Synchronized and ReentrantLock
内置锁
内置锁不需要显式的获取和释放，任何一个对象都能作为一把内置锁。
当synchronized作用于普通方法时，锁对象是this；
当synchronized作用于静态方法时，锁对象是当前类的Class对象；
当synchronized作用于代码块时，锁对象是synchronized(obj)中的这个obj。
当一个线程访问“某对象”的“synchronized方法”或者“synchronized代码块”时，其他线程对“该对象”的该“synchronized方法”或者“synchronized代码块”的访问将被阻塞。
当一个线程访问“某对象”的“synchronized方法”或者“synchronized代码块”时，其他线程仍然可以访问“该对象”的非同步代码块。
当一个线程访问“某对象”的“synchronized方法”或者“synchronized代码块”时，其他线程对“该对象”的其他的“synchronized方法”或者“synchronized代码块”的访问将被阻塞。
实例锁 -- 锁在某一个实例对象上。如果该类是单例，那么该锁也具有全局锁的概念。
实例锁对应的就是synchronized关键字。
全局锁 -- 该锁针对的是类，无论实例多少个对象，那么线程都共享该锁。
全局锁对应的就是static synchronized（或者是锁在该类的class或者classloader对象上）。
pulbic class Something { public synchronized void isSyncA(){} public synchronized void isSyncB(){} public static synchronized void cSyncA(){} public static synchronized void cSyncB(){} }
假设，Something有两个实例x和y。分析下面4组表达式获取的锁的情况。
(01) x.isSyncA()与x.isSyncB() 不能同时访问：因为isSyncA()和isSyncB()都是访问同一个对象(对象x)的同步锁
(02) x.isSyncA()与y.isSyncA() 可以同时访问：因为访问的不是同一个对象的同步锁，x.isSyncA()访问的是x的同步锁，而y.isSyncA()访问的是y的同步锁。
(03) x.cSyncA()与y.cSyncB() 不能同时访问 ： 因为cSyncA()和cSyncB()都是static类型，
(04) x.isSyncA()与Something.cSyncA() 可以同时访问
显式锁
内置锁这么好用，为什么还需多出一个显式锁呢？
想给锁加个等待时间、超时时间，超时还未获得锁就放弃，不至于无限等下去；
可中断的方式获取锁，这样外部线程给我们发一个中断信号就能唤起等待锁的线程；
为锁维持多个等待队列，比如一个生产者队列，一个消费者队列，以便提高锁的效率。
ReentrantLock的字面意思是可重入锁，可重入的意思是线程可以同时多次请求同一把锁，而不会自己导致自己死锁
内置锁和显式锁区别：
可定时：RenentrantLock.tryLock(long timeout, TimeUnit unit)提供一种以定时结束等待方式
可中断：一定见过InterruptedException，很多跟多线程相关的方法会抛出该异常，这个异常并不是一个缺陷导致的负担，而是一种必须，或者说是一件好事。可中断性提供了一种让线程提前结束的方式（而不是非得等到线程执行结束），这对于要取消耗时的任务非常有用。对于内置锁，线程拿不到内置锁就会一直等待，除了获取锁没有其他办法能够让其结束等待。RenentrantLock.lockInterruptibly()给提供一种以中断结束等待的方式。
条件队列(condition queue)：线程在获取锁之后，可能会由于等待某个条件发生而进入等待状态（内置锁通过Object.wait()方法，显式锁通过Condition.await()方法），进入等待状态的线程会挂起并自动释放锁，这些线程会被放入到条件队列当中。synchronized对应的只有一个条件队列，而ReentrantLock可以有多个条件队列，多个队列有什么好处呢？
条件谓词：线程在获取锁之后，还需要等待某个条件满足才能做事情，比如生产者需要等到“缓存不满”才能往队列里放入消息，而消费者需要等到“缓存非空”才能从队列里取出消息。这些条件被称作条件谓词，线程需要先获取锁，然后判断条件谓词是否满足，如果不满足就不往下执行，相应的线程就会放弃执行权并自动释放锁。使用同一把锁的不同的线程可能有不同的条件谓词，如果只有一个条件队列，当某个条件谓词满足时就无法判断该唤醒条件队列里的哪一个线程；但是如果每个条件谓词都有一个单独的条件队列，当某个条件满足时就知道应该唤醒对应队列上的线程（内置锁通过Object.notify()或者Object.notifyAll()方法唤醒，显式锁通过Condition.signal()或者Condition.signalAll()方法唤醒）。这就是多个条件队列的好处。
使用内置锁时，对象本身既是一把锁又是一个条件队列；使用显式锁时，RenentrantLock的对象是锁，条件队列通过RenentrantLock.newCondition()方法获取，多次调用该方法可以得到多个条件队列。
// 显式锁的使用示例 ReentrantLock lock = new ReentrantLock(); // 获取锁，是跟synchronized关键字对应的用法。 lock.lock(); try{ // your code }finally{ lock.unlock(); } // 可定时，超过指定时间为得到锁就放弃 try { lock.tryLock(10, TimeUnit.SECONDS); try { // your code }finally { lock.unlock(); } } catch (InterruptedException e1) { // exception handling } // 可中断，等待获取锁的过程中线程可被中断 try { lock.lockInterruptibly(); try { // your code }finally { lock.unlock(); } } catch (InterruptedException e) { // exception handling } // 多个等待队列，具体参考[ArrayBlockingQueue](https://github.com/CarpenterLee/JCRecipes/blob/master/markdown/ArrayBlockingQueue.md) /** Condition for waiting takes */ private final Condition notEmpty = lock.newCondition(); /** Condition for waiting puts */ private final Condition notFull = lock.newCondition();
上述代码将unlock()放在finally块里，这么做是必需的。显式锁不像内置锁那样会自动释放，使用显式锁一定要在finally块中手动释放，如果获取锁后由于异常的原因没有释放锁，那么这把锁将永远得不到释放！将unlock()放在finally块中，保证无论发生什么都能够正常释放。
线程状态及状态转换
当多个线程同时请求某个对象监视器时，对象监视器会设置几种状态用来区分请求的线程：
- Contention List：所有请求锁的线程将被首先放置到该竞争队列
- Entry List：Contention List中那些有资格成为候选人的线程被移到Entry List
- Wait Set：那些调用wait方法被阻塞的线程被放置到Wait Set
- OnDeck：任何时刻最多只能有一个线程正在竞争锁，该线程称为OnDeck
- Owner：获得锁的线程称为Owner
- !Owner：释放锁的线程
新请求锁的线程将首先被加入到ConetentionList中，当某个拥有锁的线程（Owner状态）调用unlock之后，如果发现EntryList为空则从ContentionList中移动线程到EntryList
ContentionList虚拟队列
ContentionList不是一个真正的Queue，而只是一个虚拟队列，原因在于ContentionList是由Node及其next指针逻辑构成，并不存在一个Queue的数据结构。ContentionList是一个先进先出（FIFO）的队列，每次新加入Node时都会在队头进行，通过CAS改变第一个节点的的指针为新增节点，同时设置新增节点的next指向后续节点，而取得操作则发生在队尾。显然，该结构其实是个Lock-Free的队列。
因为只有Owner线程才能从队尾取元素，也即线程出列操作无争用，当然也就避免了CAS的ABA问题。
EntryList
那synchronized实现何时使用自旋锁？答案是在线程进入ContentionList时，即第一步操作前。线程在进入等待队列时，首先进行自旋尝试获得锁，如果不成功再进入等待队列。这对那些已经在等待队列中的线程来说，稍微显得不公平。还有一个不公平的地方是自旋线程可能会抢占了Ready线程的锁。自旋锁由每个监视对象维护，每个监视对象一个。
锁削除
锁削除是指虚拟机即时编译器在运行时，对一些代码上要求同步，但是被检测到不可能存在共享数据竞争的锁进行削除。
public String concatString(String s1, String s2, String s3) { return s1 + s2 + s3; }
轻量级锁本意是在没有多线程竞争的前提下，减少传统的重量级锁使用操作系统互斥量产生的性能消耗。
HotSpot虚拟机对象头（Object Header）分为两部分信息，第一部分用于存储对象自身的运行时数据，如哈希码（HashCode）、GC分代年龄（Generational GC Age）等，这部分数据的长度在32位和64位的虚拟机中分别为32个和64个Bits，官方称它为“Mark Word”，实现轻量级锁和偏向锁的关键。另外一部分用于存储指向方法区对象类型数据的指针，如果是数组对象的话，还会有一个额外的部分用于存储数组长度。
对象头信息是与对象自身定义的数据无关的额外存储成本，考虑到虚拟机的空间效率，Mark Word被设计成一个非固定的数据结构以便在极小的空间内存储尽量多的信息，根据对象的状态复用自己的存储空间。例如在32位的HotSpot虚拟机中，对象未被锁定的状态下，Mark Word的32个Bits空间中的25Bits用于存储对象哈希码（HashCode），4Bits用于存储对象分代年龄，2Bits用于存储锁标志位，1Bit固定为0，在其他状态（轻量级锁定、重量级锁定、GC标记、可偏向）下对象的存储内容如表所示。
在代码进入同步块的时候，如果此同步对象没有被锁定（锁标志位为“01”状态），虚拟机首先将在当前线程的栈帧中建立一个名为锁记录（Lock Record）的空间，用于存储锁对象目前的Mark Word的拷贝（官方把这份拷贝加了一个Displaced前缀，即Displaced Mark Word），这时候线程堆栈与对象头的状态如图所示。
虚拟机将使用CAS操作尝试将对象的Mark Word更新为指向Lock Record的指针。如果这个更新动作成功，那么这个线程就拥有了该对象的锁，并且对象Mark Word的锁标志位（Mark Word的最后两个Bits）将转变为“00”，即表示此对象处于轻量级锁定状态
如果这个更新操作失败了，虚拟机首先会检查对象的Mark Word是否指向当前线程的栈帧，如果是就说明当前线程已经拥有了这个对象的锁，那就可以直接进入同步块继续执行，否则说明这个锁对象已经被其他线程抢占了。如果有两条以上的线程争用同一个锁，那轻量级锁就不再有效，要膨胀为重量级锁，锁标志的状态值变为“10”，Mark Word中存储的就是指向重量级锁（互斥量）的指针，后面等待锁的线程也要进入阻塞状态。
上面描述的是轻量级锁的加锁过程，它的解锁过程也是通过CAS操作来进行的，如果对象的Mark Word仍然指向着线程的锁记录，那就用CAS操作把对象当前的Mark Word和线程中复制的Displaced Mark Word替换回来，如果替换成功，整个同步过程就完成了。如果替换失败，说明有其他线程尝试过获取该锁，那就要在释放锁的同时，唤醒被挂起的线程。
轻量级锁能提升程序同步性能的依据是“对于绝大部分的锁，在整个同步周期内都是不存在竞争的”，这是一个经验数据。如果没有竞争，轻量级锁使用CAS操作避免了使用互斥量的开销，但如果存在锁竞争，除了互斥量的开销外，还额外发生了CAS操作，因此在有竞争的情况下，轻量级锁会比传统的重量级锁更慢。
偏向锁
偏向锁获取过程：
（1）访问Mark Word中偏向锁的标识是否设置成1，锁标志位是否为01——确认为可偏向状态。
（2）如果为可偏向状态，则测试线程ID是否指向当前线程，如果是，进入步骤（5），否则进入步骤（3）。
（3）如果线程ID并未指向当前线程，则通过CAS操作竞争锁。如果竞争成功，则将Mark Word中线程ID设置为当前线程ID，然后执行（5）；如果竞争失败，执行（4）。
（4）如果CAS获取偏向锁失败，则表示有竞争。当到达全局安全点（safepoint）时获得偏向锁的线程被挂起，偏向锁升级为轻量级锁，然后被阻塞在安全点的线程继续往下执行同步代码。
（5）执行同步代码。
偏向锁的撤销在上述第四步骤中有提到。偏向锁只有遇到其他线程尝试竞争偏向锁时，持有偏向锁的线程才会释放锁，线程不会主动去释放偏向锁。偏向锁的撤销，需要等待全局安全点（在这个时间点上没有字节码正在执行），它会首先暂停拥有偏向锁的线程，判断锁对象是否处于被锁定状态，撤销偏向锁后恢复到未锁定（标志位为“01”）或轻量级锁（标志位为“00”）的状态。
偏向解除
结论
内置锁能够解决大部分需要同步的场景，只有在需要额外灵活性是才需要考虑显式锁，比如可定时、可中断、多等待队列等特性。
浙公网安备 33010602011771号