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Java进阶-synchronized底层如何实现?什么是锁的升级、降级?

典型回答

在回答这个问题前,先简单复习一下上一讲的知识点。synchronized 代码块是由一对儿 monitorenter/monitorexit 指令实现的,Monitor 对象是同步的基本实现单元。

在 Java 6 之前,Monitor 的实现完全是依靠操作系统内部的互斥锁,因为需要进行用户态到内核态的切换,所以同步操作是一个无差别的重量级操作。

现代的(Oracle)JDK 中,JVM 对此进行了大刀阔斧地改进,提供了三种不同的 Monitor 实现,也就是常说的三种不同的锁:偏斜锁(Biased Locking)、轻量级锁和重量级锁,大大改进了其性能。

所谓锁的升级、降级,就是 JVM 优化 synchronized 运行的机制,当 JVM 检测到不同的竞争状况时,会自动切换到适合的锁实现,这种切换就是锁的升级、降级。

当没有竞争出现时,默认会使用偏斜锁。JVM 会利用 CAS 操作(compare and swap),在对象头上的 Mark Word 部分设置线程 ID,以表示这个对象偏向于当前线程,所以并不涉及真正的互斥锁。这样做的假设是基于在很多应用场景中,大部分对象生命周期中最多会被一个线程锁定,使用偏斜锁可以降低无竞争开销。

如果有另外的线程试图锁定某个已经被偏斜过的对象,JVM 就需要撤销(revoke)偏斜锁,并切换到轻量级锁实现。轻量级锁依赖 CAS 操作 Mark Word 来试图获取锁,如果重试成功,就使用普通的轻量级锁;否则,进一步升级为重量级锁。

我注意到有的观点认为 Java 不会进行锁降级。实际上据我所知,锁降级确实是会发生的,当 JVM 进入安全点(SafePoint)的时候,会检查是否有闲置的 Monitor,然后试图进行降级。

考点分析

今天的问题主要是考察你对 Java 内置锁实现的掌握,也是并发的经典题目。我在前面给出的典型回答,涵盖了一些基本概念。如果基础不牢,有些概念理解起来就比较晦涩,我建议还是尽量理解和掌握,即使有不懂的也不用担心,在后续学习中还会逐步加深认识。

我个人认为,能够基础性地理解这些概念和机制,其实对于大多数并发编程已经足够了,毕竟大部分工程师未必会进行更底层、更基础的研发,很多时候解决的是知道与否,真正的提高还要靠实践踩坑。

后面我会进一步分析:

  • 从源码层面,稍微展开一些 synchronized 的底层实现,并补充一些上面答案中欠缺的细节,有同学反馈这部分容易被问到。如果你对 Java 底层源码有兴趣,但还没有找到入手点,这里可以成为一个切入点。
  • 理解并发包中 java.util.concurrent.lock 提供的其他锁实现,毕竟 Java 可不是只有 ReentrantLock 一种显式的锁类型,我会结合代码分析其使用。

知识扩展

知识扩展我在上一讲提到过 synchronized 是 JVM 内部的 Intrinsic Lock,所以偏斜锁、轻量级锁、重量级锁的代码实现,并不在核心类库部分,而是在 JVM 的代码中。

Java 代码运行可能是解释模式也可能是编译模式(如果不记得,请复习专栏第 1 讲),所以对应的同步逻辑实现,也会分散在不同模块下,比如,解释器版本就是:

src/hotspot/share/interpreter/interpreterRuntime.cpp

为了简化便于理解,我这里会专注于通用的基类实现:

src/hotspot/share/runtime/

另外请注意,链接指向的是最新 JDK 代码库,所以可能某些实现与历史版本有所不同。

首先,synchronized 的行为是 JVM runtime 的一部分,所以我们需要先找到 Runtime 相关的功能实现。通过在代码中查询类似“monitor_enter”或“Monitor Enter”,很直观的就可以定位到:

sharedRuntime.cpp/hpp,它是解释器和编译器运行时的基类。synchronizer.cpp/hpp,JVM 同步相关的各种基础逻辑。

在 sharedRuntime.cpp 中,下面代码体现了 synchronized 的主要逻辑。

Handle h_obj(THREAD, obj);
  if (UseBiasedLocking) {
    // Retry fast entry if bias is revoked to avoid unnecessary inflation
    ObjectSynchronizer::fast_enter(h_obj, lock, true, CHECK);
  } else {
    ObjectSynchronizer::slow_enter(h_obj, lock, CHECK);
  }

其实现可以简单进行分解:

  • UseBiasedLocking 是一个检查,因为,在 JVM 启动时,我们可以指定是否开启偏斜锁。

偏斜锁并不适合所有应用场景,撤销操作(revoke)是比较重的行为,只有当存在较多不会真正竞争的 synchronized 块儿时,才能体现出明显改善。实践中对于偏斜锁的一直是有争议的,有人甚至认为,当你需要大量使用并发类库时,往往意味着你不需要偏斜锁。从具体选择来看,我还是建议需要在实践中进行测试,根据结果再决定是否使用。

还有一方面是,偏斜锁会延缓 JIT 预热的进程,所以很多性能测试中会显式地关闭偏斜锁,命令如下:

-XX:-UseBiasedLocking
  • fast_enter 是我们熟悉的完整锁获取路径,slow_enter 则是绕过偏斜锁,直接进入轻量级锁获取逻辑。

那么 fast_enter 是如何实现的呢?同样是通过在代码库搜索,我们可以定位到 synchronizer.cpp。 类似 fast_enter 这种实现,解释器或者动态编译器,都是拷贝这段基础逻辑,所以如果我们修改这部分逻辑,要保证一致性。这部分代码是非常敏感的,微小的问题都可能导致死锁或者正确性问题。

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");
      BiasedLocking::revoke_at_safepoint(obj);
  }
    assert(!obj->mark()->has_bias_pattern(), "biases should be revoked by now");
  }
 
  slow_enter(obj, lock, THREAD);
}

我来分析下这段逻辑实现:

  • biasedLocking定义了偏斜锁相关操作,revoke_and_rebias 是获取偏斜锁的入口方法,revoke_at_safepoint 则定义了当检测到安全点时的处理逻辑。- 如果获取偏斜锁失败,则进入 slow_enter。
  • 这个方法里面同样检查是否开启了偏斜锁,但是从代码路径来看,其实如果关闭了偏斜锁,是不会进入这个方法的,所以算是个额外的保障性检查吧。

另外,如果你仔细查看synchronizer.cpp里,会发现不仅仅是 synchronized 的逻辑,包括从本地代码,也就是 JNI,触发的 Monitor 动作,全都可以在里面找到(jni_enter/jni_exit)。

关于biasedLocking的更多细节我就不展开了,明白它是通过 CAS 设置 Mark Word 就完全够用了,对象头中 Mark Word 的结构,可以参考下图:

顺着锁升降级的过程分析下去,偏斜锁到轻量级锁的过程是如何实现的呢?

我们来看看 slow_enter 到底做了什么。

void ObjectSynchronizer::slow_enter(Handle obj, BasicLock* lock, TRAPS) {
  markOop mark = obj->mark();
 if (mark->is_neutral()) {
       // 将目前的Mark Word复制到Displaced Header上
  lock->set_displaced_header(mark);
  // 利用CAS设置对象的Mark Word
    if (mark == obj()->cas_set_mark((markOop) lock, mark)) {
      TEVENT(slow_enter: release stacklock);
      return;
    }
    // 检查存在竞争
  } else if (mark->has_locker() &&
             THREAD->is_lock_owned((address)mark->locker())) {
  // 清除
    lock->set_displaced_header(NULL);
    return;
  }
 
  // 重置Displaced Header
  lock->set_displaced_header(markOopDesc::unused_mark());
  ObjectSynchronizer::inflate(THREAD,
                            obj(),
                              inflate_cause_monitor_enter)->enter(THREAD);
}

请结合我在代码中添加的注释,来理解如何从试图获取轻量级锁,逐步进入锁膨胀的过程。你可以发现这个处理逻辑,和我在这一讲最初介绍的过程是十分吻合的。

  • 设置 Displaced Header,然后利用 cas_set_mark 设置对象 Mark Word,如果成功就成功获取轻量级锁。

  • 否则 Displaced Header,然后进入锁膨胀阶段,具体实现在 inflate 方法中。

今天就不介绍膨胀的细节了,我这里提供了源代码分析的思路和样例,考虑到应用实践,再进一步增加源代码解读意义不大,有兴趣的同学可以参考我提供的synchronizer.cpp链接,例如:

  • deflate_idle_monitors 是分析锁降级逻辑的入口,这部分行为还在进行持续改进,因为其逻辑是在安全点内运行,处理不当可能拖长 JVM 停顿(STW,stop-the-world)的时间。
  • fast_exit 或者 slow_exit 是对应的锁释放逻辑。

前面分析了 synchronized 的底层实现,理解起来有一定难度,下面我们来看一些相对轻松的内容。 我在上一讲对比了 synchronized 和 ReentrantLock,Java 核心类库中还有其他一些特别的锁类型,具体请参考下面的图。

你可能注意到了,这些锁竟然不都是实现了 Lock 接口,ReadWriteLock 是一个单独的接口,它通常是代表了一对儿锁,分别对应只读和写操作,标准类库中提供了再入版本的读写锁实现(ReentrantReadWriteLock),对应的语义和 ReentrantLock 比较相似。

StampedLock 竟然也是个单独的类型,从类图结构可以看出它是不支持再入性的语义的,也就是它不是以持有锁的线程为单位。

为什么我们需要读写锁(ReadWriteLock)等其他锁呢?

这是因为,虽然 ReentrantLock 和 synchronized 简单实用,但是行为上有一定局限性,通俗点说就是“太霸道”,要么不占,要么独占。实际应用场景中,有的时候不需要大量竞争的写操作,而是以并发读取为主,如何进一步优化并发操作的粒度呢?

Java 并发包提供的读写锁等扩展了锁的能力,它所基于的原理是多个读操作是不需要互斥的,因为读操作并不会更改数据,所以不存在互相干扰。而写操作则会导致并发一致性的问题,所以写线程之间、读写线程之间,需要精心设计的互斥逻辑。

下面是一个基于读写锁实现的数据结构,当数据量较大,并发读多、并发写少的时候,能够比纯同步版本凸显出优势。

public class RWSample {
  private final Map<String, String> m = new TreeMap<>();
  private final ReentrantReadWriteLock rwl = new ReentrantReadWriteLock();
  private final Lock r = rwl.readLock();
  private final Lock w = rwl.writeLock();
  public String get(String key) {
      r.lock();
      System.out.println("读锁锁定!");
      try {
          return m.get(key);
      } finally {
          r.unlock();
      }
  }

  public String put(String key, String entry) {
      w.lock();
  System.out.println("写锁锁定!");
        try {
            return m.put(key, entry);
        } finally {
            w.unlock();
        }
    }
  // …
  }

在运行过程中,如果读锁试图锁定时,写锁是被某个线程持有,读锁将无法获得,而只好等待对方操作结束,这样就可以自动保证不会读取到有争议的数据。

读写锁看起来比 synchronized 的粒度似乎细一些,但在实际应用中,其表现也并不尽如人意,主要还是因为相对比较大的开销。

所以,JDK 在后期引入了 StampedLock,在提供类似读写锁的同时,还支持优化读模式。优化读基于假设,大多数情况下读操作并不会和写操作冲突,其逻辑是先试着读,然后通过 validate 方法确认是否进入了写模式,如果没有进入,就成功避免了开销;如果进入,则尝试获取读锁。请参考我下面的样例代码。

public class StampedSample {
  private final StampedLock sl = new StampedLock();

  void mutate() {
      long stamp = sl.writeLock();
      try {
          write();
      } finally {
          sl.unlockWrite(stamp);
      }
  }

  Data access() {
      long stamp = sl.tryOptimisticRead();
      Data data = read();
      if (!sl.validate(stamp)) {
          stamp = sl.readLock();
          try {
              data = read();
          } finally {
              sl.unlockRead(stamp);
          }
      }
      return data;
  }
  // …
}

注意,这里的 writeLock 和 unLockWrite 一定要保证成对调用。

你可能很好奇这些显式锁的实现机制,Java 并发包内的各种同步工具,不仅仅是各种 Lock,其他的如Semaphore、CountDownLatch,甚至是早期的FutureTask等,都是基于一种AQS框架。

今天,全面分析了 synchronized 相关实现和内部运行机制,简单介绍了并发包中提供的其他显式锁,并结合样例代码介绍了其使用方法,希望对你有所帮助。