文章目录
0、前言概述
一、并发编程中的三个问题
二、Java内存模型(JMM)
三、synchronized保证三大特性
四、synchronized的特性
五、synchronized底层原理
六、JDK6 synchronized优化
本文为5、6小节,1~4节请查阅【并发编程】1 synchronized底层实现原理、Java内存模型JMM;monitor、CAS、乐观锁和悲观锁;对象的内存结构、Mark Word、锁升级
先编写一段简单的synchronized代码
public class Demo1 {
private static Object obj = new Object();
public static void main(String[] args) {
synchronized (obj) {
System.out.println("1");
}
}
public synchronized void test() {
System.out.println("a");
}
}
我们要看synchronized的原理,但是synchronized是一个关键字,看不到源码。我们可以将class文件进行反汇编。
JDK自带的一个工具: javap ,对字节码进行反汇编,查看字节码指令。在DOS命令行输入:
E:\IDEAProjects\SimplePractise\synchronized\target\classes\com\ywj\demo4_synchronized_monitor>javap -p -v -c Demo1.class
反汇编后的效果如下:
public static void main(java.lang.String[]);
descriptor: ([Ljava/lang/String;)V
flags: ACC_PUBLIC, ACC_STATIC
Code:
stack=2, locals=3, args_size=1
0: getstatic #2 // Field obj:Ljava/lang/Object;
3: dup
4: astore_1
5: monitorenter
6: getstatic #3 // Field java/lang/System.out:Ljava/io/PrintStream;
9: ldc #4 // String 1
11: invokevirtual #5 // Method java/io/PrintStream.println:(Ljava/lang/String;)V
14: aload_1
15: monitorexit
16: goto 24
19: astore_2
20: aload_1
21: monitorexit
22: aload_2
23: athrow
24: return
Exception table:
from to target type
6 16 19 any
19 22 19 any
LineNumberTable:
line 7: 0
line 8: 6
line 9: 14
line 10: 24
LocalVariableTable:
Start Length Slot Name Signature
0 25 0 args [Ljava/lang/String;
StackMapTable: number_of_entries = 2
frame_type = 255 /* full_frame */
offset_delta = 19
locals = [ class "[Ljava/lang/String;", class java/lang/Object ]
stack = [ class java/lang/Throwable ]
frame_type = 250 /* chop */
offset_delta = 4
public synchronized void test();
descriptor: ()V
flags: ACC_PUBLIC, ACC_SYNCHRONIZED
Code:
stack=2, locals=1, args_size=1
0: getstatic #3 // Field java/lang/System.out:Ljava/io/PrintStream;
3: ldc #6 // String a
5: invokevirtual #5 // Method java/io/PrintStream.println:(Ljava/lang/String;)V
8: return
LineNumberTable:
line 13: 0
line 14: 8
LocalVariableTable:
Start Length Slot Name Signature
0 9 0 this Lcom/ywj/demo4_synchronized_monitor/Demo1;
getstatic 得到静态成员变量obj,dup 复制obj。同步代码块开始的地方,会对应monitorenter这条指令;getstatic得到out;同步代码块结束的地方,对应monitorexit
首先看一下JVM规范中对于monitorenter的描述
JVM有多种,Oracle、IBM、淘宝公司都有对应的JVM,JVM是一套规范
Each object is associated with a monitor. A monitor is locked if and only if it has an owner.The thread that executes monitorenter attempts to gain ownership of the monitor associated with objectref, as follows: If the entry count of the monitor associated with objectref is zero, the thread enters the monitor and sets its entry count to one. The thread is then the owner of the monitor. If the thread already owns the monitor associated with objectref, it reenters the monitor, incrementing its entry count. If another thread already owns the monitor associated with objectref, the thread blocks until the monitor's entry count is zero, then tries again to gain ownership.
翻译过来:每一个对象都会和一个监视器monitor关联。监视器被占用时会被锁住,其他线程无法来获取该monitor。 当JVM执行某个线程的某个方法内部的monitorenter时,它会尝试去获取当前对象对应的monitor的所有权。其过程如下:
monitorenter小结:synchronized的锁对象会关联一个monitor,这个monitor不是我们主动创建的,是JVM的线程执行到这个同步代码块,发现锁对象没有monitor就会创建monitor,monitor内部有两个重要的成员变量owner:拥有这把锁的线程,recursions会记录线程拥有锁的次数,当一个线程拥有monitor后其他线程只能等待
首先看一下JVM规范中对于monitorexit的描述:
The thread that executes monitorexit must be the owner of the monitor associated with the instance referenced by objectref. The thread decrements the entry count of the monitor associated with objectref. If as a result the value of the entry count is zero, the thread exits the monitor and is no longer its owner. Other threads that are blocking to enter the monitor are allowed to attempt to do so.
翻译过来:
monitorexit释放锁。
monitorexit插入在方法结束处和异常处,JVM保证每个monitorenter必须有对应的monitorexit【Exception table 异常表,from 6 to 16 target 19 —— 表示同步代码块6-19中的代码出现异常,就会执行19行,最终也会释放锁】
面试题 synchronized出现异常会释放锁吗? ——会释放锁
https://docs.oracle.com/javase/specs/jvms/se8/html/jvms-2.html#jvms-2.11.10
可以看到同步方法在反汇编后,内部并无monitorenter、monitorexit,但会增加 ACC_SYNCHRONIZED 修饰,会隐式调用monitorenter和monitorexit。在执行同步方法前会调用monitorenter,在执行完同步方法后会调用monitorexit。
通过javap反汇编我们看到synchronized使用了monitorentor和monitorexit两个指令。每个锁对象都会关联一个monitor(监视器,它才是真正的锁对象),它内部有两个重要的成员变量owner会保存获得锁的线程,recursions会保存线程获得锁的次数,当执行到monitorexit时,recursions会-1,当计数器减到0时 这个线程就会释放锁。
lock.tryLock()
方法返回boolean),而synchronized不能。 public ReentrantLock() {
sync = new NonfairSync();
}
public ReentrantLock(boolean fair) {
sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync();
}
通过JVM源码分析synchronized的原理。JVM源代码是C++写的
http://openjdk.java.net/ --> Mercurial --> jdk8 --> hotspot --> zip
hotspot为jdk自带的虚拟机。
重点关注 源码里面src-->share-->vm-->oops、runtime两个目录,oops面向对象 类的结构、描述,runtime线程、monitor锁等。src\share\vm\oops、runtime
由于JVM源码是C++写的,可以使用对应编辑器来查看。譬如 IDE(Clion),下载方式 https://www.jetbrains.com/ --> Developer Tools --> CLion。
可以看出无论是synchronized代码块还是synchronized方法,其线程安全的语义实现最终依赖一个叫monitor的东西,那么这个神秘的东西是什么呢?下面让我们来详细介绍一下。
在HotSpot虚拟机中,monitor是由ObjectMonitor实现的。其源码是用c++来实现的,位于HotSpot虚拟机源码ObjectMonitor.hpp文件中(src/share/vm/runtime/objectMonitor.hpp)。ObjectMonitor主要数据结构如下:
ObjectMonitor() {
_header = NULL;
_count = 0;
_waiters = 0,
_recursions = 0; // 线程的重入次数
_object = NULL; // 存储该monitor的对象
_owner = NULL; // 标识拥有该monitor的线程
_WaitSet = NULL; // 处于wait状态的线程,会被加入到_WaitSet
_WaitSetLock = 0 ;
_Responsible = NULL;
_succ = NULL;
_cxq = NULL; // 多线程竞争锁时的单向列表
FreeNext = NULL;
_EntryList = NULL; // 处于等待锁block状态的线程,会被加入到该列表
_SpinFreq = 0;
_SpinClock = 0;
OwnerIsThread = 0;
_previous_owner_tid = 0;
}
每一个Java对象都可以与一个监视器monitor关联,我们可以把它理解成为一把锁,当一个线程想要执行一段被synchronized圈起来的同步方法或者代码块时,该线程得先获取到synchronized修饰的对象对应的monitor。
我们的Java代码里不会显示地去创造这么一个monitor对象,我们也无需创建,事实上可以这么理解:monitor并不是随着对象创建而创建的。我们是通过synchronized修饰符告诉JVM需要为我们的某个对象创建关联的monitor对象。每个线程都存在两个ObjectMonitor对象列表,分别为free和used列表。同时JVM中也维护着global locklist。当线程需要ObjectMonitor对象时,首先从线程自身的free表中申请,若存在则使用,若不存在则从global list中申请。
ObjectMonitor的数据结构中包含:_owner、_WaitSet和_EntryList,它们之间的关系转换可以用下图表示:
关于对象头详细的讲解,可见下文6.3
1.执行monitorenter时,会调用InterpreterRuntime.cpp(位于:src/share/vm/interpreter/interpreterRuntime.cpp) 的 InterpreterRuntime::monitorenter函数。具体代码可参见HotSpot源码
IRT_ENTRY_NO_ASYNC(void, InterpreterRuntime::monitorenter(JavaThread* thread, BasicObjectLock* elem))
#ifdef ASSERT
thread->last_frame().interpreter_frame_verify_monitor(elem);
#endif
if (PrintBiasedLockingStatistics) {
Atomic::inc(BiasedLocking::slow_path_entry_count_addr());
}
Handle h_obj(thread, elem->obj());
assert(Universe::heap()->is_in_reserved_or_null(h_obj()),
"must be NULL or an object");
if (UseBiasedLocking) {
// Retry fast entry if bias is revoked to avoid unnecessary inflation
ObjectSynchronizer::fast_enter(h_obj, elem->lock(), true, CHECK);
} else {
ObjectSynchronizer::slow_enter(h_obj, elem->lock(), CHECK);
}
assert(Universe::heap()->is_in_reserved_or_null(elem->obj()),
"must be NULL or an object");
#ifdef ASSERT
thread->last_frame().interpreter_frame_verify_monitor(elem);
#endif
IRT_END
重点关注if (UseBiasedLocking) {}
以下这段,UseBiasedLocking是JVM可设置的一个请求参数,是否用偏向锁。
if (UseBiasedLocking) {
// Retry fast entry if bias is revoked to avoid unnecessary inflation
//如果设置了UseBiasedLocking 用偏向锁
ObjectSynchronizer::fast_enter(h_obj, elem->lock(), true, CHECK);
} else {
//未设置偏向锁,就走slow_enter monitor重量级锁
ObjectSynchronizer::slow_enter(h_obj, elem->lock(), CHECK);
}
2.对于重量级锁,monitorenter函数中会调用 ObjectSynchronizer::slow_enter
3.最终调用 ObjectMonitor::enter(位于:src/share/vm/runtime/objectMonitor.cpp),即对象监视器锁的enter方法,源码如下(此处省略一些代码,只保留核心代码)。其中Atomic::cmpxchg_ptr
是Linux内核系统的一个函数,最终会依赖CPU去实现CAS原子赋值操作
void ATTR ObjectMonitor::enter(TRAPS) {
// The following code is ordered to check the most common cases first
// and to reduce RTS->RTO cache line upgrades on SPARC and IA32 processors.
Thread * const Self = THREAD ;
void * cur ;
// 通过CAS操作尝试把monitor的_owner字段设置为当前线程。
cur = Atomic::cmpxchg_ptr (Self, &_owner, NULL) ;
if (cur == NULL) {
// Either ASSERT _recursions == 0 or explicitly set _recursions = 0.
assert (_recursions == 0 , "invariant") ;
assert (_owner == Self, "invariant") ;
// CONSIDER: set or assert OwnerIsThread == 1
return ;
}
// 线程重入,recursions++
if (cur == Self) {
// TODO-FIXME: check for integer overflow! BUGID 6557169.
_recursions ++ ;
return ;
}
// 如果当前线程是第一次进入该monitor,设置_recursions为1,_owner为当前线程
if (Self->is_lock_owned ((address)cur)) {
assert (_recursions == 0, "internal state error");
_recursions = 1 ;
// Commute owner from a thread-specific on-stack BasicLockObject address to
// a full-fledged "Thread *".
_owner = Self ;
OwnerIsThread = 1 ;
return ;
}
//省略一些代码
for (;;) {
jt->set_suspend_equivalent();
// cleared by handle_special_suspend_equivalent_condition()
// or java_suspend_self()
// 如果获取锁失败,则等待锁的释放
EnterI (THREAD) ;
if (!ExitSuspendEquivalent(jt)) break ;
//
// We have acquired the contended monitor, but while we were
// waiting another thread suspended us. We don't want to enter
// the monitor while suspended because that would surprise the
// thread that suspended us.
//
_recursions = 0 ;
_succ = NULL ;
exit (false, Self) ;
jt->java_suspend_self();
}
Self->set_current_pending_monitor(NULL);
}
}
此处省略锁的自旋优化等操作,统一放在后面synchronzied优化中说。
以上代码的具体流程概括如下:
1)通过CAS尝试把monitor的owner字段设置为当前线程。
2)如果设置之前的owner指向当前线程,说明当前线程再次进入monitor,即重入锁,执行recursions ++ ,记录重入的次数。
3)如果当前线程是第一次进入该monitor,设置recursions为1,_owner为当前线程,该线程成功获得锁并返回。
4)如果获取锁失败,则等待锁的释放。
竞争失败等待调用的是ObjectMonitor对象的EnterI方法(位于:src/share/vm/runtime/objectMonitor.cpp),源码如下所示:
void ATTR ObjectMonitor::EnterI (TRAPS) {
Thread * Self = THREAD ;
assert (Self->is_Java_thread(), "invariant") ;
assert (((JavaThread *) Self)->thread_state() == _thread_blocked , "invariant") ;
// Try the lock - TATAS
if (TryLock (Self) > 0) {
assert (_succ != Self , "invariant") ;
assert (_owner == Self , "invariant") ;
assert (_Responsible != Self , "invariant") ;
return ;
}
//自旋
if (TrySpin (Self) > 0) {
assert (_owner == Self , "invariant") ;
assert (_succ != Self , "invariant") ;
assert (_Responsible != Self , "invariant") ;
return ;
}
//省略部分代码
//当前线程被封装成ObjectWaiter对象node,状态设置成ObjectWaiter::TS_CXQ
ObjectWaiter node(Self) ;
Self->_ParkEvent->reset() ;
node._prev = (ObjectWaiter *) 0xBAD ;
node.TState = ObjectWaiter::TS_CXQ ;
// 通过CAS把node节点push到_cxq列表中
ObjectWaiter * nxt ;
for (;;) {
node._next = nxt = _cxq ;
if (Atomic::cmpxchg_ptr (&node, &_cxq, nxt) == nxt) break ; //内核函数
// Interference - the CAS failed because _cxq changed. Just retry.
// As an optional optimization we retry the lock.
if (TryLock (Self) > 0) {
assert (_succ != Self , "invariant") ;
assert (_owner == Self , "invariant") ;
assert (_Responsible != Self , "invariant") ;
return ;
}
}
//省略部分代码
for (;;) {
// 线程在被挂起前做一下挣扎,看能不能获取到锁
if (TryLock (Self) > 0) break ;
assert (_owner != Self, "invariant") ;
if ((SyncFlags & 2) && _Responsible == NULL) {
Atomic::cmpxchg_ptr (Self, &_Responsible, NULL) ;
}
// park self
if (_Responsible == Self || (SyncFlags & 1)) {
TEVENT (Inflated enter - park TIMED) ;
Self->_ParkEvent->park ((jlong) RecheckInterval) ;
// Increase the RecheckInterval, but clamp the value.
RecheckInterval *= 8 ;
if (RecheckInterval > 1000) RecheckInterval = 1000 ;
} else {
TEVENT (Inflated enter - park UNTIMED) ;
// 通过park将当前线程挂起,等待被唤醒
Self->_ParkEvent->park() ;
}
if (TryLock(Self) > 0) break ;
//省略部分代码
}
//省略部分代码
}
当该线程被唤醒时,会从挂起的点继续执行,通过 ObjectMonitor::TryLock 尝试获取锁,TryLock方法实现如下:
int ObjectMonitor::TryLock (Thread * Self) {
for (;;) {
void * own = _owner ;
if (own != NULL) return 0 ;
//CAS做判断
if (Atomic::cmpxchg_ptr (Self, &_owner, NULL) == NULL) {
// Either guarantee _recursions == 0 or set _recursions = 0.
assert (_recursions == 0, "invariant") ;
assert (_owner == Self, "invariant") ;
// CONSIDER: set or assert that OwnerIsThread == 1
return 1 ;
}
// The lock had been free momentarily, but we lost the race to the lock.
// Interference -- the CAS failed.
// We can either return -1 or retry.
// Retry doesn't make as much sense because the lock was just acquired.
if (true) return -1 ;
}
}
以上代码的具体流程概括如下:
1)当前线程被封装成ObjectWaiter对象node,状态设置成ObjectWaiter::TS_CXQ
2)在for循环中,通过CAS把node节点push到_cxq列表中,同一时刻可能有多个线程把自己的node节点push到_cxq列表中。
3)node节点push到_cxq列表之后,通过自旋尝试获取锁,如果还是没有获取到锁,则通过park将当前线程挂起,等待被唤醒。
4)当该线程被唤醒时,会从挂起的点继续执行,通过 ObjectMonitor::TryLock
尝试获取锁。
什么时候monitor会释放,monitor释放过程
当某个持有锁的线程执行完同步代码块时,会进行锁的释放,给其它线程机会执行同步代码,在HotSpot中,通过退出monitor的方式实现锁的释放,并通知被阻塞的线程,具体实现位于ObjectMonitor的exit方法中。(位于:src/share/vm/runtime/objectMonitor.cpp),源码如下所示:
void ATTR ObjectMonitor::exit(bool not_suspended, TRAPS) {
Thread * Self = THREAD ;
// 省略部分代码
if (_recursions != 0) {
_recursions--; // this is simple recursive enter
TEVENT (Inflated exit - recursive) ;
return ;
}
for (;;) {
//省略部分代码
ObjectWaiter * w = NULL ;
int QMode = Knob_QMode ;
// qmode = 2:直接绕过EntryList队列,从cxq队列中获取线程用于竞争锁
if (QMode == 2 && _cxq != NULL) {
w = _cxq ;
assert (w != NULL, "invariant") ;
assert (w->TState == ObjectWaiter::TS_CXQ, "Invariant") ;
ExitEpilog (Self, w) ;
return ;
}
// qmode =3:cxq队列插入EntryList尾部;
if (QMode == 3 && _cxq != NULL) {
w = _cxq ;
for (;;) {
assert (w != NULL, "Invariant") ;
ObjectWaiter * u = (ObjectWaiter *) Atomic::cmpxchg_ptr (NULL, &_cxq, w) ;
if (u == w) break ;
w = u ;
}
assert (w != NULL , "invariant") ;
ObjectWaiter * q = NULL ;
ObjectWaiter * p ;
for (p = w ; p != NULL ; p = p->_next) {
guarantee (p->TState == ObjectWaiter::TS_CXQ, "Invariant") ;
p->TState = ObjectWaiter::TS_ENTER ;
p->_prev = q ;
q = p ;
}
ObjectWaiter * Tail ;
for (Tail = _EntryList ; Tail != NULL && Tail->_next != NULL ; Tail = Tail->_next) ;
if (Tail == NULL) {
_EntryList = w ;
} else {
Tail->_next = w ;
w->_prev = Tail ;
}
}
// qmode =4:cxq队列插入到_EntryList头部
if (QMode == 4 && _cxq != NULL) {
w = _cxq ;
for (;;) {
assert (w != NULL, "Invariant") ;
ObjectWaiter * u = (ObjectWaiter *) Atomic::cmpxchg_ptr (NULL, &_cxq, w) ;
if (u == w) break ;
w = u ;
}
assert (w != NULL , "invariant") ;
ObjectWaiter * q = NULL ;
ObjectWaiter * p ;
for (p = w ; p != NULL ; p = p->_next) {
guarantee (p->TState == ObjectWaiter::TS_CXQ, "Invariant") ;
p->TState = ObjectWaiter::TS_ENTER ;
p->_prev = q ;
q = p ;
}
// Prepend the RATs to the EntryList
if (_EntryList != NULL) {
q->_next = _EntryList ;
_EntryList->_prev = q ;
}
_EntryList = w ;
}
w = _EntryList ;
if (w != NULL) {
assert (w->TState == ObjectWaiter::TS_ENTER, "invariant") ;
ExitEpilog (Self, w) ;
return ;
}
w = _cxq ;
if (w == NULL) continue ;
for (;;) {
assert (w != NULL, "Invariant") ;
ObjectWaiter * u = (ObjectWaiter *) Atomic::cmpxchg_ptr (NULL, &_cxq, w) ;
if (u == w) break ;
w = u ;
}
TEVENT (Inflated exit - drain cxq into EntryList) ;
assert (w != NULL , "invariant") ;
assert (_EntryList == NULL , "invariant") ;
if (QMode == 1) {
// QMode == 1 : drain cxq to EntryList, reversing order
// We also reverse the order of the list.
ObjectWaiter * s = NULL ;
ObjectWaiter * t = w ;
ObjectWaiter * u = NULL ;
while (t != NULL) {
guarantee (t->TState == ObjectWaiter::TS_CXQ, "invariant") ;
t->TState = ObjectWaiter::TS_ENTER ;
u = t->_next ;
t->_prev = u ;
t->_next = s ;
s = t;
t = u ;
}
_EntryList = s ;
assert (s != NULL, "invariant") ;
} else {
// QMode == 0 or QMode == 2
_EntryList = w ;
ObjectWaiter * q = NULL ;
ObjectWaiter * p ;
for (p = w ; p != NULL ; p = p->_next) {
guarantee (p->TState == ObjectWaiter::TS_CXQ, "Invariant") ;
p->TState = ObjectWaiter::TS_ENTER ;
p->_prev = q ;
q = p ;
}
}
if (_succ != NULL) continue;
w = _EntryList ;
if (w != NULL) {
guarantee (w->TState == ObjectWaiter::TS_ENTER, "invariant") ;
ExitEpilog (Self, w) ;
return ;
}
}
}
1)退出同步代码块时会让_recursions减1,当_recursions的值减为0时,说明线程释放了锁。
2)根据不同的策略(由QMode指定),从cxq或EntryList中获取头节点,通过 ObjectMonitor::ExitEpilog 方法唤醒该节点封装的线程,唤醒操作最终由unpark完成,实现如下:
void ObjectMonitor::ExitEpilog (Thread * Self, ObjectWaiter * Wakee) {
assert (_owner == Self, "invariant") ;
_succ = Knob_SuccEnabled ? Wakee->_thread : NULL ;
ParkEvent * Trigger = Wakee->_event ;
Wakee = NULL ;
// Drop the lock
OrderAccess::release_store_ptr (&_owner, NULL) ;
OrderAccess::fence() ; // ST _owner vs LD in unpark()
if (SafepointSynchronize::do_call_back()) {
TEVENT (unpark before SAFEPOINT) ;
}
DTRACE_MONITOR_PROBE(contended__exit, this, object(), Self);
Trigger->unpark() ; // 唤醒之前被pack()挂起的线程.
// Maintain stats and report events to JVMTI
if (ObjectMonitor::_sync_Parks != NULL) {
ObjectMonitor::_sync_Parks->inc() ;
}
}
被唤醒的线程,会回到 void ATTR ObjectMonitor::EnterI (TRAPS) 的第600行,继续执行monitor的竞争。
// park self
if (_Responsible == Self || (SyncFlags & 1)) {
TEVENT (Inflated enter - park TIMED) ;
Self->_ParkEvent->park ((jlong) RecheckInterval) ;
// Increase the RecheckInterval, but clamp the value.
RecheckInterval *= 8 ;
if (RecheckInterval > 1000) RecheckInterval = 1000 ;
} else {
TEVENT (Inflated enter - park UNTIMED) ;
Self->_ParkEvent->park() ;
}
if (TryLock(Self) > 0) break ;
可以看到ObjectMonitor的函数调用中会涉及到Atomic::cmpxchg_ptr,Atomic::inc_ptr等内核函数,执行同步代码块,没有竞争到锁的对象会park()被挂起,竞争到锁的线程会unpark()唤醒,park()、unpark()也属于内核函数。这个时候就会存在操作系统用户态和内核态的转换,这种切换会消耗大量的系统资源。所以synchronized是Java语言中是一个重量级(Heavyweight)的操作。
用户态和和内核态是什么东西呢?要想了解用户态和内核态还需要先了解一下Linux系统的体系架构:
从上图可以看出,Linux操作系统的体系架构分为:用户空间(应用程序的活动空间)和内核。
所有进程初始都运行于用户空间,此时即为用户运行状态(简称:用户态);但是当它调用系统调用执行某些操作时,例如 I/O调用,此时需要陷入内核中运行,我们就称进程处于内核运行态(或简称为内核态)。 系统调用的过程可以简单理解为:
由此可见用户态切换至内核态需要传递许多变量,同时内核还需要保护好用户态在切换时的一些寄存器值、变量等,以备内核态切换回用户态。这种切换就带来了大量的系统资源消耗,这就是在synchronized未优化之前,效率低的原因。
JDK6对synchronized做了大量的优化操作,这些操作很多都会涉及到CAS操作,因此我们先介绍CAS。
学习CAS的作用及原理
CAS的全成是: Compare And Swap(比较相同再交换,确切来说 比较相同再交换)。是现代CPU广泛支持的一种对内存中的共享数据进行操作的一种特殊指令。是一种轻量级的同步机制,它可以在不使用锁(如synchronized、Lock)的情况下,对共享数据进行线程安全的操作。
CAS的作用:CAS可以将比较和交换转换为原子操作,这个原子操作直接由CPU保证。CAS可以保证共享变量赋值时的原子操作。CAS操作依赖3个值:当前内存值V,旧的预估值X,要修改的新值B,如果旧的预估值X等于当前内存值V,就将新的值B保存到内存中。
在Java中,JDK提供了一个类AtomicInteger
,该类底层用的就是CAS
public class Demo01 {
private static AtomicInteger atomicInteger = new AtomicInteger();
public static void main(String[] args) throws InterruptedException {
Runnable increment = () -> {
for (int i = 0; i < 1000; i++) {
atomicInteger.incrementAndGet();
}
};
List<Thread> list = new ArrayList<>();
for (int i = 0; i < 5; i++) {
Thread t = new Thread(increment);
t.start();
list.add(t);
}
for (Thread thread : list) {
//让主线程等待自己创建的线程执行完毕
thread.join();
}
System.out.println("atomicInteger=" + atomicInteger.get()); //5000
}
}
程序无论运行多少次,结果都是5000,表明AtomicInteger的incrementAndGet()
可保证变量赋值的原子性。
查看AtomicInteger源码,发现AtomicInteger内部会包含一个Unsafe类,Unsafe类提供了原子操作,即Unsafe类提供了CAS。
public class AtomicInteger extends Number implements java.io.Serializable {
private static final long serialVersionUID = 6214790243416807050L;
// setup to use Unsafe.compareAndSwapInt for updates
private static final Unsafe unsafe = Unsafe.getUnsafe();
private static final long valueOffset;
static {
try {
valueOffset = unsafe.objectFieldOffset
(AtomicInteger.class.getDeclaredField("value"));
} catch (Exception ex) { throw new Error(ex); }
}
private volatile int value;
//省略部分代码
}
AtomicInteger通过value保存一个数字,而value被volatile修饰 能保证多线程操作时变量的可见性;还有一个成员变量valueOffset,用来找到value的内存地址。
根据AtomicInteger对象的内存地址,加上valueOffset偏移量,即可找到value的内存地址,也能找到里面存储的值,同时能修改其值
Java不能直接操作内存地址,没有指针。Unsafe类使Java拥有了像C语言的指针一样操作内存空间的能力,同时也带来了指针的问题。过度的使用Unsafe类会使得出错的几率变大,因此Java官方并不建议使用,官方文档也几乎没有,jdk里面也找不到这个类。Unsafe对象不能直接调用,只能通过反射获得。
我们来分析下atomicInteger.incrementAndGet()
具体是怎么执行的。
查看源码,发现AtomicInteger的incrementAndGet()
方法调用了Unsafe类的getAndAddInt()方法
public class AtomicInteger extends Number implements java.io.Serializable {
private static final Unsafe unsafe = Unsafe.getUnsafe();
private static final long valueOffset;
private volatile int value;
//省略部分代码
public final int incrementAndGet() {
return unsafe.getAndAddInt(this, valueOffset, 1) + 1;
}
}
CAS原理:依赖三个值,一个当前内存值V、旧的预期值A、即将更新的值B,当且仅当旧的预期值A和内存值V相同时,将内存值修改为B并返回true,否则什么都不做,并返回false。如果CAS操作失败,通过自旋的方式等待并再次尝试,直到成功
CAS这种机制我们也可以将其称之为乐观锁。综合性能较好!
CAS获取共享变量时,为了保证该变量的可见性,需要使用volatile修饰。结合CAS和volatile可以 实现无锁并发,适用于竞争不激烈、多核 CPU的场景下。 1)因为没有使用 synchronized,所以线程不会陷入阻塞,这是效率提升的因素之一。 2)但如果竞争激烈,可以想到重试必然频繁发生,反而效率会受影响。
CAS的作用? Compare And Swap,CAS可以将比较和交换转换为原子操作,这个原子操作直接由处理器保证。
CAS的原理?CAS依赖3个值:当前内存值V,旧的预期值A,要修改的新值B。如果当前内存值V和旧的预期值A相等,将内存值修改为B并返回true,否则什么都不做,并返回false。如果CAS操作失败,通过自旋的方式等待并再次尝试,直到成功
在JDK 1.5 之前,synchronized只包含monitor这种重量级锁,效率低。
高效并发是从JDK 5到JDK 6的一个重要改进,HotSpot虛拟机开发团队在这个版本上花费了大量的精力去实现各种锁优化技术,包括偏向锁( Biased Locking )、轻量级锁( Lightweight Locking )和如适应性自旋(Adaptive Spinning)、锁消除( Lock Elimination)、锁粗化( Lock Coarsening )等,这些技术都是为了在线程之间更高效地共享数据,以及解决竞争问题,从而提高程序的执行效率。
无锁--》偏向锁--》轻量级锁–》重量级锁
synchronized锁升级过程中有很多状态,这个锁状态存放在哪儿呢?存在Java对象布局中。
术语参考: http://openjdk.java.net/groups/hotspot/docs/HotSpotGlossary.html 在JVM中,对象在内存中的布局分为三块区域:对象头、实例数据和对齐填充。如下图所示:
当一个线程尝试访问synchronized修饰的代码块时,它首先要获得锁,那么这个锁到底存在哪里呢?是存在锁对象的对象头中的。
HotSpot采用instanceOopDesc和arrayOopDesc来描述对象头,arrayOopDesc对象用来描述数组类型。instanceOopDesc的定义的在Hotspot源码的instanceOop.hpp
文件中,另外,arrayOopDesc的定义对应arrayOop.hpp
。
class instanceOopDesc : public oopDesc {
public:
// aligned header size.
static int header_size() { return sizeof(instanceOopDesc)/HeapWordSize; }
// If compressed, the offset of the fields of the instance may not be aligned.
static int base_offset_in_bytes() {
// offset computation code breaks if UseCompressedClassPointers
// only is true
return (UseCompressedOops && UseCompressedClassPointers) ?
klass_gap_offset_in_bytes() :
sizeof(instanceOopDesc);
}
static bool contains_field_offset(int offset, int nonstatic_field_size) {
int base_in_bytes = base_offset_in_bytes();
return (offset >= base_in_bytes &&
(offset-base_in_bytes) < nonstatic_field_size * heapOopSize);
}
};
从instanceOopDesc代码中可以看到 instanceOopDesc虽然没有什么重要方法,但它继承自oopDesc,oopDesc的定义载Hotspot源码中的oop.hpp
文件中。
class oopDesc {
friend class VMStructs;
private:
volatile markOop _mark;
union _metadata {
Klass* _klass;
narrowKlass _compressed_klass;
} _metadata; //联合体,_klass、_compressed_klass 二选一
// Fast access to barrier set. Must be initialized.
static BarrierSet* _bs;
//省略其他代码
}
在普通实例对象中,oopDesc的定义包含两个成员,分别是 _mark
和_metadata
_mark
表示对象标记、属于markOop类型,也就是接下来要讲解的Mark World,它记录了对象和锁有关的信息
_metadata
表示类元信息,类元信息存储的是对象指向它的类元数据(Klass)的首地址,其中Klass表示普通指针、 _compressed_klass 表示压缩类指针。_klass、_compressed_klass 二选一
对象头由两部分组成,一部分用于存储自身的运行时数据,称之为 Mark Word,另外一部分是类型指针,及对象指向它的类元数据的指针。
Mark Word用于存储对象自身的运行时数据,如哈希码(HashCode)、GC分代年龄、锁状态标志、线程持有的锁、偏向线程ID、偏向时间戳等等,占用内存大小与虚拟机位长一致。Mark Word对应的类型是markOop
。源码位于markOop.hpp
中。
在64位虚拟机下,Mark Word是64bit大小的,其存储结构如下:
在32位虚拟机下,Mark Word是32bit大小的,其存储结构如下:
现在绝大多数用的64位虚拟机,因此我们重点关注64位Mark Word。
Java中的对象肯定是由类产生的,Klass pointer 表示该对象由哪个类产生的,保存类元信息。
这一部分用于存储对象的类型指针,该指针指向它的类元数据,JVM通过这个指针确定对象是哪个类的实例。该指针的位长度为JVM的一个字大小,即32位的JVM为32位,64位的JVM为64位。
如果应用的对象过多,使用64位的指针将浪费大量内存,统计而言,64位的JVM将会比32位的JVM多耗费50%的内存。为了节约内存可以使用选项 -XX:+UseCompressedOops
开启指针压缩,其中,oop即ordinary object pointer普通对象指针。开启该选项后,下列指针将压缩至32位:
当然,也不是所有的指针都会压缩,一些特殊类型的指针JVM不会优化,比如指向PermGen的Class对象指针(JDK8中指向元空间的Class对象指针)、本地变量、堆栈元素、入参、返回值和NULL指针等。
对象头 = Mark Word + 类型指针(未开启指针压缩的情况下)
在32位系统中,Mark Word = 4 bytes,类型指针 = 4bytes,对象头 = 8 bytes = 64 bits;
在64位系统中,Mark Word = 8 bytes,类型指针 = 8bytes,对象头 = (Mark Word + 类型指针) = 16 bytes = 128bits;
就是类中定义的成员变量。
对齐填充并不是必然存在的,也没有什么特别的意义,他仅仅起着占位符的作用,由于HotSpot VM的自动内存管理系统要求对象起始地址必须是8字节的整数倍,换句话说,就是对象的大小必须是8字节的 整数倍。而对象头正好是8字节的倍数,因此,当对象实例数据部分没有对齐时,就需要通过对齐填充来补全。
使用Java代码查看Java对象布局。
1.在pom.xml文件中引入如下依赖
<dependency>
<groupId>org.openjdk.jol</groupId>
<artifactId>jol-core</artifactId>
<version>0.9</version>
</dependency>
2.编写代码
定义类LockObj,里面有成员变量int x。
public class LockObj {
private int x;
}
定义类Demo01,引用类LockObj,并打印obj对象
public class Demo01 {
public static void main(String[] args) {
LockObj obj = new LockObj();
System.out.println(ClassLayout.parseInstance(obj).toPrintable());
}
}
size的单位为字节。64位系统对象头不是16个字节吗,为什么 object header是12个字节呢?因为JVM默认开启了指针压缩,对象头的前8个字节为Mark Word,后4个字节为类型指针(开启了指针压缩)。我们使用-XX:-UseCompressedOops
关闭指针压缩。
IDEA Run --> Edit configurations,在VM options处输入 -XX:-UseCompressedOops
如果没有VM options选项,可以点击Modify options添加VM options。
重新运行,发现没有指针压缩的情况下 对象头有16个字节(前8个字节为Mark Word, 后8个字节为类型指针),LockObj.x 4个字节,共20字节
20不是8的整数倍,故加了4字节的填充数据
-XX:+UseCompressedOops
开启指针压缩
-XX:-UseCompressedOops
关闭指针压缩
注意:Mark Word里面的hashCode值并非一开始就有,我们得先用hashCode 它才会保存hashCode值,即用对象调用hashCode obj.hashCode()
。注意大端、小端的区别
public class Demo01 {
public static void main(String[] args) {
LockObj obj = new LockObj();
obj.hashCode();
System.out.println(obj.hashCode()); //十进制
System.out.println(Integer.toHexString(obj.hashCode())); //转为16进制
System.out.println(ClassLayout.parseInstance(obj).toPrintable());
}
}
Java对象由3部分组成:对象头,实例数据,对齐数据
对象头分成两部分:Mark World + Klass pointer
偏向锁是JDK 6中的重要引进,因为HotSpot作者经过研究实践发现,在大多数情况下,锁不仅不存在多线程竞争,而且总是由同一线程多次获得,为了让线程获得锁的代价更低,引进了偏向锁。
偏向锁的“偏”,就是偏心的“偏”、偏袒的“偏”,它的意思是这个锁会偏向于第一个获得它的线程,会在对象头存储锁偏向的线程ID,以后该线程进入和退出同步块时只需要检查是否为偏向锁、锁标志位以及ThreadID即可。
不过一旦出现多个线程竞争时必须撤销偏向锁,所以撤销偏向锁消耗的性能必须小于之前节省下来的CAS原子操作的性能消耗,不然就得不偿失了。
当线程第一次访问同步块并获取锁时,偏向锁处理流程如下:
1)虚拟机将会把对象头中的标志位设为“01”,即偏向模式;把偏向锁设置为1。 2)同时使用CAS操作把获取到这个锁的线程的ID记录在对象的Mark Word之中 ,如果CAS操作成功,持有偏向锁的线程以后每次进入这个锁相关的同步块时,虚拟机都可以不再进行任何同步操作,偏向锁的效率高。 (持有偏向锁的线程退出同步代码块时 不需要做任何操作;重新进入同步代码块,只需判定 对象头中的线程ID与要获取锁的线程ID是否一致,一样就直接进入同步代码块执行)
持有偏向锁的线程以后每次进入这个锁相关的同步块时,虚拟机都可以不再进行任何同步操作,偏向锁的效率高。
偏向锁在Java 6之后是默认启用的,但在应用程序启动几秒钟之后才激活,可以使用 - XX:BiasedLockingStartupDelay=0 参数关闭延迟,如果确定应用程序中所有锁通常情况下处于竞争 状态,可以通过 XX:-UseBiasedLocking=false 参数关闭偏向锁。
import org.openjdk.jol.info.ClassLayout;
public class Demo01 {
public static void main(String[] args) {
MyThread mt = new MyThread();
mt.start();
}
}
class MyThread extends Thread {
static Object obj = new Object();
@Override
public void run() {
for (int i = 0; i < 5; i++) {
synchronized (obj) {
//...
System.out.println(ClassLayout.parseInstance(obj).toPrintable());
}
}
}
}
最后3位是000,不是偏向锁。why?
偏向锁在Java 6之后是默认启用的,但在应用程序启动几秒钟之后才激活,可以使用 -XX:BiasedLockingStartupDelay=0
参数关闭延迟,如果确定应用程序中所有锁通常情况下处于竞争状态,可以通过 XX:-UseBiasedLocking=false 参数关闭偏向锁。
添加-XX:BiasedLockingStartupDelay=0
参数,重新运行,发现最后3位都是101,表明是偏向锁。而且里面会存偏向锁对应线程的ThreadID,即哪个线程进入同步代码块 哪个线程就会得到偏向锁
什么时候撤销偏向锁:一旦有两个线程竞争锁,就会撤销偏向锁
public class Demo01 {
public static void main(String[] args) {
MyThread mt = new MyThread();
mt.start();
//两个线程竞争锁,就会撤销偏向锁
MyThread mt2 = new MyThread();
mt2.start();
}
}
class MyThread extends Thread {
static Object obj = new Object();
@Override
public void run() {
for (int i = 0; i < 5; i++) {
synchronized (obj) {
//...
System.out.println(ClassLayout.parseInstance(obj).toPrintable());
}
}
}
}
偏向锁是在只有一个线程执行同步块时进一步提高性能,适用于一个线程反复获得同一锁的情况。偏向锁可以提高带有同步但无竞争的程序性能。
它同样是一个带有效益权衡性质的优化,也就是说,它并不一定总是对程序运行有利,如果程序中大多数的锁总是被多个不同的线程访问比如线程池,那偏向模式就是多余的。
在JDK5中偏向锁默认是关闭的,而到了JDK6中偏向锁已经默认开启。但在应用程序启动几秒钟之后才激活,可以使用 -XX:BiasedLockingStartupDelay=0 参数关闭延迟,如果确定应用程序中所有锁通常 情况下处于竞争状态,可以通过 XX:-UseBiasedLocking=false 参数关闭偏向锁。
偏向锁的原理是什么?
当锁对象第一次被线程获取的时候,虚拟机将会把对象头中的标志位设为“01”、偏向锁设为1,即偏向模式。同时使用CAS操作把获取到这个锁的线程的ID记录在对象的Mark Word之中 ,如果CAS操作成功,持有偏向锁的线程以后每次进入这个锁相关的同步块时,虚拟机都可以不再进行任何同步操作,偏向锁的效率高。
偏向锁的好处是什么?
偏向锁是在只有一个线程执行同步块时进一步提高性能,适用于一个线程反复获得同一锁的情况。偏向锁可以提高带有同步但无竞争的程序性能。
当偏向锁出现竞争,会撤销偏向锁,升级为 轻量级锁。
轻量级锁是JDK 6之中加入的新型锁机制,它名字中的“轻量级”是相对于使用monitor的传统锁而言的,因此传统的锁机制就称为“重量级”锁。首先需要强调一点的是,轻量级锁只是在特定情况下 开销非常小、并非任何情况下 开销都比较小,因此轻量级锁并不是用来代替重量级锁的。
引入轻量级锁的目的:在多线程交替执行同步块的情况下,尽量避免重量级锁引起的性能消耗,但是如果多个线程在同一时刻进入临界区,会导致轻量级锁膨胀升级重量级锁,所以轻量级锁的出现并非是要替代重量级锁。
当关闭偏向锁功能或者多个线程竞争偏向锁导致偏向锁升级为轻量级锁,则会尝试获取轻量级锁,其步骤如下: 获取锁
栈帧:一个进入栈中的方法,就是一个栈帧
轻量级锁的释放也是通过CAS操作来进行的,主要步骤如下:
对于轻量级锁,其性能提升的依据是“对于绝大部分的锁,在整个生命周期内都是不会存在竞争的”,如果打破这个依据则除了互斥的开销外,还有额外的CAS操作,因此在有多线程竞争的情况下,轻量级锁比重量级锁更慢。
在多线程交替执行同步块的情况下,可以避免重量级锁引起的性能消耗。
轻量级锁的原理是什么?
将对象的Mark Word复制到栈帧中的Lock Recod中。Mark Word更新为指向Lock Record的指针。
轻量级锁好处是什么?
在多线程交替执行同步块的情况下,可以避免重量级锁引起的性能消耗。
当轻量级锁发送竞争,会升级为重量级锁。重量级锁对性能的开销比较大,应尽量避免升级为重量级锁,因此在由轻量级锁升级为重量级锁时,JVM提供了自旋锁。
无锁--》偏向锁--》轻量级锁–》重量级锁
synchronized (Demo01.class) {
...
System.out.println("aaa");
}
前面我们讨论monitor实现锁的时候,知道monitor会阻塞和唤醒线程,线程的阻塞和唤醒需要CPU从用户态转为核心态,频繁的阻塞和唤醒对CPU来说是一件负担很重的工作,这些操作给系统的并发性能带来了很大的压力。同时,虚拟机的开发团队也注意到在许多应用上,共享数据的锁定状态只会持续很短的一段时间,为了这段时间阻塞和唤醒线程并不值得。如果物理机器有一个以上的处理器,能让两个或以上的线程同时并行执行,我们就可以让后面请求锁的那个线程“稍等一下”,但不放弃处理器的执行时间,看看持有锁的线程是否很快就会释放锁。为了让线程等待,我们只需让线程执行一个忙循环(自旋) , 这项技术就是所谓的自旋锁。类似于火车上洗手间,当里面有人时 第二个人可以在外面自旋等一会儿、不必走回去再过来
自旋锁在JDK 1.4.2中就已经引入 ,只不过默认是关闭的,可以使用-XX:+UseSpinning参数来开启,在JDK 6中就已经改为默认开启了。自旋等待不能代替阻塞,且先不说对处理器数量的要求,自旋等待本身虽然避免了线程切换的开销,但它是要占用处理器时间的,因此,如果锁被占用的时间很短,自旋等待的效果就会非常好,反之,如果锁被占用的时间很长。那么自旋的线程只会白白消耗处理器资源,而不会做任何有用的工作,反而会带来性能上的浪费。因此,自旋等待的时间必须要有一定的限度,如果自旋超过了限定的次数仍然没有成功获得锁,就应当使用传统的方式去挂起线程了。自旋次数的默认值是10次,用户可以使用参数-XX : PreBlockSpin来更改。
在JDK 6中引入了自适应的自旋锁。自适应意味着自旋的时间不再固定了,而是由前一次在同一个锁上的自旋时间及锁的拥有者的状态来决定。如果在同一个锁对象上,自旋等待刚刚成功获得过锁,并且持有锁的线程正在运行中,那么虚拟机就会认为这次自旋也很有可能再次成功,进而它将允许自旋等待持续相对更长的时间,比如100次循环。另外,如果对于某个锁,自旋很少成功获得过,那在以后要获取这个锁时将可能省略掉自旋过程,以避免浪费处理器资源。有了自适应自旋,随着程序运行和性能监控信息的不断完善,虚拟机对程序锁的状况预测就会越来越准确,虛拟机就会变得越来越“聪明”了。
如何进行锁消除?
锁消除是指虚拟机即时编译器(JIT)在运行时,对一些代码上要求同步,但是被检测到不可能存在共享数据竞争的锁进行消除。锁消除的主要判定依据来源于逃逸分析的数据支持,如果判断在一段代码中,堆上的所有数据都不会逃逸出去从而被其他线程访问到,那就可以把它们当做栈上数据对待,认为它们是线程私有的,同步加锁自然就无须进行。变量是否逃逸,对于虚拟机来说需要使用数据流分析来确定,但是程序员自己应该是很清楚的,怎么会在明知道不存在数据争用的情况下要求同步呢?实际上有许多同步措施并不是程序员自己加入的,同步的代码在Java程序中的普遍程度也许超过了大部分读者的想象。下面这段非常简单的代码仅仅是输出3个字符串相加的结果,无论是源码字面上还是程序语义上 都没有同步。
public class Demo01 {
public static void main(String[] args) {
contactString("aa", "bb", "cc");
}
public static String contactString(String s1, String s2, String s3) {
return new StringBuffer().append(s1).append(s2).append(s3).toString();
}
}
StringBuffer的append() 是一个同步方法,锁就是this也就是(new StringBuffer())。虚拟机发现它的动态作用域被限制在concatString( )方法内部。也就是说, new StringBuffer()对象的引用永远不会“逃逸”到concatString ( )方法之外,其他线程无法访问到它【就算有多线程来执行 每个线程拿到的都是不同的StringBuffer、即不同的锁,根本不存在竞争】,因此,虽然这里有锁,但是可以被安全地消除掉,在即时编译之后,这段代码就会忽略掉所有的同步而直接执行了。
学习锁粗化的原理
原则上,我们在编写代码的时候,总是推荐将同步块的作用范围限制得尽量小,只在共享数据的实际作用域中才进行同步,这样是为了使得需要同步的操作数量尽可能变小,如果存在锁竞争,那等待锁的线程也能尽快拿到锁。大部分情况下,上面的原则都是正确的,但是如果一系列的连续操作都对同一个对象反复加锁和解锁,甚至加锁操作是出现在循环体中的,那即使没有线程竞争,频繁地进行互斥同步操作也会导致不必要的性能损耗。
public class Demo01 {
public static void main(String[] args) {
StringBuffer sb = new StringBuffer();
for (int i = 0; i < 100; i++) {
sb.append("aa");
}
System.out.println(sb.toString());
}
}
此时JVM会将append(String)里面的synchronized抹掉,放到for循环外面
小结 什么是锁粗化?
JVM会探测到一连串细小的操作都使用同一个对象加锁,将同步代码块的范围放大,放到这串操作的外面,这样只需要加一次锁即可。
同步代码块中尽量短,减少同步代码块中代码的执行时间,减少锁的竞争。
synchronized (Demo01.class) {
System.out.println("abcd");
}
将一个锁拆分为多个锁提高并发度。尽量不要用类名.class
作为锁,降低锁的粒度,提高并发性能
以 Hashtable、ConcurrentHashMap 为例
public class Hashtable<K,V>
extends Dictionary<K,V>
implements Map<K,V>, Cloneable, java.io.Serializable {
public synchronized V get(Object key) {
//...
}
public synchronized V put(K key, V value) {
//...
}
public synchronized V remove(Object key) {
//...
}
}
public class ConcurrentHashMap<K,V> extends AbstractMap<K,V>
implements ConcurrentMap<K,V>, Serializable {
public V get(Object key) { //get方法没有加锁
//...
}
public V put(K key, V value) {
return putVal(key, value, false);
}
final V putVal(K key, V value, boolean onlyIfAbsent) {
if (key == null || value == null) throw new NullPointerException();
int hash = spread(key.hashCode());
int binCount = 0;
for (Node<K,V>[] tab = table;;) {
Node<K,V> f; int n, i, fh;
if (tab == null || (n = tab.length) == 0)
tab = initTable();
else if ((f = tabAt(tab, i = (n - 1) & hash)) == null) {
if (casTabAt(tab, i, null,
new Node<K,V>(hash, key, value, null)))
break; // no lock when adding to empty bin
}
else if ((fh = f.hash) == MOVED)
tab = helpTransfer(tab, f);
else {
V oldVal = null;
synchronized (f) { //锁用的是桶里面第一个元素
//...
}
//...
}
}
//...
}
}
读取时不加锁,写入和删除时加锁
ConcurrentHashMap,CopyOnWriteArrayList和ConyOnWriteSet
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如有侵权,请联系 cloudcommunity@tencent.com 删除。
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