用者態與核心態之間來回切換，嚴重影響 鎖的效能

緩解上述問題的辦法便是自旋，其原理是：當發生爭用時，若Owner執行緒能在很短的時間內釋放鎖，則那些正在爭用執行緒可以稍微等一等（自旋）， 在Owner執行緒釋放鎖後，爭用執行緒可能會立即得到鎖，從而避免了系統阻塞。但Owner執行的時間可能會超出了臨界值，爭用執行緒自旋一段時間後還是無法 獲得鎖，這時爭用執行緒則會停止自旋進入阻塞狀態（後退）。基本思路就是自旋，不成功再阻塞，儘量降低阻塞的可能性，這對那些執行時間很短的程式碼塊來說有非 常重要的效能提高。自旋鎖有個更貼切的名字：自旋-指數後退鎖，也即複合鎖。很顯然，自旋在多處理器上才有意義。

還有個問題是，執行緒自旋時做些啥？其實啥都不做，可以執行幾次for迴圈，可以執行幾條空的彙編指令，目的是佔著CPU不放，等待獲取鎖的機 會。所以說，自旋是把雙刃劍，如果旋的時間過長會影響整體效能，時間過短又達不到延遲阻塞的目的。顯然，自旋的週期選擇顯得非常重要，但這與作業系統、硬 件體系、系統的負載等諸多場景相關，很難選擇，如果選擇不當，不但效能得不到提高，可能還會下降，因此大家普遍認為自旋鎖不具有擴充套件性。

自旋優化策略

對自旋鎖週期的選擇上，HotSpot認為最佳時間應是一個執行緒上下文切換的時間，但目前並沒有做到。經過調查，目前只是通過彙編暫停了幾個CPU週期，除了自旋週期選擇，HotSpot還進行許多其他的自旋優化策略，具體如下：

如果平均負載小於CPUs則一直自旋

如果有超過(CPUs/2)個執行緒正在自旋，則後來執行緒直接阻塞

如果正在自旋的執行緒發現Owner發生了變化則延遲自旋時間（自旋計數）或進入阻塞

如果CPU處於節電模式則停止自旋

自旋時間的最壞情況是CPU的儲存延遲（CPU A儲存了一個數據，到CPU B得知這個資料直接的時間差）

自旋時會適當放棄執行緒優先順序之間的差異

那synchronized實現何時使用了自旋鎖？答案是線上程進入ContentionList時，也即第一步操作前。執行緒在進入等待佇列時 首先進行自旋嘗試獲得鎖，如果不成功再進入等待佇列。這對那些已經在等待佇列中的執行緒來說，稍微顯得不公平。還有一個不公平的地方是自旋執行緒可能會搶佔了 Ready執行緒的鎖。自旋鎖由每個監視物件維護，每個監視物件一個。

3. JVM1.6偏向鎖

在JVM1.6中引入了偏向鎖，偏向鎖主要解決無競爭下的鎖效能問題，首先我們看下無競爭下鎖存在什麼問題：

現在幾乎所有的鎖都是可重入的，也即已經獲得鎖的執行緒可以多次鎖住/解鎖監視物件，按照之前的HotSpot設計，每次加鎖/解鎖都會涉及到一些CAS操 作（比如對等待佇列的CAS操作），CAS操作會延遲本地呼叫，因此偏向鎖的想法是一旦執行緒第一次獲得了監視物件，之後讓監視物件“偏向”這個 執行緒，之後的多次呼叫則可以避免CAS操作，說白了就是置個變數，如果發現為true則無需再走各種加鎖/解鎖流程。但還有很多概念需要解釋、很多引入的 問題需要解決：

3.1 CAS及SMP架構

CAS為什麼會引入本地延遲？這要從SMP（對稱多處理器）架構說起，下圖大概表明了SMP的結構：

其意思是所有的CPU會共享一條系統匯流排（BUS），靠此匯流排連線主存。每個核都有自己的一級快取，各核相對於BUS對稱分佈，因此這種結構稱為“對稱多處理器”。

而CAS的全稱為Compare-And-Swap，是一條CPU的原子指令，其作用是讓CPU比較後原子地更新某個位置的值，經過調查發現， 其實現方式是基於硬體平臺的彙編指令，就是說CAS是靠硬體實現的，JVM只是封裝了彙編呼叫，那些AtomicInteger類便是使用了這些封裝後的 介面。

Core1和Core2可能會同時把主存中某個位置的值Load到自己的L1 Cache中，當Core1在自己的L1 Cache中修改這個位置的值時，會通過匯流排，使Core2中L1 Cache對應的值“失效”，而Core2一旦發現自己L1 Cache中的值失效（稱為Cache命中缺失）則會通過匯流排從記憶體中載入該地址最新的值，大家通過匯流排的來回通訊稱為“Cache一致性流量”，因為總 線被設計為固定的“通訊能力”，如果Cache一致性流量過大，匯流排將成為瓶頸。而當Core1和Core2中的值再次一致時，稱為“Cache一致 性”，從這個層面來說，鎖設計的終極目標便是減少Cache一致性流量。

而CAS恰好會導致Cache一致性流量，如果有很多執行緒都共享同一個物件，當某個Core CAS成功時必然會引起匯流排風暴，這就是所謂的本地延遲，本質上偏向鎖就是為了消除CAS，降低Cache一致性流量。

Cache一致性：

上面提到Cache一致性，其實是有協議支援的，現在通用的協議是MESI（最早由Intel開始支援），具體參考：http://en.wikipedia.org/wiki/MESI_protocol，以後會仔細講解這部分。

Cache一致性流量的例外情況：

NUMA(Non Uniform Memory Access Achitecture）架構：

與SMP對應還有非對稱多處理器架構，現在主要應用在一些高階處理器上，主要特點是沒有匯流排，沒有公用主存，每個Core有自己的記憶體，針對這種結構此處不做討論。

3.2 偏向解除

偏向鎖引入的一個重要問題是，在多爭用的場景下，如果另外一個執行緒爭用偏向物件，擁有者需要釋放偏向鎖，而釋放的過程會帶來一些效能開銷，但總體說來偏向鎖帶來的好處還是大於CAS代價的。

4. 總結

關於鎖，JVM中還引入了一些其他技術比如鎖膨脹等，這些與自旋鎖、偏向鎖相比影響不是很大，這裡就不做介紹。

通過上面的介紹可以看出，synchronized的底層實現主要依靠Lock-Free的佇列，基本思路是自旋後阻塞，競爭切換後繼續競爭鎖，稍微犧牲了公平性，但獲得了高吞吐量。

二、lock的實現

前文（深入JVM鎖機制-synchronized）分析了JVM中的synchronized實現，本文繼續分析JVM中的另一種鎖Lock的實現。與synchronized不同的是，Lock完全用Java寫成，在java這個層面是無關JVM實現的。 
在 java.util.concurrent.locks包中有很多Lock的實現類，常用的有ReentrantLock、 ReadWriteLock（實現類ReentrantReadWriteLock），其實現都依賴 java.util.concurrent.AbstractQueuedSynchronizer類，實現思路都大同小異，因此我們以 ReentrantLock作為講解切入點。
1、ReentrantLock的呼叫過程 經過觀察ReentrantLock把所有Lock介面的操作都委派到一個Sync類上，該類繼承了AbstractQueuedSynchronizer： 
static abstract class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer  Sync又有兩個子類：
final static class NonfairSync extends Sync   view plain 
final static class FairSync extends Sync   
顯然是為了支援公平鎖和非公平鎖而定義，預設情況下為非公平鎖。

其實通過上面呼叫過程及AbstractQueuedSynchronizer的註釋可以發現，AbstractQueuedSynchronizer中抽象了絕大多數Lock的功能，而只把tryAcquire方法延遲到子類中實現。 tryAcquire方法的語義在於用具體子類判斷請求執行緒是否可以獲得鎖，無論成功與否AbstractQueuedSynchronizer都將處理後面的流程。

2、鎖實現

簡單說來，AbstractQueuedSynchronizer會把所有的請求執行緒構成一個CLH佇列，當一個執行緒執行完畢（lock.unlock()）時會啟用自己的後繼節點，但正在執行的執行緒並不在佇列中，而那些等待執行的執行緒全 部處於阻塞狀態，經過調查執行緒的顯式阻塞是通過呼叫LockSupport.park()完成，而LockSupport.park()則呼叫 sun.misc.Unsafe.park()本地方法，再進一步，HotSpot在Linux中中通過呼叫pthread_mutex_lock函式把 執行緒交給系統核心進行阻塞。

與synchronized相同的是，這也是一個虛擬佇列，不存在佇列例項，僅存在節點之間的前後關係。令人疑惑的是為什麼採用CLH佇列呢？原生的CLH佇列是用於自旋鎖，但Doug Lea把其改造為阻塞鎖。 
當有執行緒競爭鎖時，該執行緒會首先嚐試獲得鎖，這對於那些已經在佇列中排隊的執行緒來說顯得不公平，這也是非公平鎖的由來，與synchronized實現類似，這樣會極大提高吞吐量。 如果已經存在Running執行緒，則新的競爭執行緒會被追加到隊尾，具體是採用基於CAS的Lock-Free演算法，因為執行緒併發對Tail呼叫CAS可能會 導致其他執行緒CAS失敗，解決辦法是迴圈CAS直至成功。

AbstractQueuedSynchronizer通過構造一個基於阻塞的CLH佇列容納所有的阻塞執行緒，而對該佇列的操作均通過Lock-Free（CAS）操作，但對已經獲得鎖的執行緒而言，ReentrantLock實現了偏向鎖的功能。 
synchronized 的底層也是一個基於CAS操作的等待佇列，但JVM實現的更精細，把等待佇列分為ContentionList和EntryList，目的是為了降低執行緒的出列速度；當然也實現了偏向鎖，從資料結構來說二者設計沒有本質區別。但synchronized還實現了自旋鎖，並針對不同的系統和硬體體系進行了優 化，而Lock則完全依靠系統阻塞掛起等待執行緒。 
當然Lock比synchronized更適合在應用層擴充套件，可以繼承 AbstractQueuedSynchronizer定義各種實現，比如實現讀寫鎖（ReadWriteLock），公平或不公平鎖；同時，Lock對 應的Condition也比wait/notify要方便的多、靈活的多。