09.什么是synchronized的重量级锁?

大家好,我是王有志。关注王有志,一起聊技术,聊游戏,聊在外漂泊的生活。

今天我们继续学习synchronized的升级过程,目前只剩下最后一步了:轻量级锁->重量级锁。

通过今天的内容,希望能帮助大家解答synchronized都问啥?中除锁粗化,锁消除以及Java 8对synchronized的优化外全部的问题。

获取重量级锁

从源码揭秘偏向锁的升级 最后,看到synchronizer#slow_enter如果存在竞争,会调用ObjectSynchronizer::inflate方法,进行轻量级锁的升级(膨胀)。

Tips

void ObjectSynchronizer::slow_enter(Handle obj, BasicLock* lock, TRAPS) {
    ......
    ObjectSynchronizer::inflate(THREAD, obj(), inflate_cause_monitor_enter)->enter(THREAD);
}

通过ObjectSynchronizer::inflate获取重量级锁ObjectMonitor,然后执行ObjectMonitor::enter方法。

Tips

锁的结构

了解ObjectMonitor::enter的逻辑前,先来看ObjectMonitor的结构:

class ObjectMonitor {
    private:
        // 保存与ObjectMonitor关联Object的markOop
        volatile markOop   _header;

        // 与ObjectMonitor关联的Object
        void*     volatile _object;
    protected:

        // ObjectMonitor的拥有者
        void *  volatile _owner;

        // 递归计数
        volatile intptr_t  _recursions;

        // 等待线程队列,cxq移入/Object.notify唤醒的线程
        ObjectWaiter * volatile _EntryList;
    private:

        // 竞争队列
        ObjectWaiter * volatile _cxq;

        // ObjectMonitor的维护线程
        Thread * volatile _Responsible;
    protected:

        // 线程挂起队列(调用Object.wait)
        ObjectWaiter * volatile _WaitSet;
}

_header字段存储了Object的markOop,为什么要这样?因为锁升级后没有空间存储Object的markOop了,存储到_header中是为了在退出时能够恢复到加锁前的状态

09.什么是synchronized的重量级锁?插图

Tips

  • 实际上basicLock也存储了对象的markOop;
  • EntryList中等待线程来自于cxq移入,或Object.notify唤醒但未执行。

重入的实现

objectMonito#enter方法可以拆成三个部分,首先是竞争成功或重入的场景

// 获取当前线程Self
Thread * const Self = THREAD;

// CAS抢占锁,如果失败则返回_owner
void * cur = Atomic::cmpxchg(Self, &_owner, (void*)NULL);
if (cur == NULL) {
    // CAS抢占锁成功直接返回
    return;
}

// CAS失败场景
// 重量级锁重入
if (cur == Self) {
    // 递归计数+1
    _recursions++;
    return;
}

// 当前线程是否曾持有轻量级锁
// 可以看做是特殊的重入
if (Self->is_lock_owned ((address)cur)) {
    // 递归计数器置为1
    _recursions = 1;
    _owner = Self;
    return;
}

重入和升级的场景中,都会操作_recursions_recursions记录了进入ObjectMonitor的次数,解锁时要经历相应次数的退出操作才能完成解锁。

适应性自旋

以上都是成功获取锁的场景,那么产生竞争导致失败的场景是怎样的呢?来看适应性自旋的部分,ObjectMonitor倒数第二次对“轻量”的追求

// 尝试自旋来竞争锁
Self->_Stalled = intptr_t(this);
if (Knob_SpinEarly && TrySpin (Self) > 0) {
    Self->_Stalled = 0;
    return;
}

objectMonitor#TrySpin方法是对适应性自旋的支持。Java 1.6后加入,移除默认次数的自旋,将自旋次数的决定权交给JVM。

JVM根据锁上一次自旋情况决定,如果刚刚自旋成功,并且持有锁的线程正在执行,JVM会允许再次尝试自旋。如果该锁的自旋经常失败,那么JVM会直接跳过自旋过程

Tips

互斥的实现

到目前为止,无论是CAS还是自旋,都是偏向锁和轻量级锁中出现过的技术,为什么会让ObjectMonitor背上“重量级”的名声呢?

最后是竞争失败的场景:

// 此处省略了修改当前线程状态的代码
for (;;) {
    EnterI(THREAD);
}

实际上,进入ObjectMonitor#EnterI后也是先尝试“轻量级”的加锁方式:

void ObjectMonitor::EnterI(TRAPS) {
    if (TryLock (Self) > 0) {
        return;
    }

    if (TrySpin (Self) > 0) {
        return;
    }
}

接来下是重量级的真正实现:

// 将当前线程(Self)封装为ObjectWaiter的node
ObjectWaiter node(Self);
Self->_ParkEvent->reset();
node._prev   = (ObjectWaiter *) 0xBAD;
node.TState  = ObjectWaiter::TS_CXQ;

// 将node插入到cxq的头部
ObjectWaiter * nxt;
for (;;) {
    node._next = nxt = _cxq;
    if (Atomic::cmpxchg(&node, &_cxq, nxt) == nxt)
        break;

    // 为了减少插入到cxq头部的次数,试试能否直接获取到锁
    if (TryLock (Self) > 0) {
        return;
    }
}

逻辑一目了然,封装ObjectWaiter对象,并加入到cxq队列头部。接着往下执行:

// 将当前线程(Self)设置为当前ObjectMonitor的维护线程(_Responsible)
// SyncFlags的默认值为0,可以通过-XX:SyncFlags设置
if ((SyncFlags & 16) == 0 && nxt == NULL && _EntryList == NULL) {
    Atomic::replace_if_null(Self, &_Responsible);
}

for (;;) {
    // 尝试设置_Responsible
    if ((SyncFlags & 2) && _Responsible == NULL) {
        Atomic::replace_if_null(Self, &_Responsible);
    }
    // park当前线程
    if (_Responsible == Self || (SyncFlags & 1)) {
        Self->_ParkEvent->park((jlong) recheckInterval);  
        // 简单的退避算法,recheckInterval从1ms开始
        recheckInterval *= 8;
        if (recheckInterval > MAX_RECHECK_INTERVAL) {
            recheckInterval = MAX_RECHECK_INTERVAL;
        }
    } else {
        Self->_ParkEvent->park();
    }

    // 尝试获取锁
    if (TryLock(Self) > 0)
        break;
    if ((Knob_SpinAfterFutile & 1) && TrySpin(Self) > 0)  
        break;

    if (_succ == Self)
        _succ = NULL;
}

逻辑也不复杂,不断的park当前线程,被唤醒后尝试获取锁。需要关注-XX:SyncFlags的设置:

  • SyncFlags == 0时,synchronized直接挂起线程;
  • SyncFlags == 1时,synchronized将线程挂起指定时间。

前者是永久挂起,需要被其它线程唤醒,而后者挂起指定的时间后自动唤醒

Tips关于线程你必须知道的8个问题(中)聊到过parkparkEvent,底层是通过pthread_cond_waitpthread_cond_timedwait实现的。

释放重量级锁

释放重量级锁的源码和注释非常长,我们省略大部分内容,只看关键部分。

重入锁退出

我们知道,重入是不断增加_recursions的计数,那么退出重入的场景就非常简单了:

void ObjectMonitor::exit(bool not_suspended, TRAPS) {
    Thread * const Self = THREAD;

    // 第二次持有锁时,_recursions == 1
    // 重入场景只需要退出重入即可
    if (_recursions != 0) {
        _recursions--;
        return;
    }
    .....
}

不断的减少_recursions的计数。

释放和写入

JVM的实现中,当前线程是锁的持有者且没有重入时,首先会释放自己持有的锁,接着将改动写入到内存中,最后还肩负着唤醒下一个线程的责任。先来看释放和写入内存的逻辑:

// 置空锁的持有者
OrderAccess::release_store(&_owner, (void*)NULL);

// storeload屏障,
OrderAccess::storeload();

// 没有竞争线程则直接退出
if ((intptr_t(_EntryList)|intptr_t(_cxq)) == 0 || _succ != NULL) {
    TEVENT(Inflated exit - simple egress);
    return;
}

storeload屏障,对于如下语句:

store1;
storeLoad;
load2

保证store1指令的写入在load2指令执行前,对所有处理器可见。

Tipsvolatile中详细解释内存屏障。

唤醒的策略

执行释放锁和写入内存后,只需要唤醒下一个线程来“交接”锁的使用权。但是有两个“等待队列”:cxqEntryList,该从哪个开始唤醒呢?

Java 11前,根据QMode来选择不同的策略:

  • QMode == 0,默认策略,将cxq放入EntryList
  • QMode == 1,翻转cxq,并放入EntryList
  • QMode == 2,直接从cxq中唤醒;
  • QMode == 3,将cxq移入到EntryList的尾部;
  • QMode == 4,将cxq移入到EntryList的头部。

不同的策略导致了不同的唤醒顺序,现在你知道为什么说synchronized是非公平锁了吧?

objectMonitor#ExitEpilog方法就很简单了,调用的是与park对应的unpark方法,这里就不多说了。

TipsJava 12的objectMonitor移除了QMode,也就是说只有一种唤醒策略了。

总结

我们对重量级锁做个总结。synchronized的重量级锁是ObjectMonitor,它使用到的关键技术有CAS和park。相较于mutex#Monitor来说,它们的本质相同,对park的封装,但ObjectMonitor是做了大量优化的复杂实现。

我们看到了重量级锁是如何实现重入性的,以及唤醒策略导致的“不公平”。那么我们常说的synchronized保证了原子性,有序性和可见性,是如何实现的呢?

大家可以先思考下这个问题,下篇文章会做一个全方位的总结,给synchronized收下尾。


好了,今天就到这里了,Bye~~

文章来源于互联网:09.什么是synchronized的重量级锁?

THE END
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