锁的升级和对比

java1.6为了减少获得锁和释放锁带来的性能消耗，引入了”偏向锁”和”轻量级锁”。

偏向锁

偏向锁为了解决大部分情况下只有一个线程持有锁的情况。

大概逻辑是：每次获得锁时，在锁的对象头信息中存储了当前线程的ID，下次获取锁的时候，不需首先使用CAS竞争锁，只需要去对象头里查看是否是当前线程的ID即可。

ps：其实对象头中的线程ID应该时刻变化的，不知道细节是怎么处理的。暂时就了解到这一步。不再深入学习。

轻量级锁

轻量级锁使用自旋的CAS获取锁。

重量级锁

重量级锁使用阻塞来获取锁。

Java内存模型的抽象结构

在java中，实例域，静态域，数组元素都是存放在堆内存中的。对内存在线程之间共享。

局部变量，方法定义参数，异常处理器参数不会再线程之间共享。

    线程之间的共享变量存储在主内存中（Main Memory）,每一个线程都有自己的本地内存（Local Memory），本地内存中存储着读/写共享变量的副本。

由上图可以看出，线程之间的通信由两个步骤：

线程A把修改后的本地内存中的共享变量更新到主内存中去 
线程B到主内存中读取线程A之前更新过的共享变量

从整体上看，这就是线程A在向线程B发送消息，而且这个消息必须经过主内存。JMM通过控制主内存与每个线程的本地内存之间的交互，来为Java程序员提供内存可见性保证。

重排序和内存栅栏

重排序包含两种：

• Java编译器对代码进行重排序
• 处理器指令级重排序

一旦我们使用volatile语义或者synchronize同步，或者锁，都会限制重排序。

限制重排序是通过内存栅栏实现的。

内存栅栏不仅能限制重排序，还能通过刷新每个CPU的缓存实现可视性。

有四类内存栅栏指令：

happens-before

如果一个操作执行的结果需要对另一个操作可见，那么这两个操作之间必须存在happens-before关系。这里提到的两个操作既可以是在一个线程之内，也可以是在不同线程之间。

happens-before规则如下：

• 程序顺序规则：一个线程中的每个操作，happens- before 于该线程中的任意后续操作（不太明白。我的理解：即使在一个同步块内部，也会有重排序，应该说是由依赖关系的两步操作，才可能会遵循这个规则吧？）。
• 监视器锁规则：对一个监视器锁的解锁，happens- before 于随后对这个监视器锁的加锁。
• volatile变量规则：对一个volatile域的写，happens- before 于任意后续对这个volatile域的读。
• 传递性：如果A happens- before B，且B happens- before C，那么A happens- before C。

注：这里只罗列了4个，其实还有，可以参考上一篇文章。

注意，两个操作之间具有happens-before关系，并不意味着前一个操作必须要在后一个操作之前执行（不用紧跟着执行）！happens-before仅仅要求前一个操作（执行的结果）对后一个操作可见，且前一个操作按顺序排在第二个操作之前

as-if-serial

不管怎么重排序（编译器和处理器为了提高并行度），程序的执行结果不能被改变，编译器，runtime和处理器都必须遵守as-if-serial语义。

为了遵守as-if-serial语义，编译器和处理器不会对存在数据依赖关系的操作做重排序，因为这种重排序会改变执行结果。

数据依赖关系如：

a = 1;b=a;

或者：

a = 1;a=2;

或者：

a= b;b=1

顺序一致性内存模型

这是一种理想化的理论参考模型。顺序一致性内存模型进制重排序，每个操作都必须原子执行并立即对所有线程可见。

JMM实现的的顺序一致性：

• 使用同步：同步块会串行执行，同步块内部的代码可能会重排序。
• 不适用同步：只能保证最小安全性：线程读取到的共享值，要么是之前某个线程写入的值（可能过期），要么是初始值。

volatile的内存语义

volatile内衣保证原子性和可见性。

具体实现原理是：

使用内存栅栏，在代码的相应位置插入相应的内存栅栏指令，可以做到：

• 限制重排序：volatile写不能上一步（任何操作）做重排序 + volatile写不能和下一步的volatile读重排序 + volatile读不能和下一步（任何操作）重排序。（ps：这个地方也不太明白）
• 缓存：当写入一个volatile变量时，JMM会把该线程对应的本地内存中的（所有）共享变量刷新到主内存。
• 缓存：当读取一个volatile变量时，JMM会清空该线程对应的（所有）本地内存共享变量，那么读取的时候只能去主内存中重新读取。

锁的内存语义

• 实现互斥访问。
• 缓存：当释放一个锁时，JMM会把该线程对应的本地内存中的（所有）共享变量刷新到主内存。
• 缓存：当获得一个锁时，JMM会清空该线程对应的（所有）本地内存共享变量，那么读取的时候只能去主内存中重新读取。

锁的内存语义的实现：

我的理解：锁是java使用代码实现的，处理器指令层面没有锁的概念。

具体细节我就不再描述了，大概逻辑是：

AbstractQueuedSynchronizer是一个底层的虚拟类，它内部定义了一个volatile的int属性（因为是可重入的，这里是一个计数）。通过对着属性执行CAS操作实现类似于tryLock的操作。

如果是”轻量级锁”，那么lock操作应该是自旋tryLock实现的。

如果是”重量级锁”，那么lock操作应该是在tryLock失败之后直接挂起，等待被唤醒后重试。（我理解的，挂起和唤醒是操作系统支持的语义）

AbstractQueuedSynchronizer

因为AbstractQueuedSynchronizer比较特殊，在它的基础上实现了ReentrantLock，ReadWriteLock，以及闭锁，信号量等。所以这里把它的API列出来。

AbstractQueuedSynchronizer是一个抽象类，它内部维护了一个volatile类型的int对象，叫state，同时实现了一个不可重写的final方法compareAndSetState，这个方法提供对state进行原子的CAS操作（应该是native代码编写的）。还有两个同样final和原子的方法：getState和setState。

AbstractQueuedSynchronizer内部还维护了一个先进先出的队列。

它的API说明如下：

为实现依赖于先进先出 (FIFO) 等待队列的阻塞锁定和相关同步器（信号量、事件，等等）提供一个框架。

此类的设计目标是成为依靠单个原子 int 值来表示状态的大多数同步器的一个有用基础。

子类必须定义更改此状态的受保护方法，并定义哪种状态对于此对象意味着被获取或被释放。假定这些条件之后，此类中的其他方法就可以实现所有排队（通过Queue）和阻塞（通过volatile和CAS）机制。

子类可以维护其他状态字段，但只是为了获得同步而只追踪使用 getState()、setState(int) 和 compareAndSetState(int, int) 方法来操作以原子方式更新的 int 值。

应该将此类定义为非公共内部帮助器类，可用它们来实现其封闭类的同步属性。类 AbstractQueuedSynchronizer 没有实现任何同步接口。而是定义了诸如 acquireInterruptibly(int) 之类的一些方法，在适当的时候可以通过具体的锁定和相关同步器来调用它们，以实现其公共方法。

使用

为了将此类用作同步器的基础，需要适当地重新定义以下方法，这是通过使用 getState()、setState(int) 和/或 compareAndSetState(int, int) 方法来检查和/或修改同步状态来实现的：

tryAcquire(int)

tryRelease(int)

tryAcquireShared(int)

tryReleaseShared(int)

isHeldExclusively()

即使此类基于内部的某个 FIFO 队列，它也无法强行实施 FIFO 获取策略。独占同步的核心采用以下形式：

Acquire:

while (!tryAcquire(arg)) {

enqueue thread if it is not already queued;

possibly block current thread;

}

Release:

if (tryRelease(arg))

unblock the first queued thread;

用例

以下是一个非再进入的互斥锁定类，它使用值 0 表示未锁定状态，使用 1 表示锁定状态。它还支持一些条件并公开了一个检测方法：

1. class Mutex implements Lock, java.io.Serializable {
2.  
3.     // Our internal helper class
4.     private static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
5.       // Report whether in locked state
6.       protected boolean isHeldExclusively() {
7.         return getState() == 1;
8.       }
9.  
10.       // Acquire the lock if state is zero
11.       public boolean tryAcquire(int acquires) {
12.         assert acquires == 1; // Otherwise unused
13.         return compareAndSetState(0, 1);
14.       }
15.  
16.       // Release the lock by setting state to zero
17.       protected boolean tryRelease(int releases) {
18.         assert releases == 1; // Otherwise unused
19.         if (getState() == 0) throw new IllegalMonitorStateException();
20.         setState(0);
21.         return true;
22.       }
23.  
24.       // Provide a Condition
25.       Condition newCondition() { return new ConditionObject(); }
26.  
27.       // Deserialize properly
28.       private void readObject(ObjectInputStream s) throws IOException, ClassNotFoundException {
29.         s.defaultReadObject();
30.         setState(0); // reset to unlocked state
31.       }
32.     }
33.  
34.     // The sync object does all the hard work. We just forward to it.
35.     private final Sync sync = new Sync();
36.  
37.     public void lock() { sync.acquire(1); }
38.     public boolean tryLock() { return sync.tryAcquire(1); }
39.     public void unlock() { sync.release(1); }
40.     public Condition newCondition() { return sync.newCondition(); }
41.     public boolean isLocked() { return sync.isHeldExclusively(); }
42.     public boolean hasQueuedThreads() { return sync.hasQueuedThreads(); }
43.     public void lockInterruptibly() throws InterruptedException {
44.       sync.acquireInterruptibly(1);
45.     }
46.     public boolean tryLock(long timeout, TimeUnit unit) throws InterruptedException {
47.       return sync.tryAcquireNanos(1, unit.toNanos(timeout));
48.     }
49.  }

以下是一个锁存器类，它类似于 CountDownLatch，除了只需要触发单个 signal 之外。因为锁存器是非独占的，所以它使用 shared 的获取和释放方法。

1. class BooleanLatch {
2.  
3.    private static class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer {
4.      boolean isSignalled() { return getState() != 0; }
5.  
6.      protected int tryAcquireShared(int ignore) {
7.        return isSignalled()? 1 : -1;
8.      }
9.  
10.      protected boolean tryReleaseShared(int ignore) {
11.        setState(1);
12.        return true;
13.      }
14.    }
15.  
16.    private final Sync sync = new Sync();
17.    public boolean isSignalled() { return sync.isSignalled(); }
18.    public void signal() { sync.releaseShared(1); }
19.    public void await() throws InterruptedException {
20.      sync.acquireSharedInterruptibly(1);
21.    }
22. }

读写锁的视线分析

接下来将分析ReentrantReadWriteLock的实现，主要包括：读写状态的设计、写锁的获取与释放、读锁的获取与释放以及锁降级（以下没有特别说明读写锁均可认为是ReentrantReadWriteLock）。

读写状态的设计

读写锁同样依赖自定义同步器来实现同步功能，而读写状态就是其同步器的同步状态。回想ReentrantLock中自定义同步器的实现，同步状态表示锁被一个线程重复获取的次数，而读写锁的自定义同步器需要在同步状态（一个整型变量）上维护多个读线程和一个写线程的状态，使得该状态的设计成为读写锁实现的关键。

如果在一个整型变量上维护多种状态，就一定需要”按位切割使用”这个变量，读写锁是将变量切分成了两个部分，高16位表示读，低16位表示写，划分方式如图1所示。

图1. 读写锁状态的划分方式

        如图1所示，当前同步状态表示一个线程已经获取了写锁，且重进入了两次，同时也连续获取了两次读锁。读写锁是如何迅速的确定读和写各自的状态呢？答案是通过位运算。假设当前同步状态值为S，写状态等于 S & 0x0000FFFF（将高16位全部抹去），读状态等于 S >>> 16（无符号补0右移16位）。当写状态增加1时，等于S + 1，当读状态增加1时，等于S + (1 << 16)，也就是S + 0x00010000。

根据状态的划分能得出一个推论：S不等于0时，当写状态(S & 0x0000FFFF)等于0时，则读状态(S >>> 16)大于0，即读锁已被获取。

写锁的获取与释放

写锁是一个支持重进入的排它锁。如果当前线程已经获取了写锁，则增加写状态。如果当前线程在获取写锁时，读锁已经被获取（读状态不为0）或者该线程不是已经获取写锁的线程，则当前线程进入等待状态，获取写锁的代码如下：

1. protected final boolean tryAcquire(int acquires) {
2.    Thread current = Thread.currentThread();
3.    int c = getState();
4.    int w = exclusiveCount(c);
5.    if (c != 0) {
6.       // 存在读锁或者当前获取线程不是已经获取写锁的线程
7.       if (w == 0 || current != getExclusiveOwnerThread())
8.          return false;
9.       if (w + exclusiveCount(acquires) > MAX_COUNT)
10.          throw new Error(“Maximum lock count exceeded”);
11.       setState(c + acquires);
12.       return true;
13.    }
14.    if (writerShouldBlock() || !compareAndSetState(c, c + acquires)) {
15.       return false;
16.    }
17.    setExclusiveOwnerThread(current);
18.    return true;
19. }

该方法除了重入条件（当前线程为获取了写锁的线程）之外，增加了一个读锁是否存在的判断。如果存在读锁，则写锁不能被获取，原因在于：读写锁要确保写锁的操作对读锁可见，如果允许读锁在已被获取的情况下对写锁的获取，那么正在运行的其他读线程就无法感知到当前写线程的操作。因此只有等待其他读线程都释放了读锁，写锁才能被当前线程所获取，而写锁一旦被获取，则其他读写线程的后续访问均被阻塞。

写锁的释放与ReentrantLock的释放过程基本类似，每次释放均减少写状态，当写状态为0时表示写锁已被释放，从而等待的读写线程能够继续访问读写锁，同时前次写线程的修改对后续读写线程可见。

读锁的获取与释放

读锁是一个支持重进入的共享锁，它能够被多个线程同时获取，在没有其他写线程访问（或者写状态为0）时，读锁总会成功的被获取，而所做的也只是（线程安全的）增加读状态。如果当前线程已经获取了读锁，则增加读状态。如果当前线程在获取读锁时，写锁已被其他线程获取，则进入等待状态。获取读锁的实现从Java 5到Java 6变得复杂许多，主要原因是新增了一些功能，比如：getReadHoldCount()方法，返回当前线程获取读锁的次数。读状态是所有线程获取读锁次数的总和，而每个线程各自获取读锁的次数只能选择保存在ThreadLocal中，由线程自身维护，这使获取读锁的实现变得复杂。因此，这里将获取读锁的代码做了删减，保留必要的部分，代码如下。

1. protected final int tryAcquireShared(int unused) {
2.    for (;;) {
3.       int c = getState();
4.       int nextc = c + (1 << 16);
5.       if (nextc < c)
6.          throw new Error(“Maximum lock count exceeded”);
7.       if (exclusiveCount(c) != 0 && owner != Thread.currentThread())
8.          return -1;
9.       if (compareAndSetState(c, nextc))
10.          return 1;
11.    }
12. }

在tryAcquireShared(int unused)方法中，如果其他线程已经获取了写锁，则当前线程获取读锁失败，进入等待状态。如果当前线程获取了写锁或者写锁未被获取，则当前线程(线程安全，依靠CAS保证)增加读状态，成功获取读锁。

读锁的每次释放均（线程安全的，可能有多个读线程同时释放读锁）减少读状态，减少的值是(1 << 16)。

final域的内存语义

• JMM禁止编译器把final域的写重排序到构造函数之外（我的理解：也就是说非final域可能发生这种情况，导致其他线程看到未完全构造完成的对象）。
• 第一次读取final域的对象的引用，在顺序上必须是第一次读取，不能跟随后的第二次第三次重排序。（我的理解：我怀疑第一次可能涉及初始化这个final域，但是final域明明是在构造函数之前初始化的的，那么就应该是构造函数内部，也可能多次读取final域）

具体的原因和实现书上有，我不具体研究了。

双重检查锁定和延迟初始化

上一篇讲过这个问题。不过这本书给了另外一种解决方案：

基于类初始化的解决方案

JVM在类(Class,而不是对象)的初始化阶段（即在Class被加载后，且被线程使用之前），会执行类的初始化。在执行类的初始化期间，JVM会去获取一个锁。这个锁可以同步多个线程对同一个类的初始化。

基于这个特性，可以实现另一种线程安全的延迟初始化方案（这个方案被称之为Initialization On Demand Holder idiom）：

1. public class InstanceFactory {
2.     private static class InstanceHolder {
3.         public static Instance instance = new Instance();
4.     }
5.  
6.     public static Instance getInstance() {
7.         return InstanceHolder.instance ; //这里将导致InstanceHolder类被初始化
8.     }
9. }

我的理解：其实这种方式是在初始化阶段加锁一次实现的，而使用volatile的双重检查锁定一般情况下，也只会加锁一次（因为第二次进入，if会成功，就不进入synchronize块了）。在性能上，他们两个差不多吧。