2.7　鎖升級(jí)的實(shí)現(xiàn)流程

在synchronized中引入偏向鎖、輕量級(jí)鎖、重量級(jí)鎖之后，當(dāng)前具體會(huì)用到synchronized中的哪種類型鎖，是根據(jù)線程的競(jìng)爭(zhēng)激烈程度來(lái)決定的，這個(gè)過(guò)程我們稱之為鎖的升級(jí)，具體的升級(jí)流程如圖2-18所示。

當(dāng)一個(gè)線程訪問(wèn)增加了synchronized關(guān)鍵字的代碼塊時(shí)，如果偏向鎖是開啟狀態(tài)，則先嘗試通過(guò)偏向鎖來(lái)獲得鎖資源，這個(gè)過(guò)程僅僅通過(guò)CAS來(lái)完成。如果當(dāng)前已經(jīng)有其他線程獲得了偏向鎖，那么搶占鎖資源的線程由于無(wú)法獲得鎖，所以會(huì)嘗試升級(jí)到輕量級(jí)鎖來(lái)進(jìn)行鎖資源搶占，輕量級(jí)鎖就是通過(guò)多次CAS（也就是自旋鎖）來(lái)完成的。如果這個(gè)線程通過(guò)多次自旋仍然無(wú)法獲得鎖資源，那么最終只能升級(jí)到重量級(jí)鎖來(lái)實(shí)現(xiàn)線程的等待。

為了更清晰地理解鎖的升級(jí)流程，下面針對(duì)鎖升級(jí)的過(guò)程及鎖資源競(jìng)爭(zhēng)的原理做一個(gè)更詳細(xì)的分析。

注意：本章內(nèi)容是基于Hotspot 1.8中的bytecodeInterpreter.cpp、biasedLocking.cpp、synchronizer.cpp、objectMonitor.hpp、markOop.hpp等源碼的實(shí)現(xiàn)分析。

2.7.1　偏向鎖的實(shí)現(xiàn)原理

偏向鎖的實(shí)現(xiàn)原理比較簡(jiǎn)單，就是使用CAS機(jī)制來(lái)替換對(duì)象頭中的Thread Id，如果成功，則獲得偏向鎖，否則，就會(huì)升級(jí)到輕量級(jí)鎖。它的具體實(shí)現(xiàn)流程如圖2-19所示，圖比較長(zhǎng)，建議讀者結(jié)合文字解析一起看，方便理解。

2.7.1.1　獲取偏向鎖的流程

圖2-19僅代表獲取偏向鎖的粗粒度流程圖，整體的流程是基于Hotspot 1.8版本的源碼實(shí)現(xiàn)來(lái)建立的，主要針對(duì)核心節(jié)點(diǎn)做了相對(duì)詳細(xì)的說(shuō)明，便于大家解讀，以下是獲取偏向鎖的過(guò)程講解。

注意：偏向鎖是在沒(méi)有線程競(jìng)爭(zhēng)的情況下實(shí)現(xiàn)的一種鎖，不能排除存在鎖競(jìng)爭(zhēng)的情況，所以偏向鎖的獲取有兩種情況。

沒(méi)有鎖競(jìng)爭(zhēng)

在沒(méi)有鎖競(jìng)爭(zhēng)并且開啟了偏向鎖的情況下，當(dāng)線程1訪問(wèn)synchronized(lock)修飾的代碼塊時(shí)：

? 從當(dāng)前線程的棧中找到一個(gè)空閑的BasicObjectLock（在圖2-19中稱為L(zhǎng)ock Record），它是一個(gè)基礎(chǔ)的鎖對(duì)象，在后續(xù)的輕量級(jí)鎖和重量級(jí)鎖中都會(huì)用到，BasicObjectLock包含以下兩個(gè)屬性。

○ BasicLock，該屬性中有一個(gè)字段markOop，用于保存指向lock鎖對(duì)象的對(duì)象頭數(shù)據(jù)。

○ oop，指向lock鎖對(duì)象的指針。

注意：Lock Record是線程私有的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，每個(gè)線程都有一個(gè)可用的Lock Record列表，并且每一個(gè)LockRecord都會(huì)關(guān)聯(lián)到鎖對(duì)象lock的Mark Word。

? 將BasicObjectLock中的oop指針指向當(dāng)前的鎖對(duì)象lock。

? 獲得當(dāng)前鎖對(duì)象lock的對(duì)象頭，通過(guò)對(duì)象頭來(lái)判斷是否可偏向，也就是說(shuō)鎖標(biāo)記為101，并且Thread Id為空。

○ 如果為可偏向狀態(tài)，那么判斷當(dāng)前偏向的線程是不是線程1，如果偏向的是自己，則不需要再搶占鎖，直接有資格運(yùn)行同步代碼塊。

○ 如果為不可偏向狀態(tài)，則需要通過(guò)輕量級(jí)鎖來(lái)完成鎖的搶占過(guò)程。

? 如果對(duì)象鎖lock偏向其他線程或者當(dāng)前是匿名偏向狀態(tài)（也就是沒(méi)有偏向任何一個(gè)線程），則先構(gòu)建一個(gè)匿名偏向的Mark Word，然后通過(guò)CAS方法，把一個(gè)匿名偏向的Mark Word修改為偏向線程1。如果當(dāng)前鎖對(duì)象lock已經(jīng)偏向了其他線程，那么CAS一定會(huì)失敗。

存在鎖競(jìng)爭(zhēng)

假設(shè)線程1獲得了偏向鎖，此時(shí)線程2去執(zhí)行synchronized(lock)同步代碼塊，如果訪問(wèn)到同一個(gè)對(duì)象鎖則會(huì)觸發(fā)鎖競(jìng)爭(zhēng)并觸發(fā)偏向鎖撤銷，撤銷流程如下。

第一步，線程2調(diào)用撤銷偏向鎖方法，嘗試撤銷lock鎖對(duì)象的偏向鎖。

第二步，撤銷偏向鎖需要到達(dá)全局安全點(diǎn)（SafePoint）才會(huì)執(zhí)行，全局安全點(diǎn)就是當(dāng)前線程運(yùn)行到的這個(gè)位置，線程的狀態(tài)可以被確定，堆對(duì)象的狀態(tài)也是確定的，在這個(gè)位置JVM可以安全地進(jìn)行GC、偏向鎖撤銷等動(dòng)作。當(dāng)?shù)竭_(dá)全局安全點(diǎn)后，會(huì)暫停獲得偏向鎖的線程1。

第三步，檢查獲得偏向鎖的線程1的狀態(tài)，這里存在兩種狀態(tài)。

? 線程1已經(jīng)執(zhí)行完同步代碼塊或者處于非存活狀態(tài)。在這種情況下，直接把偏向鎖撤銷恢復(fù)成無(wú)鎖狀態(tài)，然后線程2升級(jí)到輕量級(jí)鎖，通過(guò)輕量級(jí)鎖搶占鎖資源（輕量級(jí)鎖的邏輯在后面會(huì)分析）。

? 線程1還在執(zhí)行同步代碼塊中的指令，也就是說(shuō)沒(méi)有退出同步代碼塊。在這種情況下，直接把鎖對(duì)象lock升級(jí)成輕量級(jí)鎖（由于這里是全局安全點(diǎn)，所以不需要通過(guò)CAS來(lái)實(shí)現(xiàn)），并且指向線程1，表示線程1持有輕量級(jí)鎖，接著線程1繼續(xù)執(zhí)行同步代碼塊中的代碼。

至此，偏向鎖的搶占邏輯和偏向鎖的撤銷邏輯就分析完了，讀者可以對(duì)照?qǐng)D2-19進(jìn)行梳理，在源碼中偏向鎖還有很多的邏輯，比如批量撤銷、批量重偏向、撤銷并重偏向等，有興趣的讀者可以下載相關(guān)源碼去分析。

2.7.1.2　偏向鎖的釋放

在偏向鎖執(zhí)行完synchronized同步代碼塊后，會(huì)觸發(fā)偏向鎖釋放的流程，需要注意的是，偏向鎖本質(zhì)上并沒(méi)有釋放，因?yàn)楫?dāng)前鎖對(duì)象lock仍然是偏向該線程的。

從源碼來(lái)看，釋放的過(guò)程只是把Lock Record釋放了，也就是說(shuō)把Lock Record保存的鎖對(duì)象的Mark Word設(shè)置為空。

2.7.1.3　偏向鎖批量重偏向

當(dāng)一個(gè)鎖對(duì)象lock只被同一個(gè)線程訪問(wèn)時(shí)，該鎖對(duì)象的鎖狀態(tài)就是偏向鎖，并且一直偏向該線程。當(dāng)有任何一個(gè)線程來(lái)訪問(wèn)該鎖對(duì)象lock時(shí)，不管之前獲得偏向鎖線程的狀態(tài)是存活還是死亡，lock鎖對(duì)象都會(huì)升級(jí)為輕量級(jí)鎖，并且鎖在升級(jí)之后是不可逆的。

假設(shè)一個(gè)線程t1針對(duì)大量的鎖對(duì)象增加了偏向鎖，之后線程t2來(lái)訪問(wèn)這些鎖對(duì)象，在不考慮鎖競(jìng)爭(zhēng)的情況下，需要對(duì)之前所有偏向線程t1的鎖對(duì)象進(jìn)行偏向鎖撤銷和升級(jí)，這個(gè)過(guò)程比較耗時(shí)，而且虛擬機(jī)會(huì)認(rèn)為這個(gè)鎖不適合再偏向于原來(lái)的t1線程，于是當(dāng)偏向鎖撤銷次數(shù)達(dá)到20次時(shí)，會(huì)觸發(fā)批量重偏向，把所有的鎖對(duì)象全部偏向線程t2。

偏向鎖撤銷并批量重偏向的觸發(fā)閾值可以通過(guò)XX:BiasedLockingBulkRebiasThreshold = 20來(lái)配置，默認(rèn)是20。下面的代碼演示了批量重偏向的實(shí)現(xiàn)。

注意，在這個(gè)案例中，偏向鎖的延時(shí)啟動(dòng)設(shè)置為0：XX:BiasedLockingStartupDelay=0。

代碼分析如下：

首先，在t1線程中，創(chuàng)建100個(gè)鎖對(duì)象BulkRevokeExample，并且對(duì)每個(gè)對(duì)象都增加了偏向鎖，這100個(gè)鎖對(duì)象都偏向t1線程。下面的內(nèi)容打印了第20個(gè)鎖對(duì)象的對(duì)象頭，鎖標(biāo)記為[101]，表示偏向鎖狀態(tài)。

然后，t2線程嘗試競(jìng)爭(zhēng)鎖，對(duì)t1線程中加了偏向鎖的鎖對(duì)象觸發(fā)撤銷并重偏向。理論上來(lái)說(shuō)，t2線程需要對(duì)每個(gè)鎖對(duì)象的對(duì)象頭通過(guò)CAS升級(jí)到輕量級(jí)鎖，我們先來(lái)看一下打印結(jié)果。

在運(yùn)行第19次之前，鎖對(duì)象的狀態(tài)都是輕量級(jí)鎖，但是到了第20次以后，鎖對(duì)象的狀態(tài)又變成了偏向鎖，而且偏向了線程t2，說(shuō)明觸發(fā)了偏向鎖的重新偏向。

在JVM中，以class（這里指BulkRevokeExample）為單位，為每個(gè)class維護(hù)了一個(gè)偏向鎖撤銷的計(jì)數(shù)器，當(dāng)這個(gè)class的對(duì)象發(fā)生偏向撤銷操作時(shí)，計(jì)數(shù)器會(huì)進(jìn)行累加，當(dāng)累加的值達(dá)到重偏向的閾值時(shí)，JVM會(huì)認(rèn)為這個(gè)class的偏向鎖有問(wèn)題，需要重新偏向。

2.7.2　輕量級(jí)鎖的實(shí)現(xiàn)原理

如果偏向鎖存在競(jìng)爭(zhēng)或者偏向鎖未開啟，那么當(dāng)線程訪問(wèn)synchronized(lock)同步代碼塊時(shí)就會(huì)采用輕量級(jí)鎖來(lái)?yè)屨兼i資源，獲得訪問(wèn)資格，輕量級(jí)鎖的加鎖原理如圖2-20所示。

2.7.2.1　獲取輕量級(jí)鎖的實(shí)現(xiàn)流程

下面我們?cè)敿?xì)分析一下圖2-20中輕量級(jí)鎖的獲取實(shí)現(xiàn)流程。

第一步，在線程2進(jìn)入同步代碼塊后，JVM會(huì)給當(dāng)前線程分配一個(gè)Lock Record，也就是一個(gè)BasicObjectLock對(duì)象，在它的成員對(duì)象BasicLock中有一個(gè)成員屬性markOop _displaced_header，這個(gè)屬性專門用來(lái)保存鎖對(duì)象lock的原始Mark Word。

第二步，構(gòu)建一個(gè)無(wú)鎖狀態(tài)的Mark Word（其實(shí)就是lock鎖對(duì)象的Mark Word，但是鎖狀態(tài)是無(wú)鎖），把這個(gè)無(wú)鎖狀態(tài)的Mark Word設(shè)置到Lock Record中的_displaced_header字段中，如圖2-21所示。

第三步，通過(guò)CAS將lock鎖對(duì)象的Mark Word替換為指向Lock Record的指針，如果替換成功，就會(huì)得到如圖2-22所示的結(jié)構(gòu)，表示輕量級(jí)鎖搶占成功，此時(shí)線程2可以執(zhí)行同步代碼塊。

第四步，如果CAS失敗，則說(shuō)明當(dāng)前l(fā)ock鎖對(duì)象不是無(wú)鎖狀態(tài)，會(huì)觸發(fā)鎖膨脹，升級(jí)到重量級(jí)鎖。

相對(duì)偏向鎖來(lái)說(shuō)，輕量級(jí)鎖的原理比較簡(jiǎn)單，它只是通過(guò)CAS來(lái)修改鎖對(duì)象中指向Lock Record的指針。從功能層面來(lái)說(shuō)，偏向鎖和輕量級(jí)鎖最大的不同是：

? 偏向鎖只能保證偏向同一個(gè)線程，只要有線程獲得過(guò)偏向鎖，那么當(dāng)其他線程去搶占鎖時(shí)，只能通過(guò)輕量級(jí)鎖來(lái)實(shí)現(xiàn)，除非觸發(fā)了重新偏向（如果獲得輕量級(jí)鎖的線程在后續(xù)的20次訪問(wèn)中，發(fā)現(xiàn)每次訪問(wèn)鎖的線程都是同一個(gè)，則會(huì)觸發(fā)重新偏向，20次的定義屬性為：XX:BiasedLockingBulkRebiasThreshold =20）。

? 輕量級(jí)鎖可以靈活釋放，也就是說(shuō)，如果線程1搶占了輕量級(jí)鎖，那么在鎖用完并釋放后，線程2可以繼續(xù)通過(guò)輕量級(jí)鎖來(lái)?yè)屨兼i資源。

可能有些讀者會(huì)有疑問(wèn)，輕量級(jí)鎖中的CAS操作是先把lock鎖對(duì)象的Mark Word復(fù)制到當(dāng)前線程棧幀的Lock Record中，然后通過(guò)比較lock鎖對(duì)象的Mark Word和復(fù)制到Lock Record中的Mark Word是否相同來(lái)決定是否獲取鎖，那么不是會(huì)導(dǎo)致每個(gè)線程進(jìn)來(lái)都能CAS成功嗎？實(shí)際上并非如此，因?yàn)槊看卧贑AS之前都會(huì)判斷鎖的狀態(tài)，只有在無(wú)鎖狀態(tài)時(shí)才會(huì)執(zhí)行CAS，所以并不會(huì)存在多個(gè)線程同時(shí)獲得鎖的問(wèn)題。

2.6.2.2　輕量級(jí)鎖的釋放

偏向鎖也有鎖釋放的邏輯，但是它只是釋放Lock Record，原本的偏向關(guān)系仍然存在，所以并不是真正意義上的鎖釋放。而輕量級(jí)鎖釋放之后，其他線程可以繼續(xù)使用輕量級(jí)鎖來(lái)?yè)屨兼i資源，具體的實(shí)現(xiàn)流程如下。

第一步，把Lock Record中_displaced_header存儲(chǔ)的lock鎖對(duì)象的Mark Word替換到lock鎖對(duì)象的Mark Word中，這個(gè)過(guò)程會(huì)采用CAS來(lái)完成。

第二步，如果CAS成功，則輕量級(jí)鎖釋放完成。

第三步，如果CAS失敗，說(shuō)明釋放鎖的時(shí)候發(fā)生了競(jìng)爭(zhēng)，就會(huì)觸發(fā)鎖膨脹，完成鎖膨脹之后，再調(diào)用重量級(jí)鎖的釋放鎖方法，完成鎖的釋放過(guò)程。

為什么輕量級(jí)鎖在釋放鎖的時(shí)候會(huì)CAS失敗呢？讀者不妨想想，假設(shè)t1線程獲得了輕量級(jí)鎖，那么當(dāng)t2線程競(jìng)爭(zhēng)鎖的時(shí)候，由于無(wú)法獲得輕量級(jí)鎖，所以會(huì)觸發(fā)鎖膨脹，在鎖膨脹的邏輯中，會(huì)判斷如果當(dāng)前的鎖狀態(tài)是輕量級(jí)鎖，那么t2線程會(huì)修改鎖對(duì)象的Mark Word，將其設(shè)置為INFLATING狀態(tài)（這個(gè)過(guò)程是采用自旋鎖來(lái)實(shí)現(xiàn)的，當(dāng)存在多個(gè)線程觸發(fā)膨脹時(shí)，只有一個(gè)線程去修改鎖對(duì)象的Mark Word）。

如果lock鎖對(duì)象的Mark Word在鎖膨脹的過(guò)程中發(fā)生了變化，那么持有輕量級(jí)鎖的線程通過(guò)CAS釋放時(shí)必然會(huì)失敗，因?yàn)榇鎯?chǔ)在當(dāng)前線程棧幀中的Lock Record的Mark Word和鎖對(duì)象lock的Mark Word已經(jīng)不相同了。

并且，持有輕量級(jí)鎖的線程t1在持有鎖期間，如果其他線程因?yàn)楦?jìng)爭(zhēng)不到鎖而升級(jí)到重量級(jí)鎖并且被阻塞，那么線程t1在釋放鎖時(shí)，還需要喚醒處于重量級(jí)鎖阻塞狀態(tài)下的線程。

2.7.2.3　偏向鎖和輕量級(jí)鎖的對(duì)比

通過(guò)對(duì)偏向鎖和輕量級(jí)鎖的原理剖析，大家應(yīng)該對(duì)這兩種鎖的觸發(fā)場(chǎng)景的認(rèn)知更加深刻。

偏向鎖，就是在一段時(shí)間內(nèi)只由同一個(gè)線程來(lái)獲得和釋放鎖，加鎖的方式是把Thread Id保存到鎖對(duì)象的Mark Word中。

輕量級(jí)鎖，存在鎖交替競(jìng)爭(zhēng)的場(chǎng)景，在同一時(shí)刻不會(huì)有多個(gè)線程同時(shí)獲得鎖，它的實(shí)現(xiàn)方式是在每個(gè)線程的棧幀中分配一個(gè)BasicObjectLock對(duì)象（Lock Record），然后把鎖對(duì)象中的Mark Word拷貝到Lock Record中，最后把鎖對(duì)象的Mark Word的指針指向Lock Record。輕量級(jí)鎖之所以這樣設(shè)計(jì)，是因?yàn)殒i對(duì)象在競(jìng)爭(zhēng)的過(guò)程中有可能會(huì)發(fā)生變化，但是每個(gè)線程的Lock Record的Mark Word不會(huì)受到影響。因此當(dāng)觸發(fā)鎖膨脹時(shí)，能夠通過(guò)Lock Record和鎖對(duì)象的Mark Word進(jìn)行比較來(lái)判定在持有輕量級(jí)鎖的過(guò)程中，鎖對(duì)象是否被其他線程搶占過(guò)，如果有，則需要在輕量級(jí)鎖釋放鎖的過(guò)程中喚醒被阻塞的其他線程。

2.7.3　重量級(jí)鎖的實(shí)現(xiàn)原理

如果線程在運(yùn)行synchronized（lock）同步代碼塊時(shí)，發(fā)現(xiàn)鎖狀態(tài)是輕量級(jí)鎖并且有其他線程搶占了鎖資源，那么該線程就會(huì)觸發(fā)鎖膨脹升級(jí)到重量級(jí)鎖。因此，重量級(jí)鎖是在存在線程競(jìng)爭(zhēng)的場(chǎng)景中使用的鎖類型。重量級(jí)鎖的實(shí)現(xiàn)流程如圖2-23所示。

在獲取重量級(jí)鎖之前，會(huì)先實(shí)現(xiàn)鎖膨脹，在鎖膨脹的方法中首先創(chuàng)建一個(gè)ObjectMonitor對(duì)象，然后把ObjectMonitor對(duì)象的指針保存到鎖對(duì)象的Mark Word中，鎖膨脹分為四種情況，分別如下。

? 當(dāng)前已經(jīng)是重量級(jí)鎖的狀態(tài)，不需要再膨脹，直接從鎖對(duì)象的Mark Word中獲取ObjectMonitor對(duì)象的指針?lè)祷丶纯伞?/p>

? 如果有其他線程正在進(jìn)行鎖膨脹，那么通過(guò)自旋的方式不斷重試直到其他線程完成鎖膨脹（其實(shí)就是創(chuàng)建一個(gè)ObjectMonitor對(duì)象）。

? 如果當(dāng)前有其他線程獲得了輕量級(jí)鎖，那么當(dāng)前線程會(huì)完成鎖的膨脹。

? 如果當(dāng)前是無(wú)鎖狀態(tài)，也就是說(shuō)之前獲得鎖資源的線程正好釋放了鎖，那么當(dāng)前線程需完成鎖膨脹。

以上這四種情況都是在自旋的方式下完成的，避免了線程競(jìng)爭(zhēng)導(dǎo)致CAS失敗的問(wèn)題。

在鎖膨脹完成之后，鎖對(duì)象及ObjectMonitor的引用關(guān)系如圖2-24所示，lock鎖對(duì)象的Mark Word會(huì)保存指向ObjectMonitor的指針，重量級(jí)鎖的競(jìng)爭(zhēng)都是在ObjectMonitor中完成的。在ObjectMonitor中有一些比較重要的字段，解釋如下。

? _owner，保存當(dāng)前持有鎖的線程。

? _object，保存鎖對(duì)象的指針。

? _cxq，存儲(chǔ)沒(méi)有獲得鎖的線程的隊(duì)列，它是一個(gè)鏈表結(jié)構(gòu)。

? _WaitSet，當(dāng)調(diào)用Object.wait()方法阻塞時(shí)，被阻塞的線程會(huì)保存到該隊(duì)列中。

? _recursions，記錄重入次數(shù)。

鎖膨脹完成之后，就開始在重量級(jí)鎖中實(shí)現(xiàn)鎖的競(jìng)爭(zhēng)，下面分別從重量級(jí)鎖的獲取和釋放兩個(gè)環(huán)節(jié)進(jìn)行說(shuō)明。

2.7.3.1　重量級(jí)鎖的獲取流程

重量級(jí)鎖的實(shí)現(xiàn)是在ObjectMonitor中完成的，所以鎖膨脹的意義就是構(gòu)建一個(gè)ObjectMonitor，繼續(xù)關(guān)注圖2-24中ObjectMonitor的實(shí)現(xiàn)部分，在ObjectMonitor中鎖的實(shí)現(xiàn)過(guò)程如下：

首先，判斷當(dāng)前線程是否是重入，如果是則增加重入次數(shù)。

然后，通過(guò)自旋鎖來(lái)實(shí)現(xiàn)鎖的搶占（這個(gè)自旋鎖就是前面我們提到的自適應(yīng)自旋），這里使用CAS機(jī)制來(lái)判斷ObjectMonitor中的_owner字段是否為空，如果為空就表示重量級(jí)鎖已釋放，當(dāng)前線程可以獲得鎖，否則就進(jìn)行自適應(yīng)自旋重試。

最后，如果通過(guò)自旋鎖競(jìng)爭(zhēng)鎖失敗，則會(huì)把當(dāng)前線程構(gòu)建成一個(gè)ObjectWaiter節(jié)點(diǎn)，插入_cxq隊(duì)列的隊(duì)首，再使用park方法阻塞當(dāng)前線程。

很多參考資料上描述的自旋操作是在輕量級(jí)鎖內(nèi)完成的，但是筆者在Hotspot 1.8的源碼中發(fā)現(xiàn)，輕量級(jí)鎖中并沒(méi)有使用自旋操作。

2.7.3.2　重量級(jí)鎖的釋放原理

鎖的釋放是在synchronized同步代碼塊結(jié)束后觸發(fā)的，釋放的邏輯比較簡(jiǎn)單。

? 把ObjectMonitor中持有鎖的對(duì)象_owner置為null。

? 從_cxq隊(duì)列中喚醒一個(gè)處于鎖阻塞的線程。

? 被喚醒的線程會(huì)重新競(jìng)爭(zhēng)重量級(jí)鎖，需要注意的是，synchronized是非公平鎖，因此被喚醒后不一定能夠搶占到鎖，如果沒(méi)搶到，則繼續(xù)等待。

2.7.3.3　簡(jiǎn)述內(nèi)核態(tài)和用戶態(tài)

在重量級(jí)鎖中，線程的阻塞和喚醒是通過(guò)park()方法和unpark()方法來(lái)完成的，這是兩個(gè)與平臺(tái)相關(guān)的方法，對(duì)不同的操作系統(tǒng)有不同的實(shí)現(xiàn)，比如在os_linux.cpp中，park()方法的實(shí)現(xiàn)代碼如下。

可以看到，park()方法實(shí)際上用到了3個(gè)方法。

? pthread_mutex_lock()方法，鎖定_mutext指向的互斥鎖。如果該互斥鎖已經(jīng)被另外一個(gè)線程鎖定和擁有，則當(dāng)前調(diào)用該方法的線程會(huì)阻塞，直到互斥鎖變?yōu)榭捎谩?/p>

? pthread_cond_wait()方法，條件等待，類似于Java中的Object.wait，與之配對(duì)的另外一個(gè)喚醒方法是pthread_cond_signal()。

? pthread_mutex_unlock()方法，釋放指定_mutex引用的互斥鎖對(duì)象。

在Linux中，系統(tǒng)的阻塞和喚醒是基于系統(tǒng)調(diào)用sys_futex來(lái)實(shí)現(xiàn)的，而系統(tǒng)調(diào)用是在內(nèi)核態(tài)運(yùn)行的，所以系統(tǒng)需要從用戶態(tài)切換到內(nèi)核態(tài)。在切換之前，首先要保存用戶態(tài)的狀態(tài)，包括寄存器、程序指令等；然后執(zhí)行內(nèi)核態(tài)的系統(tǒng)指令調(diào)用；最后恢復(fù)到用戶態(tài)來(lái)執(zhí)行。這個(gè)過(guò)程會(huì)產(chǎn)生性能損耗，筆者在第1章中做了詳細(xì)的說(shuō)明。

用戶態(tài)（用戶空間）和內(nèi)核態(tài)（內(nèi)核空間）表示的是操作系統(tǒng)中的不同執(zhí)行權(quán)限，兩者最大的區(qū)別在于，運(yùn)行在用戶空間中的進(jìn)程不能直接訪問(wèn)操作系統(tǒng)內(nèi)核的指令和程序，而運(yùn)行在內(nèi)核空間的程序可以直接訪問(wèn)系統(tǒng)內(nèi)核的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)和程序。操作系統(tǒng)之所以要做權(quán)限劃分，是為了避免用戶在進(jìn)程中直接操作一些存在潛在危險(xiǎn)的系統(tǒng)指令，從而影響其他進(jìn)程或者操作系統(tǒng)的穩(wěn)定性。

park()方法需要通過(guò)系統(tǒng)調(diào)用來(lái)完成，而系統(tǒng)調(diào)用只能在內(nèi)核空間實(shí)現(xiàn)，因此就會(huì)導(dǎo)致用戶態(tài)到內(nèi)核態(tài)的切換。