Java 中的锁
Java中往往是按照是否含有某一特性來定義鎖：
1. 樂觀鎖 VS 悲觀鎖
對于同一個數據的并發操作，悲觀鎖認為自己在使用數據的時候一定有別的線程來修改數據，因此在獲取數據的時候會先加鎖，確保數據不會被別的線程修改。Java中，synchronized關鍵字和Lock的實現類都是悲觀鎖。
而樂觀鎖認為自己在使用數據時不會有別的線程修改數據，所以不會添加鎖，只是在更新數據的時候去判斷之前有沒有別的線程更新了這個數據。如果這個數據沒有被更新，當前線程將自己修改的數據成功寫入。如果數據已經被其他線程更新，則根據不同的實現方式執行不同的操作（例如報錯或者自動重試）。
樂觀鎖在Java中是通過使用無鎖編程來實現，最常采用的是CAS算法，Java原子類中的遞增操作就通過CAS自旋實現的。
- 悲觀鎖適合寫操作多的場景，先加鎖可以保證寫操作時數據正確。
- 樂觀鎖適合讀操作多的場景，不加鎖的特點能夠使其讀操作的性能大幅提升。
使用方式：
悲觀鎖基本都是在顯式的鎖定之后再操作同步資源，而樂觀鎖則直接去操作同步資源。
為何樂觀鎖能夠做到不鎖定同步資源也可以正確的實現線程同步呢？我們通過介紹樂觀鎖的主要實現方式 “CAS” 的技術原理來為大家解惑。
CAS全稱 Compare And Swap（比較與交換），是一種無鎖算法。在不使用鎖（沒有線程被阻塞）的情況下實現多線程之間的變量同步。java.util.concurrent包中的原子類就是通過CAS來實現了樂觀鎖。
CAS算法涉及到三個操作數：
- 需要讀寫的內存值 V。
- 進行比較的值 A。
- 要寫入的新值 B。
當且僅當 V 的值等于 A 時，CAS通過原子方式用新值B來更新V的值（“比較+更新”整體是一個原子操作），否則不會執行任何操作。一般情況下，“更新”是一個不斷重試的操作。
之前提到java.util.concurrent包中的原子類，就是通過CAS來實現了樂觀鎖，那么我們進入原子類AtomicInteger的源碼，看一下AtomicInteger的定義：
根據定義我們可以看出各屬性的作用：
- unsafe： 獲取并操作內存的數據。
- valueOffset： 存儲value在AtomicInteger中的偏移量。
- value： 存儲AtomicInteger的int值，該屬性需要借助volatile關鍵字保證其在線程間是可見的。
根據OpenJDK 8的源碼我們可以看出，getAndAddInt()循環獲取給定對象o中的偏移量處的值v，然后判斷內存值是否等于v。如果相等則將內存值設置為 v + delta，否則返回false，繼續循環進行重試，直到設置成功才能退出循環，并且將舊值返回。整個“比較+更新”操作封裝在compareAndSwapInt()中，在JNI里是借助于一個CPU指令完成的，屬于原子操作，可以保證多個線程都能夠看到同一個變量的修改值。
后續JDK通過CPU的cmpxchg指令，去比較寄存器中的 A 和 內存中的值 V。如果相等，就把要寫入的新值 B 存入內存中。如果不相等，就將內存值 V 賦值給寄存器中的值 A。然后通過Java代碼中的while循環再次調用cmpxchg指令進行重試，直到設置成功為止。
CAS雖然很高效，但是它也存在三大問題，這里也簡單說一下：
JDK從1.5開始提供了AtomicStampedReference類來解決ABA問題，具體操作封裝在compareAndSet()中。compareAndSet()首先檢查當前引用和當前標志與預期引用和預期標志是否相等，如果都相等，則以原子方式將引用值和標志的值設置為給定的更新值。
循環時間長開銷大。CAS操作如果長時間不成功，會導致其一直自旋，給CPU帶來非常大的開銷。
只能保證一個共享變量的原子操作。對一個共享變量執行操作時，CAS能夠保證原子操作，但是對多個共享變量操作時，CAS是無法保證操作的原子性的。
Java從1.5開始JDK提供了AtomicReference類來保證引用對象之間的原子性，可以把多個變量放在一個對象里來進行CAS操作。
2. 自旋鎖 VS 適應性自旋鎖
阻塞或喚醒一個Java線程需要操作系統切換CPU狀態來完成，這種狀態轉換需要耗費處理器時間。如果同步代碼塊中的內容過于簡單，狀態轉換消耗的時間有可能比用戶代碼執行的時間還要長。
在許多場景中，同步資源的鎖定時間很短，為了這一小段時間去切換線程，線程掛起和恢復現場的花費可能會讓系統得不償失。如果物理機器有多個處理器，能夠讓兩個或以上的線程同時并行執行，我們就可以讓后面那個請求鎖的線程不放棄CPU的執行時間，看看持有鎖的線程是否很快就會釋放鎖。而為了讓當前線程“稍等一下”，我們需讓當前線程進行自旋，如果在自旋完成后前面鎖定同步資源的線程已經釋放了鎖，那么當前線程就可以不必阻塞而是直接獲取同步資源，從而避免切換線程的開銷。這就是自旋鎖。
自旋鎖本身是有缺點的，它不能代替阻塞。自旋等待雖然避免了線程切換的開銷，但它要占用處理器時間。如果鎖被占用的時間很短，自旋等待的效果就會非常好。反之，如果鎖被占用的時間很長，那么自旋的線程只會白浪費處理器資源。所以，自旋等待的時間必須要有一定的限度，如果自旋超過了限定次數（默認是10次，可以使用-XX:PreBlockSpin來更改）沒有成功獲得鎖，就應當掛起線程。
自旋鎖的實現原理同樣也是CAS，AtomicInteger中調用unsafe進行自增操作的源碼中的do-while循環就是一個自旋操作，如果修改數值失敗則通過循環來執行自旋，直至修改成功。
JDK 6中變為默認開啟，并且引入了自適應的自旋鎖（適應性自旋鎖）。
自適應意味著自旋的時間（次數）不再固定，而是由前一次在同一個鎖上的自旋時間及鎖的擁有者的狀態來決定。如果在同一個鎖對象上，自旋等待剛剛成功獲得過鎖，并且持有鎖的線程正在運行中，那么虛擬機就會認為這次自旋也是很有可能再次成功，進而它將允許自旋等待持續相對更長的時間。如果對于某個鎖，自旋很少成功獲得過，那在以后嘗試獲取這個鎖時將可能省略掉自旋過程，直接阻塞線程，避免浪費處理器資源。
3. 無鎖 VS 偏向鎖 VS 輕量級鎖 VS 重量級鎖
這四種鎖是指鎖的狀態，專門針對synchronized的。
首先為什么Synchronized能實現線程同步？
在回答這個問題之前我們需要了解兩個重要的概念：“Java對象頭”、“Monitor”。
Java對象頭
synchronized是悲觀鎖，在操作同步資源之前需要給同步資源先加鎖，這把鎖就是存在Java對象頭里的，而Java對象頭又是什么呢？
我們以Hotspot虛擬機為例，Hotspot的對象頭主要包括兩部分數據：Mark Word（標記字段）、Klass Pointer（類型指針）。
Mark Word：默認存儲對象的HashCode，分代年齡和鎖標志位信息。這些信息都是與對象自身定義無關的數據，所以Mark Word被設計成一個非固定的數據結構以便在極小的空間內存存儲盡量多的數據。它會根據對象的狀態復用自己的存儲空間，也就是說在運行期間Mark Word里存儲的數據會隨著鎖標志位的變化而變化。
Klass Point：對象指向它的類元數據的指針，虛擬機通過這個指針來確定這個對象是哪個類的實例。
Monitor
Monitor可以理解為一個同步工具或一種同步機制，通常被描述為一個對象。每一個Java對象就有一把看不見的鎖，稱為內部鎖或者Monitor鎖。
Monitor是線程私有的數據結構，每一個線程都有一個可用monitor record列表，同時還有一個全局的可用列表。每一個被鎖住的對象都會和一個monitor關聯，同時monitor中有一個Owner字段存放擁有該鎖的線程的唯一標識，表示該鎖被這個線程占用。
現在話題回到synchronized，synchronized通過Monitor來實現線程同步，Monitor是依賴于底層的操作系統的Mutex Lock（互斥鎖）來實現的線程同步。
如同我們在自旋鎖中提到的“阻塞或喚醒一個Java線程需要操作系統切換CPU狀態來完成，這種狀態轉換需要耗費處理器時間。如果同步代碼塊中的內容過于簡單，狀態轉換消耗的時間有可能比用戶代碼執行的時間還要長”。這種方式就是synchronized最初實現同步的方式，這就是JDK 6之前synchronized效率低的原因。這種依賴于操作系統Mutex Lock所實現的鎖我們稱之為“重量級鎖”，JDK 6中為了減少獲得鎖和釋放鎖帶來的性能消耗，引入了“偏向鎖”和“輕量級鎖”。
所以目前鎖一共有4種狀態，級別從低到高依次是：無鎖、偏向鎖、輕量級鎖和重量級鎖。鎖狀態只能升級不能降級。
通過上面的介紹，我們對synchronized的加鎖機制以及相關知識有了一個了解，那么下面我們給出四種鎖狀態對應的的Mark Word內容，然后再分別講解四種鎖狀態的思路以及特點：
無鎖
無鎖沒有對資源進行鎖定，所有的線程都能訪問并修改同一個資源，但同時只有一個線程能修改成功。
無鎖的特點就是修改操作在循環內進行，線程會不斷的嘗試修改共享資源。如果沒有沖突就修改成功并退出，否則就會繼續循環嘗試。如果有多個線程修改同一個值，必定會有一個線程能修改成功，而其他修改失敗的線程會不斷重試直到修改成功。上面我們介紹的CAS原理及應用即是無鎖的實現。無鎖無法全面代替有鎖，但無鎖在某些場合下的性能是非常高的。
偏向鎖
偏向鎖是指一段同步代碼一直被一個線程所訪問，那么該線程會自動獲取鎖，降低獲取鎖的代價。
在大多數情況下，鎖總是由同一線程多次獲得，不存在多線程競爭，所以出現了偏向鎖。其目標就是在只有一個線程執行同步代碼塊時能夠提高性能。
當一個線程訪問同步代碼塊并獲取鎖時，會在Mark Word里存儲鎖偏向的線程ID。在線程進入和退出同步塊時不再通過CAS操作來加鎖和解鎖，而是檢測Mark Word里是否存儲著指向當前線程的偏向鎖。引入偏向鎖是為了在無多線程競爭的情況下盡量減少不必要的輕量級鎖執行路徑，因為輕量級鎖的獲取及釋放依賴多次CAS原子指令，而偏向鎖只需要在置換ThreadID的時候依賴一次CAS原子指令即可。
偏向鎖只有遇到其他線程嘗試競爭偏向鎖時，持有偏向鎖的線程才會釋放鎖，線程不會主動釋放偏向鎖。偏向鎖的撤銷，需要等待全局安全點（在這個時間點上沒有字節碼正在執行），它會首先暫停擁有偏向鎖的線程，判斷鎖對象是否處于被鎖定狀態。撤銷偏向鎖后恢復到無鎖（標志位為“01”）或輕量級鎖（標志位為“00”）的狀態。
偏向鎖在JDK 6及以后的JVM里是默認啟用的。
輕量級鎖
是指當鎖是偏向鎖的時候，被另外的線程所訪問，偏向鎖就會升級為輕量級鎖，其他線程會通過自旋的形式嘗試獲取鎖，不會阻塞，從而提高性能。
在代碼進入同步塊的時候，如果同步對象鎖狀態為無鎖狀態（鎖標志位為“01”狀態，是否為偏向鎖為“0”），虛擬機首先將在當前線程的棧幀中建立一個名為鎖記錄（Lock Record）的空間，用于存儲鎖對象目前的Mark Word的拷貝，然后拷貝對象頭中的Mark Word復制到鎖記錄中。
拷貝成功后，虛擬機將使用CAS操作嘗試將對象的Mark Word更新為指向Lock Record的指針，并將Lock Record里的owner指針指向對象的Mark Word。
如果這個更新動作成功了，那么這個線程就擁有了該對象的鎖，并且對象Mark Word的鎖標志位設置為“00”，表示此對象處于輕量級鎖定狀態。
如果輕量級鎖的更新操作失敗了，虛擬機首先會檢查對象的Mark Word是否指向當前線程的棧幀，如果是就說明當前線程已經擁有了這個對象的鎖，那就可以直接進入同步塊繼續執行，否則說明多個線程競爭鎖。
若當前只有一個等待線程，則該線程通過自旋進行等待。但是當自旋超過一定的次數，或者一個線程在持有鎖，一個在自旋，又有第三個來訪時，輕量級鎖升級為重量級鎖。
重量級鎖
升級為重量級鎖時，鎖標志的狀態值變為“10”，此時Mark Word中存儲的是指向重量級鎖的指針，此時等待鎖的線程都會進入阻塞狀態。
整體的鎖狀態升級流程如下：
綜上，偏向鎖通過對比Mark Word解決加鎖問題，避免執行CAS操作。而輕量級鎖是通過用CAS操作和自旋來解決加鎖問題，避免線程阻塞和喚醒而影響性能。重量級鎖是將除了擁有鎖的線程以外的線程都阻塞。
4. 公平鎖 VS 非公平鎖
公平鎖是指多個線程按照申請鎖的順序來獲取鎖，線程直接進入隊列中排隊，隊列中的第一個線程才能獲得鎖。公平鎖的優點是等待鎖的線程不會餓死。缺點是整體吞吐效率相對非公平鎖要低，等待隊列中除第一個線程以外的所有線程都會阻塞，CPU喚醒阻塞線程的開銷比非公平鎖大。
非公平鎖是多個線程加鎖時直接嘗試獲取鎖，獲取不到才會到等待隊列的隊尾等待。但如果此時鎖剛好可用，那么這個線程可以無需阻塞直接獲取到鎖，所以非公平鎖有可能出現后申請鎖的線程先獲取鎖的場景。非公平鎖的優點是可以減少喚起線程的開銷，整體的吞吐效率高，因為線程有幾率不阻塞直接獲得鎖，CPU不必喚醒所有線程。缺點是處于等待隊列中的線程可能會餓死，或者等很久才會獲得鎖。
公平鎖：
如上圖所示，假設有一口水井，有管理員看守，管理員有一把鎖，只有拿到鎖的人才能夠打水，打完水要把鎖還給管理員。每個過來打水的人都要管理員的允許并拿到鎖之后才能去打水，如果前面有人正在打水，那么這個想要打水的人就必須排隊。管理員會查看下一個要去打水的人是不是隊伍里排最前面的人，如果是的話，才會給你鎖讓你去打水；如果你不是排第一的人，就必須去隊尾排隊，這就是公平鎖。
非公平鎖：
管理員對打水的人沒有要求。即使等待隊伍里有排隊等待的人，但如果在上一個人剛打完水把鎖還給管理員而且管理員還沒有允許等待隊伍里下一個人去打水時，剛好來了一個插隊的人，這個插隊的人是可以直接從管理員那里拿到鎖去打水，不需要排隊，原本排隊等待的人只能繼續等待。
ReentrantLock里面有一個內部類Sync，Sync繼承AQS（AbstractQueuedSynchronizer），添加鎖和釋放鎖的大部分操作實際上都是在Sync中實現的。它有公平鎖FairSync和非公平鎖NonfairSync兩個子類。ReentrantLock默認使用非公平鎖，也可以通過構造器來顯示的指定使用公平鎖。
公平鎖與非公平鎖的加鎖方法的源碼:
公平鎖與非公平鎖的lock()方法唯一的區別就在于公平鎖在獲取同步狀態時多了一個限制條件：hasQueuedPredecessors()。
主要是判斷當前線程是否位于同步隊列中的第一個。如果是則返回true，否則返回false。
公平鎖就是通過同步隊列來實現多個線程按照申請鎖的順序來獲取鎖，從而實現公平的特性。非公平鎖加鎖時不考慮排隊等待問題，直接嘗試獲取鎖，所以存在后申請卻先獲得鎖的情況。
5. 可重入鎖 VS 非可重入鎖
可重入鎖又名遞歸鎖，是指在同一個線程在外層方法獲取鎖的時候，再進入該線程的內層方法會自動獲取鎖（前提鎖對象得是同一個對象或者class），不會因為之前已經獲取過還沒釋放而阻塞。Java中ReentrantLock和synchronized都是可重入鎖，可重入鎖的一個優點是可一定程度避免死鎖。
在上面的代碼中，類中的兩個方法都是被內置鎖synchronized修飾的，doSomething()方法中調用doOthers()方法。因為內置鎖是可重入的，所以同一個線程在調用doOthers()時可以直接獲得當前對象的鎖，進入doOthers()進行操作。
如果是一個不可重入鎖，那么當前線程在調用doOthers()之前需要將執行doSomething()時獲取當前對象的鎖釋放掉，實際上該對象鎖已被當前線程所持有，且無法釋放。所以此時會出現死鎖。
為什么可重入鎖就可以在嵌套調用時可以自動獲得鎖呢？
還是打水的例子，有多個人在排隊打水，此時管理員允許鎖和同一個人的多個水桶綁定。這個人用多個水桶打水時，第一個水桶和鎖綁定并打完水之后，第二個水桶也可以直接和鎖綁定并開始打水，所有的水桶都打完水之后打水人才會將鎖還給管理員。這個人的所有打水流程都能夠成功執行，后續等待的人也能夠打到水。這就是可重入鎖。
但如果是非可重入鎖的話，此時管理員只允許鎖和同一個人的一個水桶綁定。第一個水桶和鎖綁定打完水之后并不會釋放鎖，導致第二個水桶不能和鎖綁定也無法打水。當前線程出現死鎖，整個等待隊列中的所有線程都無法被喚醒。
之前我們說過ReentrantLock和synchronized都是重入鎖，那么我們通過重入鎖ReentrantLock以及非可重入鎖NonReentrantLock的源碼來對比分析一下為什么非可重入鎖在重復調用同步資源時會出現死鎖。
首先ReentrantLock和NonReentrantLock都繼承父類AQS，其父類AQS中維護了一個同步狀態status來計數重入次數，status初始值為0。
當線程嘗試獲取鎖時，可重入鎖先嘗試獲取并更新status值，如果status == 0表示沒有其他線程在執行同步代碼，則把status置為1，當前線程開始執行。如果status != 0，則判斷當前線程是否是獲取到這個鎖的線程，如果是的話執行status+1，且當前線程可以再次獲取鎖。而非可重入鎖是直接去獲取并嘗試更新當前status的值，如果status != 0的話會導致其獲取鎖失敗，當前線程阻塞。
釋放鎖時，可重入鎖同樣先獲取當前status的值，在當前線程是持有鎖的線程的前提下。如果status-1 == 0，則表示當前線程所有重復獲取鎖的操作都已經執行完畢，然后該線程才會真正釋放鎖。而非可重入鎖則是在確定當前線程是持有鎖的線程之后，直接將status置為0，將鎖釋放。
6. 獨享鎖 VS 共享鎖
ReentrantLock和ReentrantReadWriteLock分別為獨享鎖和共享鎖。
獨享鎖也叫排他鎖，是指該鎖一次只能被一個線程所持有。如果線程T對數據A加上排它鎖后，則其他線程不能再對A加任何類型的鎖。獲得排它鎖的線程即能讀數據又能修改數據。JDK中的synchronized和JUC中Lock的實現類就是互斥鎖。
共享鎖是指該鎖可被多個線程所持有。如果線程T對數據A加上共享鎖后，則其他線程只能對A再加共享鎖，不能加排它鎖。獲得共享鎖的線程只能讀數據，不能修改數據。
ReentrantReadWriteLock有兩把鎖：ReadLock和WriteLock，由詞知意，一個讀鎖一個寫鎖，合稱“讀寫鎖”。再進一步觀察可以發現ReadLock和WriteLock是靠內部類Sync實現的鎖。Sync是AQS的一個子類，這種結構在CountDownLatch、ReentrantLock、Semaphore里面也都存在。
在ReentrantReadWriteLock里面，讀鎖和寫鎖的鎖主體都是Sync，但讀鎖和寫鎖的加鎖方式不一樣。讀鎖是共享鎖，寫鎖是獨享鎖。讀鎖的共享鎖可保證并發讀非常高效，而讀寫、寫讀、寫寫的過程互斥，因為讀鎖和寫鎖是分離的。所以ReentrantReadWriteLock的并發性相比一般的互斥鎖有了很大提升。
讀鎖和寫鎖的具體加鎖方式有什么區別呢？
最開始提及AQS的時候我們也提到了state字段（int類型，32位），該字段用來描述有多少線程獲持有鎖。
在獨享鎖中這個值通常是0或者1（如果是重入鎖的話state值就是重入的次數），在共享鎖中state就是持有鎖的數量。但是在ReentrantReadWriteLock中有讀、寫兩把鎖，所以需要在一個整型變量state上分別描述讀鎖和寫鎖的數量（或者也可以叫狀態）。于是將state變量“按位切割”切分成了兩個部分，高16位表示讀鎖狀態（讀鎖個數），低16位表示寫鎖狀態（寫鎖個數）。如下圖所示：
寫鎖的加鎖源碼：
- 這段代碼首先取到當前鎖的個數c，然后再通過c來獲取寫鎖的個數w。因為寫鎖是低16位，所以取低16位的最大值與當前的c做與運算（ int w = exclusiveCount(c); ），高16位和0與運算后是0，剩下的就是低位運算的值，同時也是持有寫鎖的線程數目。
- 在取到寫鎖線程的數目后，首先判斷是否已經有線程持有了鎖。如果已經有線程持有了鎖（c!=0），則查看當前寫鎖線程的數目，如果寫線程數為0（即此時存在讀鎖）或者持有鎖的線程不是當前線程就返回失敗（涉及到公平鎖和非公平鎖的實現）。
- 如果寫入鎖的數量大于最大數（65535，2的16次方-1）就拋出一個Error。
- 如果當且寫線程數為0（那么讀線程也應該為0，因為上面已經處理c!=0的情況），并且當前線程需要阻塞那么就返回失敗；如果通過CAS增加寫線程數失敗也返回失敗。
- 如果c=0，w=0或者c>0，w>0（重入），則設置當前線程或鎖的擁有者，返回成功！
tryAcquire()除了重入條件（當前線程為獲取了寫鎖的線程）之外，增加了一個讀鎖是否存在的判斷。如果存在讀鎖，則寫鎖不能被獲取，原因在于：必須確保寫鎖的操作對讀鎖可見，如果允許讀鎖在已被獲取的情況下對寫鎖的獲取，那么正在運行的其他讀線程就無法感知到當前寫線程的操作。
因此，只有等待其他讀線程都釋放了讀鎖，寫鎖才能被當前線程獲取，而寫鎖一旦被獲取，則其他讀寫線程的后續訪問均被阻塞。寫鎖的釋放與ReentrantLock的釋放過程基本類似，每次釋放均減少寫狀態，當寫狀態為0時表示寫鎖已被釋放，然后等待的讀寫線程才能夠繼續訪問讀寫鎖，同時前次寫線程的修改對后續的讀寫線程可見。
讀鎖的代碼：
可以看到在tryAcquireShared(int unused)方法中，如果其他線程已經獲取了寫鎖，則當前線程獲取讀鎖失敗，進入等待狀態。如果當前線程獲取了寫鎖或者寫鎖未被獲取，則當前線程（線程安全，依靠CAS保證）增加讀狀態，成功獲取讀鎖。讀鎖的每次釋放（線程安全的，可能有多個讀線程同時釋放讀鎖）均減少讀狀態，減少的值是“1<<16”。所以讀寫鎖才能實現讀讀的過程共享，而讀寫、寫讀、寫寫的過程互斥。
互斥鎖ReentrantLock中公平鎖和非公平鎖的加鎖源碼：
ReentrantLock雖然有公平鎖和非公平鎖兩種，但是它們添加的都是獨享鎖。根據源碼所示，當某一個線程調用lock方法獲取鎖時，如果同步資源沒有被其他線程鎖住，那么當前線程在使用CAS更新state成功后就會成功搶占該資源。而如果公共資源被占用且不是被當前線程占用，那么就會加鎖失敗。所以可以確定ReentrantLock無論讀操作還是寫操作，添加的鎖都是都是獨享鎖。
總結
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