并发编程中涉及到哪些锁
本文最后更新于 2025年5月20日 14:36
为了减少获得锁和释放锁带来的性能消耗，JDK 1.6 引入了偏向锁 和 轻量级锁 的概念，对 synchronized 做了一次重大的升级，升级后的synchronized性能可以说上了一个新台阶。
在 JDK 1.6 及其以后，一个对象其实有四种锁状态，它们级别由低到高依次是：
- 无锁状态
- 偏向锁状态
- 轻量级锁状态
- 重量级锁状态
锁的存放位置
每一个 Java 对象都有一个对象头，64 位 Java 虚拟机中的一个字宽是 64 位，32 位 Java 虚拟机中一个字宽是 32 位，非数组对象的对象头占用两个字宽，数组对象的对象头占用三个字宽（其中一个字宽用来存储数组的长度）。
| 长度 | 内容 | 说明 |
|---|---|---|
| 32/64bit | Mark Word | 存储对象的 hashCode 或锁信息等 |
| 32/64bit | Class Metadata Address | 存储到对象类型数据的指针 |
MarkWord的存储格式
| 锁状态 | 29 bit 或 61 bit | 1 bit 是否是偏向锁？ | 2 bit 锁标志位 |
|---|---|---|---|
| 无锁 | 0 | 01 | |
| 偏向锁 | 偏向的线程 ID | 1 | 01 |
| 轻量级锁 | 指向栈中锁记录的指针 | 此时这一位不用于标识偏向锁 | 00 |
| 重量级锁 | 指向互斥量（重量级锁）的指针 | 此时这一位不用于标识偏向锁 | 10 |
| GC 标记 | 此时这一位不用于标识偏向锁 | 11 |
偏向锁
大多数情况下锁不仅不存在多线程竞争，而且总是由同一线程多次获得，于是引入了偏向锁。
偏向锁会偏向于第一个访问锁的线程，如果在接下来的运行过程中，该锁没有被其他的线程访问，则持有偏向锁的线程将永远不需要触发同步。
实现原理
首次访问时（线程 A）：
- 当 线程 A 首次访问同步代码块时，JVM 会检查对象头的
MarkWord，发现锁没有被占用（或者是空闲状态），于是线程 A 会 将自己的线程 ID 写入到对象的MarkWord中，表示该锁现在偏向于线程 A。 - 此时，
MarkWord中会保存线程 A 的线程 ID，表示此对象的锁是偏向于 A 线程的。 - 线程 A 后续再次进入该同步代码块时，JVM 会直接从
MarkWord中读取线程 ID，发现是自己，就不需要再进行加锁操作。
后续访问时（线程 B）：
- 当 线程 B 访问该同步代码块时，JVM 会检查
MarkWord，发现该锁已经偏向了线程 A（即MarkWord中保存的是线程 A 的线程 ID）。 - 由于线程 B 的线程 ID 与
MarkWord中的线程 ID 不同，JVM 会 触发偏向锁的撤销，并将锁状态升级为 轻量级锁 或 重量级锁（通常是轻量级锁，具体依赖于 JVM 的实现和锁竞争的情况）。 - 撤销偏向锁时，JVM 会通过 CAS 操作，尝试将对象头中的
MarkWord更新为 轻量级锁 或 重量级锁 的状态。 - 线程 B 会进入 自旋 或 阻塞，尝试竞争该锁。
轻量级锁
多个线程在不同时段获取同一把锁，即不存在锁竞争的情况，也就没有线程阻塞。针对这种情况，JVM 采用轻量级锁来避免线程的阻塞与唤醒。
具体来说，偏向锁升级为轻量级锁的过程大致分为以下几个步骤：
线程 A 获取偏向锁
- 线程 A 第一次访问某个同步代码块时，JVM 会检查对象头中的 Mark Word。
- 由于此时没有其他线程竞争，JVM 会将 Mark Word 更新为线程 A 的 ID，从而标记该对象为偏向锁状态，并允许线程 A 进入同步代码块。
线程 B 尝试获取偏向锁
当线程 B 尝试访问相同的同步代码块时，JVM 会首先检查 Mark Word，发现该对象的锁已经被线程 A 持有（通过线程 ID 判断）。
偏向锁撤销与轻量级锁创建
撤销偏向锁：由于线程 B 发现当前锁为偏向锁，并且该偏向锁并未偏向自己，JVM 会尝试 撤销偏向锁，并将锁升级为轻量级锁（并不一定会升级成功）。
Mark Word 进入轻量级锁状态：JVM 会把对象头中的 Mark Word 中存储的线程 ID 清除。对象头的 Mark Word 的标志位将会被标记为轻量级锁。然后，JVM 会使线程 B 尝试用 CAS 操作 把 Mark Word 的内容（存储原来的锁状态，如分代年龄、CMS_free、hashCode等固有属性）复制到当前线程的栈帧中的 锁记录 区域，而对象头中则存储一个指向该区域的指针。
自旋和竞争
如果多个线程在此时尝试获取锁（比如线程 C 也尝试获取该锁），JVM 会继续使用 CAS 操作来竞争该锁。
- 如果 CAS 操作成功，则线程 C 获得锁并继续执行同步代码块。
- 如果 CAS 操作失败，说明线程 C 没有成功获得轻量级锁，此时轻量级锁会升级为 重量级锁，进入 阻塞状态，需要使用操作系统的互斥锁（Mutex）来保证同步。
重量级锁
重量级锁是指当有一个线程获取锁之后，其余所有等待获取该锁的线程都会处于阻塞状态。
重量级锁的效率很低，因为重量级锁依赖于操作系统的互斥锁，而操作系统中线程间状态的转换需要相对较长的时间。如果轻量级锁锁竞争情况严重，某个达到最大自旋次数的线程，会将轻量级锁升级为重量级锁（依然是CAS修改锁标志位，但不修改持有锁的线程ID）。当后续线程尝试获取锁时，发现被占用的锁是重量级锁，则直接将自己挂起（而不是忙等），等待将来被唤醒。
锁升级
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第一步，检查 MarkWord 里面是不是放的自己的 ThreadId ,如果是，表示当前线程是处于 “偏向锁” 。
第二步，如果 MarkWord 不是自己的 ThreadId，锁升级，这时候，用 CAS 来执行切换，新的线程根据 MarkWord 里面现有的 ThreadId，通知之前线程暂停，之前线程将 Markword 的内容置为空。
第三步，两个线程都把锁对象的 HashCode 复制到自己新建的用于存储锁的记录空间，接着开始通过 CAS 操作， 把锁对象的 Markword 的内容修改为自己新建的记录空间的地址的方式竞争 MarkWord。
第四步，第三步中成功执行 CAS 的获得资源，失败的则进入自旋 。
第五步，自旋的线程在自旋过程中，成功获得资源(即之前获的资源的线程执行完成并释放了共享资源)，则整个状态依然处于轻量级锁的状态，如果自旋失败 …
第六步，进入重量级锁的状态，这个时候，自旋的线程进行阻塞，等待之前线程执行完成并唤醒自己。
公平锁和非公平锁
公平锁 : 锁被释放之后，先申请的线程先得到锁。性能较差一些，因为公平锁为了保证时间上的绝对顺序，上下文切换更频繁。
非公平锁：锁被释放之后，后申请的线程可能会先获取到锁，是随机或者按照其他优先级排序的。性能更好，但可能会导致某些线程永远无法获取到锁。
乐观锁和悲观锁
乐观锁：认为对共享变量的每次操作都不会与其他线程竞争，线程可以不停地执行，无需加锁也无需等待，但是在提交的时候需要验证对应的资源是否已经被其他线程修改过（可以通过版本号机制或者CAS来实现）
悲观锁：认为对共享变量的每次操作都会与其他线程竞争，所以在每次获取资源时都会上锁。也就是说共享资源每次只会给一个线程使用，其他线程阻塞，用完再将资源转让给其他线程。