死磕Synchronized底层实现--轻量级锁

本文为死磕Synchronized底层实现第三篇文章，内容为轻量级锁实现。

轻量级锁并不复杂，其中很多内容在偏向锁一文中已提及过，与本文内容会有部分重叠。

另外轻量级锁的背景和基本流程在概论中已有讲解。强烈建议在看过两篇文章的基础下阅读本文。

本系列文章将对HotSpot的synchronized锁实现进行全面分析，内容包括偏向锁、轻量级锁、重量级锁的加锁、解锁、锁升级流程的原理及源码分析，希望给在研究synchronized路上的同学一些帮助。主要包括以下几篇文章：

死磕Synchronized底层实现--概论

死磕Synchronized底层实现--偏向锁

死磕Synchronized底层实现--轻量级锁

死磕Synchronized底层实现--重量级锁

更多文章见个人博客：https://github.com/farmerjohngit/myblog

本文分为两个部分：

1.轻量级锁获取流程

2.轻量级锁释放流程

本人看的JVM版本是jdk8u，具体版本号以及代码可以在这里看到。

轻量级锁获取流程

下面开始轻量级锁获取流程分析，代码在bytecodeInterpreter.cpp#1816。

CASE(_monitorenter): {
  oop lockee = STACK_OBJECT(-1);
  ...
  if (entry != NULL) {
   ...
   // 上面省略的代码中如果CAS操作失败也会调用到InterpreterRuntime::monitorenter

    // traditional lightweight locking
    if (!success) {
      // 构建一个无锁状态的Displaced Mark Word
      markOop displaced = lockee->mark()->set_unlocked();
      // 设置到Lock Record中去
      entry->lock()->set_displaced_header(displaced);
      bool call_vm = UseHeavyMonitors;
      if (call_vm || Atomic::cmpxchg_ptr(entry, lockee->mark_addr(), displaced) != displaced) {
        // 如果CAS替换不成功，代表锁对象不是无锁状态，这时候判断下是不是锁重入
        // Is it simple recursive case?
        if (!call_vm && THREAD->is_lock_owned((address) displaced->clear_lock_bits())) {
          entry->lock()->set_displaced_header(NULL);
        } else {
          // CAS操作失败则调用monitorenter
          CALL_VM(InterpreterRuntime::monitorenter(THREAD, entry), handle_exception);
        }
      }
    }
    UPDATE_PC_AND_TOS_AND_CONTINUE(1, -1);
  } else {
    istate->set_msg(more_monitors);
    UPDATE_PC_AND_RETURN(0); // Re-execute
  }
}

如果锁对象不是偏向模式或已经偏向其他线程，则success为false。这时候会构建一个无锁状态的mark word设置到Lock Record中去，我们称Lock Record中存储对象mark word的字段叫Displaced Mark Word。

如果当前锁的状态不是无锁状态，则CAS失败。如果这是一次锁重入，那直接将Lock Record的 Displaced Mark Word设置为null。

我们看个demo，在该demo中重复3次获得锁，

synchronized(obj){
    synchronized(obj){
        synchronized(obj){
        }
    }
}

假设锁的状态是轻量级锁，下图反应了mark word和线程栈中Lock Record的状态，可以看到右边线程栈中包含3个指向当前锁对象的Lock Record。其中栈中最高位的Lock Record为第一次获取锁时分配的。其Displaced Mark word的值为锁对象的加锁前的mark word，之后的锁重入会在线程栈中分配一个Displaced Mark word为null的Lock Record。

为什么JVM选择在线程栈中添加Displaced Mark word为null的Lock Record来表示重入计数呢？首先锁重入次数是一定要记录下来的，因为每次解锁都需要对应一次加锁，解锁次数等于加锁次数时，该锁才真正的被释放，也就是在解锁时需要用到说锁重入次数的。一个简单的方案是将锁重入次数记录在对象头的mark word中，但mark word的大小是有限的，已经存放不下该信息了。另一个方案是只创建一个Lock Record并在其中记录重入次数，Hotspot没有这样做的原因我猜是考虑到效率有影响：每次重入获得锁都需要遍历该线程的栈找到对应的Lock Record，然后修改它的值。

所以最终Hotspot选择每次获得锁都添加一个Lock Record来表示锁的重入。

接下来看看InterpreterRuntime::monitorenter方法

IRT_ENTRY_NO_ASYNC(void, InterpreterRuntime::monitorenter(JavaThread* thread, BasicObjectLock* elem))
  ...
  Handle h_obj(thread, elem->obj());
  assert(Universe::heap()->is_in_reserved_or_null(h_obj()),
         "must be NULL or an object");
  if (UseBiasedLocking) {
    // Retry fast entry if bias is revoked to avoid unnecessary inflation
    ObjectSynchronizer::fast_enter(h_obj, elem->lock(), true, CHECK);
  } else {
    ObjectSynchronizer::slow_enter(h_obj, elem->lock(), CHECK);
  }
  ...
IRT_END

fast_enter的流程在偏向锁一文已经分析过，如果当前是偏向模式且偏向的线程还在使用锁，那会将锁的mark word改为轻量级锁的状态，同时会将偏向的线程栈中的Lock Record修改为轻量级锁对应的形式。代码位置在biasedLocking.cpp#212。

 // 线程还存活则遍历线程栈中所有的Lock Record
  GrowableArray<MonitorInfo*>* cached_monitor_info = get_or_compute_monitor_info(biased_thread);
  BasicLock* highest_lock = NULL;
  for (int i = 0; i < cached_monitor_info->length(); i++) {
    MonitorInfo* mon_info = cached_monitor_info->at(i);
    // 如果能找到对应的Lock Record说明偏向的线程还在执行同步代码块中的代码
    if (mon_info->owner() == obj) {
      ...
      // 需要升级为轻量级锁，直接修改偏向线程栈中的Lock Record。为了处理锁重入的case，在这里将Lock Record的Displaced Mark Word设置为null，第一个Lock Record会在下面的代码中再处理
      markOop mark = markOopDesc::encode((BasicLock*) NULL);
      highest_lock = mon_info->lock();
      highest_lock->set_displaced_header(mark);
    } else {
      ...
    }
  }
  if (highest_lock != NULL) {
    // 修改第一个Lock Record为无锁状态，然后将obj的mark word设置为指向该Lock Record的指针
    highest_lock->set_displaced_header(unbiased_prototype);
    obj->release_set_mark(markOopDesc::encode(highest_lock));
    ...
  } else {
    ...
  }

我们看slow_enter的流程。

void ObjectSynchronizer::slow_enter(Handle obj, BasicLock* lock, TRAPS) {
  markOop mark = obj->mark();
  assert(!mark->has_bias_pattern(), "should not see bias pattern here");
  // 如果是无锁状态
  if (mark->is_neutral()) {
    //设置Displaced Mark Word并替换对象头的mark word
    lock->set_displaced_header(mark);
    if (mark == (markOop) Atomic::cmpxchg_ptr(lock, obj()->mark_addr(), mark)) {
      TEVENT (slow_enter: release stacklock) ;
      return ;
    }
  } else
  if (mark->has_locker() && THREAD->is_lock_owned((address)mark->locker())) {
    assert(lock != mark->locker(), "must not re-lock the same lock");
    assert(lock != (BasicLock*)obj->mark(), "don't relock with same BasicLock");
    // 如果是重入，则设置Displaced Mark Word为null
    lock->set_displaced_header(NULL);
    return;
  }

  ...
  // 走到这一步说明已经是存在多个线程竞争锁了 需要膨胀为重量级锁
  lock->set_displaced_header(markOopDesc::unused_mark());
  ObjectSynchronizer::inflate(THREAD, obj())->enter(THREAD);
}

轻量级锁释放流程

CASE(_monitorexit): {
  oop lockee = STACK_OBJECT(-1);
  CHECK_NULL(lockee);
  // derefing's lockee ought to provoke implicit null check
  // find our monitor slot
  BasicObjectLock* limit = istate->monitor_base();
  BasicObjectLock* most_recent = (BasicObjectLock*) istate->stack_base();
  // 从低往高遍历栈的Lock Record
  while (most_recent != limit ) {
    // 如果Lock Record关联的是该锁对象
    if ((most_recent)->obj() == lockee) {
      BasicLock* lock = most_recent->lock();
      markOop header = lock->displaced_header();
      // 释放Lock Record
      most_recent->set_obj(NULL);
      // 如果是偏向模式，仅仅释放Lock Record就好了。否则要走轻量级锁or重量级锁的释放流程
      if (!lockee->mark()->has_bias_pattern()) {
        bool call_vm = UseHeavyMonitors;
        // header!=NULL说明不是重入，则需要将Displaced Mark Word CAS到对象头的Mark Word
        if (header != NULL || call_vm) {
          if (call_vm || Atomic::cmpxchg_ptr(header, lockee->mark_addr(), lock) != lock) {
            // CAS失败或者是重量级锁则会走到这里，先将obj还原，然后调用monitorexit方法
            most_recent->set_obj(lockee);
            CALL_VM(InterpreterRuntime::monitorexit(THREAD, most_recent), handle_exception);
          }
        }
      }
      //执行下一条命令
      UPDATE_PC_AND_TOS_AND_CONTINUE(1, -1);
    }
    //处理下一条Lock Record
    most_recent++;
  }
  // Need to throw illegal monitor state exception
  CALL_VM(InterpreterRuntime::throw_illegal_monitor_state_exception(THREAD), handle_exception);
  ShouldNotReachHere();
}

轻量级锁释放时需要将Displaced Mark Word替换到对象头的mark word中。如果CAS失败或者是重量级锁则进入到InterpreterRuntime::monitorexit方法中。

//%note monitor_1
IRT_ENTRY_NO_ASYNC(void, InterpreterRuntime::monitorexit(JavaThread* thread, BasicObjectLock* elem))

  Handle h_obj(thread, elem->obj());
  ...
  ObjectSynchronizer::slow_exit(h_obj(), elem->lock(), thread);
  // Free entry. This must be done here, since a pending exception might be installed on
  //释放Lock Record
  elem->set_obj(NULL);
  ...
IRT_END

monitorexit调用完slow_exit方法后,就释放Lock Record。

void ObjectSynchronizer::slow_exit(oop object, BasicLock* lock, TRAPS) {
  fast_exit (object, lock, THREAD) ;
}
void ObjectSynchronizer::fast_exit(oop object, BasicLock* lock, TRAPS) {
  ...
  markOop dhw = lock->displaced_header();
  markOop mark ;
  if (dhw == NULL) {
     // 重入锁，什么也不做
     ...
     return ;
  }

  mark = object->mark() ;

  // 如果是mark word==Displaced Mark Word即轻量级锁，CAS替换对象头的mark word
  if (mark == (markOop) lock) {
     assert (dhw->is_neutral(), "invariant") ;
     if ((markOop) Atomic::cmpxchg_ptr (dhw, object->mark_addr(), mark) == mark) {
        TEVENT (fast_exit: release stacklock) ;
        return;
     }
  }
  //走到这里说明是重量级锁或者解锁时发生了竞争，膨胀后调用重量级锁的exit方法。
  ObjectSynchronizer::inflate(THREAD, object)->exit (true, THREAD) ;
}

该方法中先判断是不是轻量级锁，如果是轻量级锁则将替换mark word，否则膨胀为重量级锁并调用exit方法，相关逻辑将在重量级锁的文章中讲解。

我看了很多关于轻量级锁加锁解锁的文章，有个疑问一直没明白，包括看了你这篇。首先说CAS操作，三个要素，原值、期望值、对象，原值一定是从现对象里得到的没疑问吧？线程A加锁，CAS将锁对象对象头替换成指向线程A的Lock Record的地址，在这里，原值：对象mark word中的内容，也就是hashcode，期望值：本线程Lock Record地址，对象：锁对象，在替换成功后我们说线程A获得了锁，OK，线程A开始执行同步代码块，在它执行完之前，线程B来获取锁，发现属于轻量级锁标志，于是CAS替换mark word，此时CAS的原值仍然为为锁对象的mark word吧，而此时锁对象mark word中记录的不再是hashcode而是指向线程A的Lock Record的地址，但是对于CAS它管你对象头存的是什么，现在获取到什么，什么就是原值，于是：原值：对象头中指向线程A中LR的地址，期望值：线程B中LR（目前对他来说，是将锁对象中指向线程A中LR的地址存入本线程LR）的地址，目标对象：锁对象，怎么会CAS不成功？于是现在线程B也获取到锁，两个线程都会在执行同步代码块！这个问题你能解释下吗？希望不要用他就是这样就是那样来解释。另外，轻量级锁解锁时，除了现在锁对象已经变成了重量级锁外，解锁的CAS什么场景下会失败，能举出具体案例吗？

@flying81621 我觉得您想问的应该是下面这个 CAS 操作是怎么实现轻量级锁的互斥的。
if (!success) {
  // 构建一个无锁状态的Displaced Mark Word
  markOop displaced = lockee->mark()->set_unlocked();
  // 设置到Lock Record中去
  entry->lock()->set_displaced_header(displaced);
  bool call_vm = UseHeavyMonitors;
  if (call_vm || Atomic::cmpxchg_ptr(entry, lockee->mark_addr(), displaced) != displaced) {
    // 如果CAS替换不成功，代表锁对象不是无锁状态，这时候判断下是不是锁重入
    // Is it simple recursive case?
    if (!call_vm && THREAD->is_lock_owned((address) displaced->clear_lock_bits())) {
      entry->lock()->set_displaced_header(NULL);
    } else {
      // CAS操作失败则调用monitorenter
      CALL_VM(InterpreterRuntime::monitorenter(THREAD, entry), handle_exception);
    }
  }
}
假设现在有两个线程，线程 A 首先通过锁撤销的一系列逻辑最终通过 slow_enter 方法中如下的代码把线程 A 的 Lock Record 中的 displaced header 的在线程 A 的线程栈中的地址通过 CAS 操作写进了锁对象的 mark word 中，即线程 A 成功获取了锁，继续执行同步代码块。
if (mark->is_neutral()) {
  lock->set_displaced_header(mark);
  // 请注意 CAS 操作的修改值 lock，lock 为指针类型 
  if (mark == (markOop) Atomic::cmpxchg_ptr(lock, obj()->mark_addr(), mark)) {
    TEVENT (slow_enter: release stacklock) ;
    return ;
  }
}
我再重申一遍这个线程 A 获取轻量级锁的 CAS 操作的逻辑，把一个四字节的指针写进了锁对象的 mark word 中，所以后面取锁对象的 mark word 时会取到一个指针。而当线程 B 执行到同步代码块准备尝试获取轻量级锁时在 CAS 操作时里用的“预期原值”为 markOop displaced = lockee->mark()->set_unlocked()，而这个构造出来的 displaced mark word 为线程 A 的线程栈里 Lock Record 中 displaced mark word 的地址“位或”上 1（具体可以看下 set_unlocked 方法的实现）使得 displaced 的最低位为 1，所以要想这个 CAS 操作失败的话（因为只有操作失败才能满足锁的互斥性），那必然 lockee->mark() 取到地址最低位应该为 0 才行。下面纯属个人推测：这里应该是用了某种字节对齐方式导致线程 A 中线程栈里 Lock Record 中 displaced mark word 地址的最低两位为 00，回想一下概论里的 mark word 状态转换图，在轻量级锁下最低两位为 00，而之前的 CAS 操作只写了一个地址（四字节，mark word 也是四字节），并没有专门的去改最低两位的值为 00（如果有请通知我一下，谢谢🙏，我个人找了半天没找到）。所以基于以上的方式才能实现轻量级锁的互斥。再次重申，个人推测，错了不要骂我（要是R大来回答一下这问题就好了，唉）。
// A BasicObjectLock associates a specific Java object with a BasicLock.
// It is currently embedded in an interpreter frame.

// Because some machines have alignment restrictions on the control stack,
// the actual space allocated by the interpreter may include padding words
// after the end of the BasicObjectLock.  Also, in order to guarantee
// alignment of the embedded BasicLock objects on such machines, we
// put the embedded BasicLock at the beginning of the struct.

class BasicObjectLock VALUE_OBJ_CLASS_SPEC {
  friend class VMStructs;
 private:
  BasicLock _lock;                                    // the lock, must be double word aligned
  oop       _obj;                                          // object holds the lock;
仔细看了一下 BasicObjectLock 的注释，确实因为这个原因
你好，请问这个对齐原因和锁状态被设置为00有什么关系呢？
我悟了。因为双字对齐，也就是4字节对齐，一个地址4字节对齐必须能被4整除。所以最后两位都是0，才能4字节对齐。
您的意思是说，_lock的地址必须是4的倍数？这是如何实现的？对齐如何理解啊？
是的。4字节对齐要求，起始地址是4字节对齐，整个结构体长度要4字节对齐。这个4字节对齐是为了方便cpu读取内存数据，具体的我也不知道。

您好，我还想请教您一个问题，就是批量重偏向有什么作用？我看在偏向锁的处理流程中，对于批量重偏向，是尝试使用CAS进行重偏向操作，失败则进行锁撤销。如果没有开启批量重偏向，那么后续的操作也是使用CAS进行重偏向操作，失败就会进行撤销。这完全没有体现出批量重偏向的作用啊？

咨询个关于自旋的问题，网上好多文章关于轻量级锁都说有个自旋的过程，当自旋尝试失败后才膨胀为重量级锁，但是从源码的角度来看，只要CAS失败就会引起锁膨胀；这块能帮忙解释一下吗？

没有自旋这回事，只有重量级锁获取失败才会自旋，网上的文章好多都是错的，我个人认为轻量级锁的意义就是在没有线程争用锁时不用创建monitor

兄弟有自旋的！！锁的膨胀过程通过ObjectSynchronizer::inflate函数，在这里面有自旋膨胀，在膨胀完成之后会执行enter方法，在enter中会调用TrySpin_VaryDuration 这个里面进行自旋了，并且这里的自旋是在锁膨胀为重量级锁之后自旋的，目的是为了尽可能的少进入内核态。。给你个参考帖子https://www.cnblogs.com/dennyzhangdd/p/6734638.html https://www.zhihu.com/question/39009953/answer/80186008

@flying81621 不知道你还有疑惑吗

我看了很多关于轻量级锁加锁解锁的文章，有个疑问一直没明白，包括看了你这篇。首先说CAS操作，三个要素，原值、期望值、对象，原值一定是从现对象里得到的没疑问吧？线程A加锁，CAS将锁对象对象头替换成指向线程A的Lock Record的地址，在这里，原值：对象mark word中的内容，也就是hashcode，期望值：本线程Lock Record地址，对象：锁对象，在替换成功后我们说线程A获得了锁，OK，线程A开始执行同步代码块，在它执行完之前，线程B来获取锁，发现属于轻量级锁标志，于是CAS替换mark word，此时CAS的原值仍然为为锁对象的mark word吧，而此时锁对象mark word中记录的不再是hashcode而是指向线程A的Lock Record的地址，但是对于CAS它管你对象头存的是什么，现在获取到什么，什么就是原值，于是：原值：对象头中指向线程A中LR的地址，期望值：线程B中LR（目前对他来说，是将锁对象中指向线程A中LR的地址存入本线程LR）的地址，目标对象：锁对象，怎么会CAS不成功？于是现在线程B也获取到锁，两个线程都会在执行同步代码块！这个问题你能解释下吗？希望不要用他就是这样就是那样来解释。另外，轻量级锁解锁时，除了现在锁对象已经变成了重量级锁外，解锁的CAS什么场景下会失败，能举出具体案例吗？

首先A线程通过CAS替换markword替换成功，表明A线程获取了锁，这里应该大家都没问题。然后是B线程，你的问题取决于B线程是什么时候到达synchronized的。 1.如果它和A几乎同时到达， B就会看到对象头当前处于无锁状态，B就会进行CAS去尝试替换对象的markword，那么A和B之中必定只有一个线程会成功，另一个就是失败的。 2.如果它是在A已经CAS完成后才到达的synchronized，那么B就会看到对象的markword就不是无锁状态，B就会知道当前存在并发，它接下去要做就是锁膨胀流程，这个时候B要把markword改成inflating状态就是全部都是0（同样也是使用CAS），来告诉其他线程正在进行锁膨胀。不知道我的回答能否解决你心中的疑惑

@flying81621 不知道你还有疑惑吗

我看了很多关于轻量级锁加锁解锁的文章，有个疑问一直没明白，包括看了你这篇。首先说CAS操作，三个要素，原值、期望值、对象，原值一定是从现对象里得到的没疑问吧？线程A加锁，CAS将锁对象对象头替换成指向线程A的Lock Record的地址，在这里，原值：对象mark word中的内容，也就是hashcode，期望值：本线程Lock Record地址，对象：锁对象，在替换成功后我们说线程A获得了锁，OK，线程A开始执行同步代码块，在它执行完之前，线程B来获取锁，发现属于轻量级锁标志，于是CAS替换mark word，此时CAS的原值仍然为为锁对象的mark word吧，而此时锁对象mark word中记录的不再是hashcode而是指向线程A的Lock Record的地址，但是对于CAS它管你对象头存的是什么，现在获取到什么，什么就是原值，于是：原值：对象头中指向线程A中LR的地址，期望值：线程B中LR（目前对他来说，是将锁对象中指向线程A中LR的地址存入本线程LR）的地址，目标对象：锁对象，怎么会CAS不成功？于是现在线程B也获取到锁，两个线程都会在执行同步代码块！这个问题你能解释下吗？希望不要用他就是这样就是那样来解释。另外，轻量级锁解锁时，除了现在锁对象已经变成了重量级锁外，解锁的CAS什么场景下会失败，能举出具体案例吗？

首先A线程通过CAS替换markword替换成功，表明A线程获取了锁，这里应该大家都没问题。然后是B线程，你的问题取决于B线程是什么时候到达synchronized的。 1.如果它和A几乎同时到达， B就会看到对象头当前处于无锁状态，B就会进行CAS去尝试替换对象的markword，那么A和B之中必定只有一个线程会成功，另一个就是失败的。 2.如果它是在A已经CAS完成后才到达的synchronized，那么B就会看到对象的markword就不是无锁状态，B就会知道当前存在并发，它接下去要做就是锁膨胀流程，这个时候B要把markword改成inflating状态就是全部都是0（同样也是使用CAS），来告诉其他线程正在进行锁膨胀。不知道我的回答能否解决你心中的疑惑

要满足你说的，在偏向锁结束之后，锁的标志位就必须得归为无锁状态才行，这样才能互斥。如果一个锁升级为轻量级锁，在退出之后不会退出为无锁状态，那么下一个线程获取到的锁终究是轻量级锁，按照你的说法，不是就直接膨胀了，这样轻量级锁就失去了它的意义。如果锁在退出的时候归还为无锁状态，存在锁降级的可能性，是否又需要从偏向模式开始一步一步的升级锁？

按照分析，那下面这种情况，为什么会升级为轻量级锁啊

public static void main(String[] args) throws InterruptedException {
        sleep(5000);
        Object object = new Object();
        new Thread(() -> {
            synchronized (object) {

                System.out.println(ClassLayout.parseInstance(object).toPrintable());
            }
        }, "t1").start();

        sleep(5000);
        new Thread(() -> {
            synchronized (object) {
              //这里升级为轻量级锁，不该是偏向么？
                System.out.println(ClassLayout.parseInstance(object).toPrintable());
            }
        }, "t2").start();

    }

另外，如果没有自旋的话，那线程A是偏向锁，线程B来了，在安全点修改为轻量后，B再CAS竞争轻量锁，失败，就直接升级为重量锁了么

你还是成功绕开了我的问题，虽然你回答了不少。你回答：但当线程B想要获取锁的时候，传入的无锁状态值与本身对象头存储的markword是不一样的我的疑问一直都是：怎么会不一样？传入的无锁状态值从什么地方取来的？难道不是从对象头中取出来？线程A已经获取了锁，现在对象头存储的是线程A的LR，线程B从对象头中取出的是线程A的LR，做CAS替换时，怎么和对象头中存储的不一样？什么叫无锁状态值？我们现在讨论的就是这个东西，你来了个糊弄的回答在 2019-06-12 16:22:48，"scn7th" notifications@github.com 写道：我看了很多关于轻量级锁加锁解锁的文章，有个疑问一直没明白，包括看了你这篇。首先说CAS操作，三个要素，原值、期望值、对象，原值一定是从现对象里得到的没疑问吧？线程A加锁，CAS将锁对象对象头替换成指向线程A的Lock Record的地址，在这里，原值：对象mark word中的内容，也就是hashcode，期望值：本线程Lock Record地址，对象：锁对象，在替换成功后我们说线程A获得了锁，OK，线程A开始执行同步代码块，在它执行完之前，线程B来获取锁，发现属于轻量级锁标志，于是CAS替换mark word，此时CAS的原值仍然为为锁对象的mark word吧，而此时锁对象mark word中记录的不再是hashcode而是指向线程A的Lock Record的地址，但是对于CAS它管你对象头存的是什么，现在获取到什么，什么就是原值，于是：原值：对象头中指向线程A中LR的地址，期望值：线程B中LR（目前对他来说，是将锁对象中指向线程A中LR的地址存入本线程LR）的地址，目标对象：锁对象，怎么会CAS不成功？于是现在线程B也获取到锁，两个线程都会在执行同步代码块！这个问题你能解释下吗？希望不要用他就是这样就是那样来解释。另外，轻量级锁解锁时，除了现在锁对象已经变成了重量级锁外，解锁的CAS什么场景下会失败，能举出具体案例吗？大致明白了你的意思，你可以看下博主上面的源码，每次CAS的话，走的是Atomic::cmpxchg_ptr这个方法，对于compareValue的话，是构建一个无锁状态的Displaced Mark Word，所以线程A获得轻量级锁，修改了markword，但当线程B想要获取锁的时候，传入的无锁状态值与本身对象头存储的markword是不一样的，所以无法cas成功我理解应该和内存可见性相关，线程A，B几乎在同时得到monitor enter指令，那么此时二者在各自线程中都存有对象O的缓存，此时必然会导致如果线程A的CAS成功，B的CAS失败 — You are receiving this because you commented. Reply to this email directly, view it on GitHub, or mute the thread.

A和B争抢 A 期望值 01无锁，写00；假如A成功；此时B 期望值 01无锁，写00,但是A已经写00了，所以CAS会失败

我看了很多关于轻量级锁加锁解锁的文章，有个疑问一直没明白，包括看了你这篇。首先说CAS操作，三个要素，原值、期望值、对象，原值一定是从现对象里得到的没疑问吧？线程A加锁，CAS将锁对象对象头替换成指向线程A的Lock Record的地址，在这里，原值：对象mark word中的内容，也就是hashcode，期望值：本线程Lock Record地址，对象：锁对象，在替换成功后我们说线程A获得了锁，OK，线程A开始执行同步代码块，在它执行完之前，线程B来获取锁，发现属于轻量级锁标志，于是CAS替换mark word，此时CAS的原值仍然为为锁对象的mark word吧，而此时锁对象mark word中记录的不再是hashcode而是指向线程A的Lock Record的地址，但是对于CAS它管你对象头存的是什么，现在获取到什么，什么就是原值，于是：原值：对象头中指向线程A中LR的地址，期望值：线程B中LR（目前对他来说，是将锁对象中指向线程A中LR的地址存入本线程LR）的地址，目标对象：锁对象，怎么会CAS不成功？于是现在线程B也获取到锁，两个线程都会在执行同步代码块！这个问题你能解释下吗？希望不要用他就是这样就是那样来解释。另外，轻量级锁解锁时，除了现在锁对象已经变成了重量级锁外，解锁的CAS什么场景下会失败，能举出具体案例吗？

我觉得啊源码区分了这个到底是LR还是markword

我看了很多关于轻量级锁加锁解锁的文章，有个疑问一直没明白，包括看了你这篇。首先说CAS操作，三个要素，原值、期望值、对象，原值一定是从现对象里得到的没疑问吧？线程A加锁，CAS将锁对象对象头替换成指向线程A的Lock Record的地址，在这里，原值：对象mark word中的内容，也就是hashcode，期望值：本线程Lock Record地址，对象：锁对象，在替换成功后我们说线程A获得了锁，OK，线程A开始执行同步代码块，在它执行完之前，线程B来获取锁，发现属于轻量级锁标志，于是CAS替换mark word，此时CAS的原值仍然为为锁对象的mark word吧，而此时锁对象mark word中记录的不再是hashcode而是指向线程A的Lock Record的地址，但是对于CAS它管你对象头存的是什么，现在获取到什么，什么就是原值，于是：原值：对象头中指向线程A中LR的地址，期望值：线程B中LR（目前对他来说，是将锁对象中指向线程A中LR的地址存入本线程LR）的地址，目标对象：锁对象，怎么会CAS不成功？于是现在线程B也获取到锁，两个线程都会在执行同步代码块！这个问题你能解释下吗？希望不要用他就是这样就是那样来解释。另外，轻量级锁解锁时，除了现在锁对象已经变成了重量级锁外，解锁的CAS什么场景下会失败，能举出具体案例吗？

我觉得啊源码区分了这个到底是LR还是markword

你看最后两位是可以确定的

请教一下，在解锁是为什么会存在CAS失败这种情况呢？

咨询个关于自旋的问题，网上好多文章关于轻量级锁都说有个自旋的过程，当自旋尝试失败后才膨胀为重量级锁，但是从源码的角度来看，只要CAS失败就会引起锁膨胀；这块能帮忙解释一下吗？

没有自旋这回事，只有重量级锁获取失败才会自旋，网上的文章好多都是错的，我个人认为轻量级锁的意义就是在没有线程争用锁时不用创建monitor

兄弟有自旋的！！锁的膨胀过程通过ObjectSynchronizer::inflate函数，在这里面有自旋膨胀，在膨胀完成之后会执行enter方法，在enter中会调用TrySpin_VaryDuration 这个里面进行自旋了，并且这里的自旋是在锁膨胀为重量级锁之后自旋的，目的是为了尽可能的少进入内核态。。给你个参考帖子https://www.cnblogs.com/dennyzhangdd/p/6734638.html https://www.zhihu.com/question/39009953/answer/80186008

谢谢你回答了关于锁膨胀为重量级锁之后自旋，但是说人家说的是轻量锁是没有自旋

如果当前是偏向模式且偏向的线程还在使用锁，那会将锁的mark word改为轻量级锁的状态

我不明白, 偏向线程正在使用锁, 我认为偏向线程还在执行, 另一个线程想要获取锁, 为什么会变成轻量锁? 应该变成重量锁把?

你可能没有明白什么叫做轻量级锁、什么叫做重量级锁

我看了很多关于轻量级锁加锁解锁的文章，有个疑问一直没明白，包括看了你这篇。首先说CAS操作，三个要素，原值、期望值、对象，原值一定是从现对象里得到的没疑问吧？线程A加锁，CAS将锁对象对象头替换成指向线程A的Lock Record的地址，在这里，原值：对象mark word中的内容，也就是hashcode，期望值：本线程Lock Record地址，对象：锁对象，在替换成功后我们说线程A获得了锁，OK，线程A开始执行同步代码块，在它执行完之前，线程B来获取锁，发现属于轻量级锁标志，于是CAS替换mark word，此时CAS的原值仍然为为锁对象的mark word吧，而此时锁对象mark word中记录的不再是hashcode而是指向线程A的Lock Record的地址，但是对于CAS它管你对象头存的是什么，现在获取到什么，什么就是原值，于是：原值：对象头中指向线程A中LR的地址，期望值：线程B中LR（目前对他来说，是将锁对象中指向线程A中LR的地址存入本线程LR）的地址，目标对象：锁对象，怎么会CAS不成功？于是现在线程B也获取到锁，两个线程都会在执行同步代码块！这个问题你能解释下吗？希望不要用他就是这样就是那样来解释。另外，轻量级锁解锁时，除了现在锁对象已经变成了重量级锁外，解锁的CAS什么场景下会失败，能举出具体案例吗？

@flying81621 我觉得您想问的应该是下面这个 CAS 操作是怎么实现轻量级锁的互斥的。
if (!success) {
  // 构建一个无锁状态的Displaced Mark Word
  markOop displaced = lockee->mark()->set_unlocked();
  // 设置到Lock Record中去
  entry->lock()->set_displaced_header(displaced);
  bool call_vm = UseHeavyMonitors;
  if (call_vm || Atomic::cmpxchg_ptr(entry, lockee->mark_addr(), displaced) != displaced) {
    // 如果CAS替换不成功，代表锁对象不是无锁状态，这时候判断下是不是锁重入
    // Is it simple recursive case?
    if (!call_vm && THREAD->is_lock_owned((address) displaced->clear_lock_bits())) {
      entry->lock()->set_displaced_header(NULL);
    } else {
      // CAS操作失败则调用monitorenter
      CALL_VM(InterpreterRuntime::monitorenter(THREAD, entry), handle_exception);
    }
  }
}
假设现在有两个线程，线程 A 首先通过锁撤销的一系列逻辑最终通过 slow_enter 方法中如下的代码把线程 A 的 Lock Record 中的 displaced header 的在线程 A 的线程栈中的地址通过 CAS 操作写进了锁对象的 mark word 中，即线程 A 成功获取了锁，继续执行同步代码块。
if (mark->is_neutral()) {
  lock->set_displaced_header(mark);
  // 请注意 CAS 操作的修改值 lock，lock 为指针类型 
  if (mark == (markOop) Atomic::cmpxchg_ptr(lock, obj()->mark_addr(), mark)) {
    TEVENT (slow_enter: release stacklock) ;
    return ;
  }
}
我再重申一遍这个线程 A 获取轻量级锁的 CAS 操作的逻辑，把一个四字节的指针写进了锁对象的 mark word 中，所以后面取锁对象的 mark word 时会取到一个指针。而当线程 B 执行到同步代码块准备尝试获取轻量级锁时在 CAS 操作时里用的“预期原值”为 markOop displaced = lockee->mark()->set_unlocked()，而这个构造出来的 displaced mark word 为线程 A 的线程栈里 Lock Record 中 displaced mark word 的地址“位或”上 1（具体可以看下 set_unlocked 方法的实现）使得 displaced 的最低位为 1，所以要想这个 CAS 操作失败的话（因为只有操作失败才能满足锁的互斥性），那必然 lockee->mark() 取到地址最低位应该为 0 才行。下面纯属个人推测：这里应该是用了某种字节对齐方式导致线程 A 中线程栈里 Lock Record 中 displaced mark word 地址的最低两位为 00，回想一下概论里的 mark word 状态转换图，在轻量级锁下最低两位为 00，而之前的 CAS 操作只写了一个地址（四字节，mark word 也是四字节），并没有专门的去改最低两位的值为 00（如果有请通知我一下，谢谢🙏，我个人找了半天没找到）。所以基于以上的方式才能实现轻量级锁的互斥。再次重申，个人推测，错了不要骂我（要是R大来回答一下这问题就好了，唉）。

最近研究synchronized源码,发现这篇文章其实将的很好了. 然后发现有很多人在纠结这个!success方法的cas的问题. 翻完了所有的留言, 发现其实都是错的. 如果看源码仔细, 并且画过流程图之类的,就会发现, 进入轻量级锁的逻辑会在两个地方

  if (mark->has_bias_pattern()) {
    if(xxxx)
    else if (xxxxx)
     else {
           markOop header = (markOop) ((uintptr_t) mark & ((uintptr_t)markOopDesc::biased_lock_mask_in_place |
                                                              (uintptr_t)markOopDesc::age_mask_in_place |
                                                              epoch_mask_in_place));
              if (hash != markOopDesc::no_hash) {
                header = header->copy_set_hash(hash);
              }
              markOop new_header = (markOop) ((uintptr_t) header | thread_ident);
              if (Atomic::cmpxchg_ptr((void*)new_header, lockee->mark_addr(), header) == header) { 
                  (* BiasedLocking::anonymously_biased_lock_entry_count_addr())++;
              }
              else {
                // IMPORTANT
                CALL_VM(InterpreterRuntime::monitorenter(THREAD, entry), handle_exception);
              }
             success = true;
      }
}

上面讨论的两个线程A,B 一起来拿锁, 然后A线程获取到锁了, B线程走进!success的逻辑本身就是有前提的. 就是此时B线程加锁的对象的对象头已经不是01了, 如果是01那么加锁逻辑一定是在上面这个if分支里面去进行的. 所以, 进入!success分支的前提条件都已经被篡改了, 怎么可能会发现问题的本质. 如果想要说B线程获取的对象头是01状态(偏向/无锁)那么走到一定IMPORTANT表示的锁升级流程(止于为什么只会进入else不会进入其他if 或者else if分支请多读一遍上一章偏向锁批量撤销和重偏向逻辑, 里面会把正在涉及加锁的对象实例的数据做同步, 也就意味着, 但凡一个对象实例还在被线程加锁, 那么就不会和klass有区别. 有区别一定是当前这个对象已经不被线程加锁了, 这里会比较绕,自己多嚼), 如果B线程获取的对象头是00状态或者10状态, 那么经过markOop displaced = lockee->mark()->set_unlocked();方法之后这个标识位就会改成01或者11 ,那么已经和原始的值不一样了. 怎么可能CAS成功. 至于更离谱的字节对齐的问题就更离谱了. 不可能莫名其妙去修改一个地址吧. 都看源码了, 还在相信玄学

总结一下: 如果B线程这个时候拿的对象头是01标识位, 那么会走if(mark->has_bias_pattern())的逻辑如果B线程这个时候拿的对象头是10/0 标识位, 那么在 markOop displaced = lockee->mark()->set_unlocked();逻辑中就会修改这个标识位,导致CAS失败

我看了很多关于轻量级锁加锁解锁的文章，有个疑问一直没明白，包括看了你这篇。首先说CAS操作，三个要素，原值、期望值、对象，原值一定是从现对象里得到的没疑问吧？线程A加锁，CAS将锁对象对象头替换成指向线程A的Lock Record的地址，在这里，原值：对象mark word中的内容，也就是hashcode，期望值：本线程Lock Record地址，对象：锁对象，在替换成功后我们说线程A获得了锁，OK，线程A开始执行同步代码块，在它执行完之前，线程B来获取锁，发现属于轻量级锁标志，于是CAS替换mark word，此时CAS的原值仍然为为锁对象的mark word吧，而此时锁对象mark word中记录的不再是hashcode而是指向线程A的Lock Record的地址，但是对于CAS它管你对象头存的是什么，现在获取到什么，什么就是原值，于是：原值：对象头中指向线程A中LR的地址，期望值：线程B中LR（目前对他来说，是将锁对象中指向线程A中LR的地址存入本线程LR）的地址，目标对象：锁对象，怎么会CAS不成功？于是现在线程B也获取到锁，两个线程都会在执行同步代码块！这个问题你能解释下吗？希望不要用他就是这样就是那样来解释。另外，轻量级锁解锁时，除了现在锁对象已经变成了重量级锁外，解锁的CAS什么场景下会失败，能举出具体案例吗？

@flying81621 我觉得您想问的应该是下面这个 CAS 操作是怎么实现轻量级锁的互斥的。
if (!success) {
  // 构建一个无锁状态的Displaced Mark Word
  markOop displaced = lockee->mark()->set_unlocked();
  // 设置到Lock Record中去
  entry->lock()->set_displaced_header(displaced);
  bool call_vm = UseHeavyMonitors;
  if (call_vm || Atomic::cmpxchg_ptr(entry, lockee->mark_addr(), displaced) != displaced) {
    // 如果CAS替换不成功，代表锁对象不是无锁状态，这时候判断下是不是锁重入
    // Is it simple recursive case?
    if (!call_vm && THREAD->is_lock_owned((address) displaced->clear_lock_bits())) {
      entry->lock()->set_displaced_header(NULL);
    } else {
      // CAS操作失败则调用monitorenter
      CALL_VM(InterpreterRuntime::monitorenter(THREAD, entry), handle_exception);
    }
  }
}
假设现在有两个线程，线程 A 首先通过锁撤销的一系列逻辑最终通过 slow_enter 方法中如下的代码把线程 A 的 Lock Record 中的 displaced header 的在线程 A 的线程栈中的地址通过 CAS 操作写进了锁对象的 mark word 中，即线程 A 成功获取了锁，继续执行同步代码块。
if (mark->is_neutral()) {
  lock->set_displaced_header(mark);
  // 请注意 CAS 操作的修改值 lock，lock 为指针类型 
  if (mark == (markOop) Atomic::cmpxchg_ptr(lock, obj()->mark_addr(), mark)) {
    TEVENT (slow_enter: release stacklock) ;
    return ;
  }
}
我再重申一遍这个线程 A 获取轻量级锁的 CAS 操作的逻辑，把一个四字节的指针写进了锁对象的 mark word 中，所以后面取锁对象的 mark word 时会取到一个指针。而当线程 B 执行到同步代码块准备尝试获取轻量级锁时在 CAS 操作时里用的“预期原值”为 markOop displaced = lockee->mark()->set_unlocked()，而这个构造出来的 displaced mark word 为线程 A 的线程栈里 Lock Record 中 displaced mark word 的地址“位或”上 1（具体可以看下 set_unlocked 方法的实现）使得 displaced 的最低位为 1，所以要想这个 CAS 操作失败的话（因为只有操作失败才能满足锁的互斥性），那必然 lockee->mark() 取到地址最低位应该为 0 才行。下面纯属个人推测：这里应该是用了某种字节对齐方式导致线程 A 中线程栈里 Lock Record 中 displaced mark word 地址的最低两位为 00，回想一下概论里的 mark word 状态转换图，在轻量级锁下最低两位为 00，而之前的 CAS 操作只写了一个地址（四字节，mark word 也是四字节），并没有专门的去改最低两位的值为 00（如果有请通知我一下，谢谢🙏，我个人找了半天没找到）。所以基于以上的方式才能实现轻量级锁的互斥。再次重申，个人推测，错了不要骂我（要是R大来回答一下这问题就好了，唉）。
最近研究synchronized源码,发现这篇文章其实将的很好了. 然后发现有很多人在纠结这个!success方法的cas的问题. 翻完了所有的留言, 发现其实都是错的. 如果看源码仔细, 并且画过流程图之类的,就会发现, 进入轻量级锁的逻辑会在两个地方
  if (mark->has_bias_pattern()) {
    if(xxxx)
    else if (xxxxx)
     else {
           markOop header = (markOop) ((uintptr_t) mark & ((uintptr_t)markOopDesc::biased_lock_mask_in_place |
                                                              (uintptr_t)markOopDesc::age_mask_in_place |
                                                              epoch_mask_in_place));
              if (hash != markOopDesc::no_hash) {
                header = header->copy_set_hash(hash);
              }
              markOop new_header = (markOop) ((uintptr_t) header | thread_ident);
              if (Atomic::cmpxchg_ptr((void*)new_header, lockee->mark_addr(), header) == header) { 
                  (* BiasedLocking::anonymously_biased_lock_entry_count_addr())++;
              }
              else {
                // IMPORTANT
                CALL_VM(InterpreterRuntime::monitorenter(THREAD, entry), handle_exception);
              }
             success = true;
      }
}
上面讨论的两个线程A,B 一起来拿锁, 然后A线程获取到锁了, B线程走进!success的逻辑本身就是有前提的. 就是此时B线程加锁的对象的对象头已经不是01了, 如果是01那么加锁逻辑一定是在上面这个if分支里面去进行的. 所以, 进入!success分支的前提条件都已经被篡改了, 怎么可能会发现问题的本质. 如果想要说B线程获取的对象头是01状态(偏向/无锁)那么走到一定IMPORTANT表示的锁升级流程(止于为什么只会进入else不会进入其他if 或者else if分支请多读一遍上一章偏向锁批量撤销和重偏向逻辑, 里面会把正在涉及加锁的对象实例的数据做同步, 也就意味着, 但凡一个对象实例还在被线程加锁, 那么就不会和klass有区别. 有区别一定是当前这个对象已经不被线程加锁了, 这里会比较绕,自己多嚼), 如果B线程获取的对象头是00状态或者10状态, 那么经过markOop displaced = lockee->mark()->set_unlocked();方法之后这个标识位就会改成01或者11 ,那么已经和原始的值不一样了. 怎么可能CAS成功. 至于更离谱的字节对齐的问题就更离谱了. 不可能莫名其妙去修改一个地址吧. 都看源码了, 还在相信玄学

总结一下: 如果B线程这个时候拿的对象头是01标识位, 那么会走if(mark->has_bias_pattern())的逻辑如果B线程这个时候拿的对象头是10/0 标识位, 那么在 markOop displaced = lockee->mark()->set_unlocked();逻辑中就会修改这个标识位,导致CAS失败

001无锁状态会进入到!success的逻辑分支，这时候直接CAS成功获取轻量级锁 . 并不会进入到 if (mark->has_bias_pattern())这个分支，has_bias_pattern源码看这里

farmerjohngit / myblog