看了synchronized源码，请别和我说它慢
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作者：think123（本文来自作者投稿）
模板解释器
我们都知道 Java 之所以可以一次编译到处运行，完全是因为字节码的原因，字节码就相当于中间层屏蔽了底层细节。但是想要在机器执行，最终还是要翻译成机器指令。
而 JVM 是通过 C/C++ 来编写的。Java 程序编译后，会产生很多字节码指令，每一个字节码指令在 JVM 底层执行的时候又会编程一堆 C 代码，这一堆 C 代码在编译之后又会编程很多的机器指令。这样我们的 Java 代码到最终执行的机器指令那一层，所产生的机器指令时指数级的。这也就导致了 Java 执行效率低下。
早期的 JVM 是因为解释执行慢而被人诟病，那么有没有办法优化这个问题呢？我们发现，之所以慢是因为 Java 和机器指令之间隔了一层 C/C++，而 GCC 之类的编译器又不能做到绝对的智能编译，其产生的机器码效率就不是很高。因此我们只要跳过 C/C++ 这个层次，直接将 Java 字节码和本地机器码进行一个对应就可以了。
因此 HotSpot 的工程师们废弃了早期的解释执行器，而采用了模板执行器。所谓的模板就是将一个 Java 字节码通过人工手动的方式编写为固定模式的机器指令，这部分不在需要 GCC 的帮助。这样就可以大大减少最终需要执行的机器指令，所以才能提高效率。
在 OpenJDK12 源码中，JVM 所有的解释器都在 src/hotspot/share/interpreter 目录下，templateInterpreter.cpp 就是模板解释器的代码位置。分析这里的 initialize 方法，我们可以在 templateTable.cpp 中找到和 synchronized 相关的两个指令（monitorenter、monitorexit）的实现方式。当然这里面还有其他我们熟悉的指令，比如 invokedynamic、newarray 等指令。
def(Bytecodes::_monitorenter, ____|disp|clvm|____, atos, vtos, monitorenter, _);def(Bytecodes::_monitorexit, ____|____|clvm|____, atos, vtos, monitorexit, _ );monitorenter 执行逻辑
这里倒数第二个参数的 monitorenter 函数和 monitorexit 函数是对应字节码的机器码模板的位置。这里我们看下 monitorenter 的实现。因为机器码的实现和 CPU 相关，这里我们看下 x86 的实现（templateTable_x86.cpp）。当然也可以在 src/hotspot/cpu 下看到其他的实现，比如 PPC、ARM、S390等。
void TemplateTable::monitorenter() { ... // 将要锁的对象指针放到 BasicObjectLock 的 obj 变量中 __ movptr(Address(rmon, BasicObjectLock::obj_offset_in_bytes()), rax); // 跳转执行 lock_object 函数 __ lock_object(rmon); ... }
void InterpreterMacroAssembler::lock_object(Register lock_reg) {
// 如果使用重量级锁，则直接进入 monitorenter() 执行 if (UseHeavyMonitors) { call_VM(noreg, CAST_FROM_FN_PTR(address, InterpreterRuntime::monitorenter), lock_reg); } else { ...
// 对象指针存入 obj_reg movptr(obj_reg, Address(lock_reg, obj_offset));
// 关于偏向锁的处理 if (UseBiasedLocking) { // lock_reg : 存储指向 BasicObjectLock 的指针 // obj_reg : 存储锁对象的指针 // slow_case : 标记，类似于 goto, 这里指的是 InterpreterRuntime::monitorenter() // done: 标记，标志着获取锁成功。 // slow_case 和 done 也被传入，这样在 biased_locking_enter() 中，就可以根据情况跳到这两处了。 biased_locking_enter(lock_reg, obj_reg, swap_reg, tmp_reg, false, done, &slow_case); } ...
// slow_case逻辑,需要进入 InterpreterRuntime::monitorenter() 中获取锁。 bind(slow_case); // 为 slow_case 调用运行时方法 call_VM(noreg, CAST_FROM_FN_PTR(address, InterpreterRuntime::monitorenter), lock_reg);
// 这里的 done 和上面传入到偏向锁的 done 是一样的。直接跳到这表明获取锁成功，接下来就会返回进行字节码的执行了。 bind(done); }}从代码可以看出，如果启用了重量级锁，那么就直接走重量级锁的逻辑（monitorenter）；不然会先处理偏向锁的逻辑，然后不满足会再回到 monitorenter 中。
偏向锁：-XX:+UseBiasedLocking，
JDK1.6 之后默认启用 重量级锁：-XX:+UseHeavyMonitors
偏向锁、轻量级锁以及重量级锁
我们提到了重量级锁和偏向锁，这两个是什么意思呢？
我们都知道 Java 的线程是映射到操作系统的原生线程之上的。无论是是阻塞还是唤醒一个线程，都需要操作系统的帮助，这就需要从用户态转换到核心态中。而很多人说 synchronized 慢也正是由于这个原因。之前的文章也说过 synchronized 实际上是通过操作系统的互斥量来实现的，而这也被称为重量级锁。
相对于重量级锁，还有一个叫做轻量级锁。它的加锁不是通过操作系统来实现的，而是通过 CAS 配合 Mark Word 一起实现的，后面我会通过源码来展示它的实现方式。
而偏向锁相对于轻量级锁更加轻量，这里的偏向指的是偏向某一个线程。如果只有一个线程来获取锁，那么锁对象就会偏向这个线程，如果在接下来的执行过程中，该锁没有被其他的线程获取，则持有偏向锁的线程将永远不需要再进行同步。
接下来，我们沿着源码从 偏向锁 -> 轻量级锁 -> 重量级锁 这样来分析 JVM 是如何进行优化的。
内存布局
在分析锁实现之前，你可能要先去看看上一篇文章，看看对象在内存中的布局。这里我贴一张图让你再重温下。
锁状态转化及对象 Mark Word 的关系
实际上，锁的优化逻辑在 JDK 中的 Wiki 中已经有一个提纲挈领的图了。这里我先贴出来，后面的代码分析也会跟着这张图走。
偏向锁
偏向锁的启动
偏向锁会在虚拟机启动后的4秒之后才会生效，我们可以从 hotspot/share/runtime/biasedLocking.cpp 看到这样的设定。
void BiasedLocking::init() { if (UseBiasedLocking) { if (BiasedLockingStartupDelay > 0) { EnableBiasedLockingTask* task = new EnableBiasedLockingTask(BiasedLockingStartupDelay); task->enroll(); } else { VM_EnableBiasedLocking op(false); VMThread::execute(&op); } }}
// 上面的 task 最终会调用这个方法，将锁对象的类的 mark word 的后三位设置为 101static void enable_biased_locking(InstanceKlass* k) { k->set_prototype_header(markOopDesc::biased_locking_prototype());}BiasedLockingStartupDelay 默认时间是4000毫秒，所以会在启动4秒之后启动一个定时任务来设置开启偏向锁的设定。
我们可以通过 -XX:BiasedLockingStartupDelay=0 来设置马上启动偏向锁。这里也填了上一篇的一个坑。
java -XX:+PrintFlagsFinal | grep BiasedLockingStartupDelay
定时任务会调用 enable_biased_locking 方法，将锁对象的类的 Mark Word 的后三个字节设置为101。锁对象类的 Mark Word 被称为 prototype_header，记住这个下面分析偏向锁的时候会用到。
MyObject obj = new MyObject();synchronized(obj) { doSomething();}上面 Java 代码中锁对象是 obj，其所属类型是 MyObject（obj 是 MyObject 的一个实例）。而 prototype header 实际上就是 MyObject 的 Mark Word。
偏向锁申请
biased_locking_enter() 方法比较长，所以我们一段一段来分析。以下代码片段均来自于 hotspot/cpu/x86/macroAssembler_x86.cpp::biased_locking_enter 中。
Address mark_addr (obj_reg, oopDesc::mark_offset_in_bytes());
// ... 省略部分代码 ...
Label cas_label;int null_check_offset = -1;
// 如果 swap_reg 中没存 mark_addr，那么就先将 mark_addr 存入 swap_reg 中if (!swap_reg_contains_mark) { null_check_offset = offset(); movptr(swap_reg, mark_addr);}// 将对象的 mark_addr，即 markOop 指针移入 tmp_reg 中movptr(tmp_reg, swap_reg);
// 将 tmp_reg 和 biased_lock_mask_in_place(111) 进行与操作,// 取出 markOop 中后三位，即(是否偏向锁+锁标志位)andptr(tmp_reg, markOopDesc::biased_lock_mask_in_place);
// 查看 Mark Word 后三位是否为5(biased_lock_pattern 为5, 即101）,// 如果不相等，则表明不为偏向锁状态,跳往 cas_label. 否则即为偏向锁状态cmpptr(tmp_reg, markOopDesc::biased_lock_pattern);jcc(Assembler::notEqual, cas_label);2. 判断锁对象 Mark Word 中是否包含当前线程地址，最后三位标志位是否相同，且 epoch 值和类的 epoch 值是否相等？如果都相同，那么当前线程持有该偏向锁，可以直接返回。不然执行第3步。
// 将类的 prototype_header(Mark Word) 加载到 tmp_reg 中load_prototype_header(tmp_reg, obj_reg);
// 将当前线程地址和类的的 prototype_header 相或,// 这样得到的结果为// (当前线程 id + prototype_header 中的 (epoch + 分代年龄 + 偏向锁标志 + 锁标志位))orptr(tmp_reg, r15_thread);
// 将上面计算得到的结果与锁对象的 markOop 进行异或,// 得到一个结果 diff (相等的位被置为0)xorptr(tmp_reg, swap_reg);Register header_reg = tmp_reg;
// 将 header_reg 中除了分代年龄之外的其他位取了出来，// 即将上面异或得到的结果中分代年龄给忽略掉。andptr(header_reg, ~((int) markOopDesc::age_mask_in_place));
// 如果除了分代年龄，对象的 markOop 和 (当前线程地址+其他位)相等，// 那么上面与操作的结果应该为 0.// 表明对象之前已经偏向当前线程, 那么跳到 done 处，执行同步代码块中的代码,// 否则表明当前线程还不是偏向锁的持有者，会接着往下走.jcc(Assembler::equal, done);需要注意的是这里会得到一个异或结果 header_reg，会在后面的步骤中使用到。
testptr(header_reg, markOopDesc::biased_lock_mask_in_place);jccb(Assembler::notZero, try_revoke_bias);header_reg 中存储的是 (当前线程 id
+ prototype_header 中的 (epoch + 分代年龄 + 偏向锁标志 + 锁标志位)) 和锁对象 Mark
Word 异或的结果。我们要查看 后三位 (biased_lock_mask_in_place 的值是111) 的结果是否为0？如果不为0，表示之前异或时锁对象的 Mark
Word 后三位和对象所属类的后三位不一致，所以对象所属类不再支持偏向锁，此时需要跳转到 try_revoke_bias 进行移除偏向锁操作。
这个 testptr 的实现实际上是获取第一个参数多少位的值。多少位是根据第二个参数的二进制长度来决定的。
执行到这里，表示锁对象以及类对象都支持偏向锁，但是并不是偏向的当前线程。所以，接下来会判断异或结果中的 epoch 是否为0？如果为0，则跳转到第5步执行；如果不为0，则证明锁过期了，跳转到第7步执行重新偏向逻辑。
// 测试锁对象的 epoch 值和锁对象类的 epoch 是否相等,// 如果不相等，则证明锁过期了，需要重新偏向testptr(header_reg, markOopDesc::epoch_mask_in_place);jccb(Assembler::notZero, try_rebias);5. 表明锁对象还未偏向任何线程，则可以尝试去获取锁，使得对象偏向当前线程。
// 取出对象 Mark Word 中除线程地址之外的其他位andptr(swap_reg, markOopDesc::biased_lock_mask_in_place | markOopDesc::age_mask_in_place | markOopDesc::epoch_mask_in_place);
// 将其他位移动至 tmp_regmovptr(tmp_reg, swap_reg);
// 将其他位和当前线程进行或，构造成一个新的完整的 Mark Word, 存入 tmp_reg 中.// 新的 Mark Word 因为保存了当前线程地址，所以会偏向当前线程.orptr(tmp_reg, r15_thread);
// 尝试利用 CAS 操作将新构成的 Mark Word 存入锁对象的 mark_addr(Mark Word)，// 如果设置成功，则获取偏向锁成功. cmpxchgptr 操作会强制将 rax寄存器（swap_reg）中内容作为老数据，// 与第二个参数，在这里即 mark_addr 处的内容进行比较。// 如果相等，则将第一个参数的内容，即 tmp_reg 中的新数据，存入 mark_addrcmpxchgptr(tmp_reg, mark_addr); // 比较 tmp_reg 和 swap_reg
// 上面 CAS 操作失败的情况下，表明对象头中的 markOop 数据已经被篡改，即有其他线程已经获取到偏向锁.// 因为偏向锁不容许多个线程访问同一个锁对象，所以需要跳到 slow_case(InterpreterRuntime::monitorenter)处，去撤销该对象的偏向锁，并进行锁升级。if (slow_case != NULL) { jcc(Assembler::notZero, *slow_case);}
// 上面 CAS 成功的情况下，直接就跳往 done 处，回去执行方法的字节码了.jmp(done);6. try_revoke_bias 使用 CAS 操作，重置 Mark Word。撤销偏向锁后后续所有操作都走轻量级锁的加锁过程。try_revoke_bias 和 try_rebias 的代码定义也在 biased_locking_enter 中。
bind(try_revoke_bias);
// 类的 prototype_header 中已经支持偏向锁的位了，即这个类的所有对象都不再支持偏向锁了.// 但是当前对象仍为偏向锁状态，所以我们需要重置下当前对象的 markOop 为无锁态.// 将锁对象所属类的 prototype_header送入 tmp_reg.load_prototype_header(tmp_reg, obj_reg);
// 尝试用 CAS 操作，使对象的 markOop 重置为无锁态.// 这里是否失败无所谓，即使失败了，也表明其他线程已经移除了对象的偏向锁标志.cmpxchgptr(tmp_reg, mark_addr); 7. try_rebias 就是将使得锁对象重新偏向当前线程，如果失败则走 slow_case(InterpreterRuntime::monitorenter) 进行偏向锁撤销逻辑。
bind(try_rebias);
// 将锁对象所属类的 prototype_header 送入 tmp_regload_prototype_header(tmp_reg, obj_reg);
// 将当前线程地址和类的的 prototype header(Mark Word) 相或，这样得到的结果为// (当前线程 id + prototype_header 中的 (epoch + 分代年龄 + 偏向锁标志 + 锁标志位))orptr(tmp_reg, r15_thread);
// 尝试用 CAS 操作，成功表示重偏向加锁成功cmpxchgptr(tmp_reg, mark_addr);
// 如果 CAS 失败，则表明 Mark Word 已经被其他线程更改，// 需要跳往 slow_case 进行撤销偏向锁，否则跳往 done 处，执行字节码.if (slow_case != NULL) { jcc(Assembler::notZero, *slow_case);}
jmp(done);偏向锁的撤销
slow_case（偏向锁的撤销）的逻辑是在 InterpreterRuntime::monitorenter 中。
IRT_ENTRY_NO_ASYNC(void, InterpreterRuntime::monitorenter(JavaThread* thread, BasicObjectLock* elem)) Handle h_obj(thread, elem->obj()); if (UseBiasedLocking) { // 如果偏向锁发生重新调用，会快速重试避免 inflation ObjectSynchronizer::fast_enter(h_obj, elem->lock(), true, CHECK); } else { ObjectSynchronizer::slow_enter(h_obj, elem->lock(), CHECK); }IRT_END
void ObjectSynchronizer::fast_enter(Handle obj, BasicLock* lock, bool attempt_rebias, TRAPS) { if (UseBiasedLocking) { if (!SafepointSynchronize::is_at_safepoint()) { 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"); // 移除偏向锁 BiasedLocking::revoke_at_safepoint(obj); } assert(!obj->mark()->has_bias_pattern(), "biases should be revoked by now"); }
slow_enter(obj, lock, THREAD);}BiasedLocking::revoke_and_rebias 也会再重试下看能否使用偏向锁，逻辑基本和上面分析的一致。你要是看了这里面的代码你还会发现如果你调用了 System.identityHashCode() 是会移除偏向锁的。
由于偏向锁的移除需要在全局安全点的时候执行，所以如果当有大量线程竞争同一个锁资源时，我们可以通过关闭偏向锁来调优系统性能。
接下来，我们来看 revoke_at_safepoint 会做哪些事情。
// 增加 revoke 次数if (revocation_count <= BiasedLockingBulkRevokeThreshold) { revocation_count = k->atomic_incr_biased_lock_revocation_count();}
// 如果 revoke 次数等于 BiasedLockingBulkRevokeThreshold (默认40)if (revocation_count == BiasedLockingBulkRevokeThreshold) { return HR_BULK_REVOKE;}
// 如果 revoke 次数等于 BiasedLockingBulkRebiasThreshold(默认20)if (revocation_count == BiasedLockingBulkRebiasThreshold) { return HR_BULK_REBIAS;}
return HR_SINGLE_REVOKE;2. 如果撤销次数等于 BiasedLockingBulkRebiasThreshold (默认20)，则认为类对象还可以重偏向，因此要做以下操作（bulk rebias）。
if (klass->prototype_header()->has_bias_pattern()) { int prev_epoch = klass->prototype_header()->bias_epoch();
// 将类对象的 prototype_header 中的 epoch 值加1 klass->set_prototype_header(klass->prototype_header()->incr_bias_epoch()); int cur_epoch = klass->prototype_header()->bias_epoch();
// 遍历所有线程的栈，找到所有类对象的实例，将它们 Mark Word 中的 epoch 值加1 for (; JavaThread *thr = jtiwh.next(); ) { GrowableArray<MonitorInfo*>* cached_monitor_info = get_or_compute_monitor_info(thr); for (int i = 0; i < cached_monitor_info->length(); i++) { MonitorInfo* mon_info = cached_monitor_info->at(i); oop owner = mon_info->owner(); markOop mark = owner->mark(); if ((owner->klass() == k_o) && mark->has_bias_pattern()) { assert(mark->bias_epoch() == prev_epoch || mark->bias_epoch() == cur_epoch, "error in bias epoch adjustment"); owner->set_mark(mark->set_bias_epoch(cur_epoch)); } } }}
// 到此位置，已经完成调给定对象地 header 以调用其偏向锁revoke_bias(o, attempt_rebias_of_object && klass->prototype_header()->has_bias_pattern(), true, requesting_thread, NULL);在 bulk rebias 过程中，首先会将类对象的 epoch 值加1，然后遍历所有线程的栈。找到所有该类对象的实例，将它们的 epoch 值加1。最后会移除掉锁对象的偏向信息。
如果想查看 bulk revoke bias 的过程以及结果，你可以使用这个回答
https://stackoverflow.com/questions/46312817/does-java-ever-rebias-an-individual-lock 中的代码。
将类对象的 prototype header 设置为不可偏向状态；
遍历所有线程的栈,找到所有类的实例，修改 Mark word 的状态位为001以及对应的 Lock Record 并将偏向锁修改为轻量级锁。
轻量级锁
轻量级锁的代码实现是在 slow_enter 方法里面。
void ObjectSynchronizer::slow_enter(Handle obj, BasicLock* lock, TRAPS) {
// 省略其他代码。。。
// 判断是否是无锁状态 if (mark->is_neutral()) {
// 直接把 mark 保存到 BasicLock 对象的 _displaced_header 字段 lock->set_displaced_header(mark); // 通过 CAS 将 mark word 更新为指向 BasicLock 对象的指针，更新成功表示获得了轻量级锁 if (mark == obj()->cas_set_mark((markOop) lock, mark)) { return; } }
...}
class BasicLock { private volatile markOop _displaced_header;}首先判断 Mark Word 是否是中立的，即 Mark Word 的最后三个字节的值是否为1(001)。如果是中立的，则表示此时处于未锁定且不可偏向。
因此，首先会将锁对象的 Mark Word 放入到 lock 对象（这就是我们常说的 Lock Record）的 displaced_header 属性中，然后使用 CAS 将对象的 Mark Word 更新为指向 Lock Record 的指针。如果更新成功，表示这个线程就拥有了该对象的锁并且 Mark Word 的锁标志位（Mark Word 的最后2bit）将转变为00，即表示此对象处于轻量级锁定状态。
重量级锁
如果 CAS 更新失败，就会膨胀称为重量级锁了。锁标志的状态值也变成10，Mark Word 中存储的就是指向重量级锁的指针，后面等待锁的线程也要进入阻塞状态。
ObjectSynchronizer::inflate(THREAD, obj(), inflate_cause_monitor_enter)->enter(THREAD);inflate 主要是一些状态的判断，看注释还是比较容易理解的。我们重点看下 enter 函数中的执行逻辑。
void ObjectMonitor::EnterI(TRAPS) { ... // 已经是锁的持有者直接返回 if (Self->is_lock_owned ((address)cur)) { assert(_recursions == 0, "internal state error"); _recursions = 1; _owner = Self; return; } // 为了避免昂贵的线程阻塞、唤醒等操作，会在进入阻塞状态前先自适应自旋 if (TrySpin(Self) > 0) { assert(_owner == Self, "invariant"); assert(_recursions == 0, "invariant"); assert(((oop)(object()))->mark() == markOopDesc::encode(this), "invariant"); Self->_Stalled = 0; return; } ...}在重量级锁的判定中，不会马上去申请锁。而是会先自适应自旋几次看能否获取到锁，如果不能再去申请锁。
自适应的自旋锁会由前一次在同一个锁上的自旋时间，以及锁的拥有者状态来决定。如果同一个锁上自旋刚获得，那么就认为这次也有很大几率获取到就多自旋几次。如果对于某个锁说自旋很少获取到，就认为没戏，不自旋直接去挂起了。
for (;;) { if (TryLock(Self) > 0) break; ... if ((SyncFlags & 2) && _Responsible == NULL) { Atomic::replace_if_null(Self, &_Responsible); } // self 执行 park if (_Responsible == Self || (SyncFlags & 1)) { TEVENT(Inflated enter - park TIMED); Self->_ParkEvent->park((jlong) recheckInterval); recheckInterval *= 8; if (recheckInterval > MAX_RECHECK_INTERVAL) { recheckInterval = MAX_RECHECK_INTERVAL; } } else { TEVENT(Inflated enter - park UNTIMED); Self->_ParkEvent->park(); } if (TryLock(Self) > 0) break; ...}然后，再去申请锁之前还要自旋（贼心不死），最后没成功才会 park 当前线程。而 park 的实现就是我们之前文章提到过的 pthread 的实现。
void os::PlatformEvent::park() { ... int status = pthread_mutex_lock(_mutex); ... status = pthread_cond_wait(_cond, _mutex); ... status = pthread_mutex_unlock(_mutex);}自旋状态还带来另外一个副作用，那便是不公平的锁机制。处于阻塞状态的线程，并没有办法立刻竞争被释放的锁。然而，处于自旋状态的线程则很有可能优先获得这把锁。
当线程获取到重量级锁之后，就可以执行方法了。但是，即使锁被释放之后也不会被恢复到最初的那种无锁状态了。
好消息和坏消息
我们可以看到偏向锁非常之负责，为了支持偏向锁整个代码复杂度大幅度提升，而许多受益于偏向锁的应用程序都是早期 Java 集合 API，比如 HashTable、Vector 等。
所以好消息是，在 JDK15 就把偏向锁禁用了并在以后删除它。坏消息是，现在大部分应用使用的都是 JDK8 并且还会使用很多年。
巨人的肩膀
《深入理解JVM虚拟机》
《深入拆解Java虚拟机》
https://stackoverflow.com/questions/46312817/does-java-ever-rebias-an-individual-lock
http://citeseerx.ist.psu.edu/viewdoc/download?doi=10.1.1.94.8487&rep=rep1&type=pdf
https://createchance.github.io/post/java-并发之基石篇
https://zhuanlan.zhihu.com/p/34662715
https://www.zhihu.com/question/55075763
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