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java多线程(七)ITeye

2019年04月04日11时08分49秒 | 作者: 康震 | 标签: 线程,倾向,目标 | 浏览: 1483

现在在Java中存在两种锁机制:synchronized和Lock,Lock接口及其完结类是JDK5添加的内容。本文并不比较synchronized与Lock孰优孰劣,仅仅介绍二者的完结原理。

13、倾向锁和轻量级锁、锁粗化、锁消除、锁胀大
由于这几个概念接连十分严密所以放在一起会便利了解回忆。

在jdk1.6中对锁的完结引入了很多的优化,如锁粗化(Lock Coarsening)、锁消除(Lock Elimination)、轻量级锁(Lightweight Locking)、
倾向锁(Biased Locking)、适应性自旋(Adaptive Spinning)等技能来削减锁操作的开支。

锁粗化(Lock Coarsening):也便是削减不必要的紧连在一起的unlock,lock操作,将多个接连的锁扩展成一个规模更大的锁。

锁消除(Lock Elimination):经过运转时JIT编译器的逃逸剖析来消除一些没有在当时同步块以外被其他线程同享的数据的锁维护,
经过逃逸剖析也能够在线程本地Stack上进行目标空间的分配(一起还能够削减Heap上的废物搜集开支)。

轻量级锁(Lightweight Locking):这种锁完结的背面依据这样一种假定,即在实在的状况下咱们程序中的大部分同步代码一般都处于无锁竞赛状况
(即单线程履行环境),在无锁竞赛的状况下完全能够防止调用操作系统层面的重量级互斥锁,
取而代之的是在monitorenter和monitorexit中只需求依托一条CAS原子指令就能够完结锁的获取及开释。
当存在锁竞赛的状况下,履行CAS指令失利的线程将调用操作系统互斥锁进入到堵塞状况,当锁被开释的时分被唤醒(详细处理过程下面详细评论)。

倾向锁(Biased Locking):是为了在无锁竞赛的状况下防止在锁获取过程中履行不必要的CAS原子指令,
由于CAS原子指令尽管相关于重量级锁来说开支比较小但仍是存在十分可观的本地推迟(可参阅这篇文章)。

适应性自旋(Adaptive Spinning):当线程在获取轻量级锁的过程中履行CAS操作失利时,在进入与monitor相相关的操作系统重量级锁
(mutex semaphore)前会进入忙等候(Spinning)然后再次测验,当测验必定的次数后假如依然没有成功则调用与该monitor相关的semaphore(即互斥锁),
进入到堵塞状况。


注:(适应性)自旋锁,是在从轻量级锁向重量级锁胀大的过程中运用的,是在进入重量级锁之前进行的。

锁存在Java目标头里。假如目标是数组类型,则虚拟机用3个Word(字宽)存储目标头,假如目标对错数组类型,则用2字宽存储目标头。
在32位虚拟机中,一字宽等于四字节,即32bit。

锁状况包含:轻量级确认、重量级确认、GC符号、可倾向


简略的加锁机制:

机制:每个锁都相关一个恳求计数器和一个占有他的线程,当恳求计数器为0时,这个锁能够被以为是unhled的,
当一个线程恳求一个unheld的锁时,JVM记载锁的具有者,并把锁的恳求计数加1,假如同一个线程再次恳求这个锁时,恳求计数器就会添加,
当该线程退出syncronized块时,计数器减1,当计数器为0时,锁被开释(这就确保了锁是可重入的,不会发作死锁的状况)。
倾向锁流程:

倾向锁,简略的讲,便是在锁目标的目标头中有个ThreaddId字段,这个字段假如是空的,
榜首次获取锁的时分,就将本身的ThreadId写入到锁的ThreadId字段内,将锁头内的是否倾向锁的状况方位1.
这样下次获取锁的时分,直接查看ThreadId是否和本身线程Id共同,假如共同,则以为当时线程现已获取了锁,因而不需再次获取锁,
略过了轻量级锁和重量级锁的加锁阶段。进步了功率。

可是倾向锁也有一个问题,便是当锁有竞赛联系的时分,需求免除倾向锁,使锁进入竞赛的状况。

下面是明晰的流程:


上图中只讲了倾向锁的开释,其实还触及倾向锁的抢占,其实便是两个进程对锁的抢占,在synchrnized锁下表现为轻量锁方法进行抢占。

注:也便是说一旦倾向锁抵触,两边都会晋级为轻量级锁。(这一点与轻量级- 重量级锁不同,那时分失利一方直接晋级,成功一方在开释时分notify,加下文后边详细描述)

如下图。之后会进入到轻量级锁阶段,两个线程进入锁竞赛状况(注,我了解依然会恪守先来后到准则;注2,确实是的,下图中说到了mark word中的lock record指向仓库中最近的一个线程的lock record),一个详细比方能够参阅synchronized锁机制。(图后边有介绍)






每一个线程在预备获取同享资源时:
榜首步,查看MarkWord里边是不是放的自己的ThreadId ,假如是,表明当时线程是处于 “倾向锁”
第二步,假如MarkWord不是自己的ThreadId,锁晋级,这时分,用CAS来履行切换,新的线程依据MarkWord里边现有的ThreadId,告诉之前线程暂停,
之前线程将Markword的内容置为空。
第三步,两个线程都把目标的HashCode仿制到自己新建的用于存储锁的记载空间,接着开端经过CAS操作,
把同享目标的MarKword的内容修正为自己新建的记载空间的地址的方法竞赛MarkWord,
第四步,第三步中成功履行CAS的取得资源,失利的则进入自旋
第五步,自旋的线程在自旋过程中,成功取得资源(即之前获的资源的线程履行完结并开释了同享资源),则整个状况依然处于 轻量级锁的状况,假如自旋失利
第六步,进入重量级锁的状况,这个时分,自旋的线程进行堵塞,等候之前线程履行完结并唤醒自己
仿制代码
总结:
倾向锁,其实是无锁竞赛下可重入锁的简略完结。流程是这样的 倾向锁- 轻量级锁- 重量级锁


同步的原理
JVM标准规则JVM依据进入和退出Monitor目标来完结方法同步和代码块同步,但两者的完结细节不一样。

代码块同步是运用monitorenter和monitorexit指令完结,而方法同步是运用别的一种方法完结的,细节在JVM标准里并没有详细阐明,可是方法的同步相同能够运用这两个指令来完结。

monitorenter指令是在编译后刺进到同步代码块的开端方位,而monitorexit是刺进到方法完毕处和反常处, JVM要确保每个monitorenter必须有对应的monitorexit与之配对。

任何目标都有一个 monitor 与之相关,当且一个monitor 被持有后,它将处于确认状况。线程履行到 monitorenter 指令时,将会测验获取目标所对应的 monitor 的一切权,即测验取得目标的锁。


Java目标头

锁存在Java目标头里。假如目标是数组类型,则虚拟机用3个Word(字宽)存储目标头,假如目标对错数组类型,则用2字宽存储目标头。在32位虚拟机中,一字宽等于四字节,即32bit。(下面这个表格讲的很清楚)




Java目标头里的Mark Word里默许存储目标的HashCode,分代年纪和锁符号位。32位JVM的Mark Word的默许存储结构如下:




在运转期间Mark Word里存储的数据会跟着锁标志位的改变而改变。Mark Word或许改变为存储以下4种数据:




上图里边的GC符号,为11的话,揣度应该是预备GC的意思。

在64位虚拟机下,Mark Word是64bit巨细的,其存储结构如下: 






锁的晋级

Java SE1.6为了削减取得锁和开释锁所带来的功能耗费,引入了“倾向锁”和“轻量级锁”,

所以在Java SE1.6里锁一共有四种状况,无锁状况,倾向锁状况,轻量级锁状况和重量级锁状况,它会跟着竞赛状况逐步晋级。

锁能够晋级但不能降级,意味着倾向锁晋级成轻量级锁后不能降级成倾向锁。

这种锁晋级却不能降级的战略,意图是为了进步取得锁和开释锁的功率,下文会详细剖析。







倾向锁

仿制代码
Hotspot的作者经过以往的研讨发现大多数状况下锁不只不存在多线程竞赛,而且总是由同一线程屡次取得,为了让线程取得锁的价值更低而引入了倾向锁。
当一个线程拜访同步块并获取锁时,会在目标头和栈帧中的锁记载里存储锁倾向的线程ID,
今后该线程在进入和退出同步块时不需求花费CAS操作来加锁和解锁,而只需简略的测验一下目标头的Mark Word里是否存储着指向当时线程的倾向锁,
假如测验成功,表明线程现已取得了锁,假如测验失利,则需求再测验下Mark Word中倾向锁的标识是否设置成1(表明当时是倾向锁),假如没有设置,
则运用CAS竞赛锁,假如设置了,则测验运用CAS将目标头的倾向锁指向当时线程。

倾向锁的吊销:倾向锁运用了一种比及竞赛呈现才开释锁的机制,所以当其他线程测验竞赛倾向锁时,持有倾向锁的线程才会开释锁。
倾向锁的吊销,需求等候大局安全点(在这个时刻点上没有字节码正在履行),
它会首要暂停具有倾向锁的线程,然后查看持有倾向锁的线程是否活着,
假如线程不处于活动状况,则将目标头设置成无锁状况,
假如线程依然活着,具有倾向锁的栈会被履行,遍历倾向目标的锁记载,
栈中的锁记载和目标头的Mark Word要么从头倾向于其他线程,要么康复到无锁或许符号目标不适合作为倾向锁,最终唤醒暂停的线程。

上面的意思是,先暂停持有倾向锁的线程,测验直接切换。假如不成功,就持续运转,而且符号目标不适合倾向锁,锁胀大(锁晋级)。
详见,上面有张图中的“倾向锁抢占形式”:
其间说到了mark word中的lock record指向仓库最近的一个线程的lock record,其实便是依照先来后到形式进行了轻量级的加锁。
仿制代码
上文说到大局安全点:在这个时刻点上没有字节码正在履行。

封闭倾向锁:倾向锁在Java 6和Java 7里是默许启用的,可是它在运用程序发动几秒钟之后才激活,

如有必要能够运用JVM参数来封闭推迟-XX:BiasedLockingStartupDelay = 0。

假如你确认自己运用程序里一切的锁通常状况下处于竞赛状况,能够经过JVM参数封闭倾向锁-XX:-UseBiasedLocking=false,那么默许会进入轻量级锁状况。


轻量级锁

轻量级锁加锁:线程在履行同步块之前,JVM会先在当时线程的栈桢中创立用于存储锁记载的空间,并将目标头中的Mark Word仿制到锁记载中,官方称为Displaced Mark Word。

然后线程测验运用CAS将目标头中的Mark Word替换为指向锁记载的指针。假如成功,当时线程取得锁,假如失利,表明其他线程竞赛锁,当时线程便测验运用自旋来获取锁。

轻量级锁解锁:轻量级解锁时,会运用原子的CAS操作来将Displaced Mark Word替换回到目标头,假如成功,则表明没有竞赛发作。

假如失利,表明当时锁存在竞赛,锁就会胀大成重量级锁。

注:轻量级锁会一向坚持,唤醒总是发作在轻量级锁解锁的时分,由于加锁的时分现已成功CAS操作;而CAS失利的线程,会当即锁胀大,并堵塞等候唤醒。(详见下图)

下图是两个线程一起抢夺锁,导致锁胀大的流程图。





锁不会降级

由于自旋会耗费CPU,为了防止无用的自旋(比方取得锁的线程被堵塞住了),一旦锁晋级成重量级锁,就不会再康复到轻量级锁状况。
当锁处于这个状况下,其他线程企图获取锁时,都会被堵塞住,当持有锁的线程开释锁之后会唤醒这些线程,被唤醒的线程就会进行新一轮的夺锁之争。






轻量级锁详细完结:

一个线程能够经过两种方法锁住一个目标:1、经过胀大一个处于无锁状况(状况位001)的目标取得该目标的锁;
2、目标现已处于胀大状况(状况位00)但LockWord指向的monitor record的Owner字段为NULL,
则能够直接经过CAS原子指令测验将Owner设置为自己的标识来取得锁。

从中能够看出,是先查看锁的标识位。


CAS运用

CAS有3个操作数,内存值V,旧的预期值A,要修正的新值B。当且仅当预期值A和内存值V相一起,将内存值V修正为B,不然什么都不做。

仿制代码
下面从剖析比较常用的CPU(intel x86)来解说CAS的完结原理。

下面是sun.misc.Unsafe类的compareAndSwapInt()方法的源代码:

public final native boolean compareAndSwapInt(Object o, long offset,
  int expected,
  int x);
能够看到这是个本地方法调用。这个本地方法在openjdk中顺次调用的c++代码为:unsafe.cpp,atomic.cpp和atomicwindowsx86.inline.hpp。
仿制代码
关于32位/64位的操作应该是原子的:

飞跃6和最新的处理器能主动确保单处理器对同一个缓存行里进行16/32/64位的操作是原子的,可是杂乱的内存操作处理器不能主动确保其原子性,
比方跨总线宽度,跨多个缓存行,跨页表的拜访。可是处理器供给总线确认和缓存确认两个机制来确保杂乱内存操作的原子性。
CAS的缺陷

仿制代码
CAS尽管很高效的处理原子操作,可是CAS依然存在三大问题。ABA问题,循环时刻长开支大和只能确保一个同享变量的原子操作

1.  ABA问题。由于CAS需求在操作值的时分查看下值有没有发作改变,假如没有发作改变则更新,可是假如一个值原来是A,变成了B,又变成了A,
那么运用CAS进行查看时会发现它的值没有发作改变,可是实际上却改变了。ABA问题的处理思路便是运用版别号。
在变量前面追加上版别号,每次变量更新的时分把版别号加一,那么A-B-A 就会变成1A-2B-3A。

从Java1.5开端JDK的atomic包里供给了一个类AtomicStampedReference来处理ABA问题。
这个类的compareAndSet方法效果是首要查看当时引证是否等于预期引证,而且当时标志是否等于预期标志,假如悉数持平,
则以原子方法将该引证和该标志的值设置为给定的更新值。

关于ABA问题参阅文档: http://blog.hesey.net/2011/09/resolve-aba-by-atomicstampedreference.html

2. 循环时刻长开支大。自旋CAS假如长时刻不成功,会给CPU带来十分大的履行开支。假如JVM能支撑处理器供给的pause指令那么功率会有必定的进步,
pause指令有两个效果,榜首它能够推迟流水线履行指令(de-pipeline),使CPU不会耗费过多的履行资源,
推迟的时刻取决于详细完结的版别,在一些处理器上推迟时刻是零。
第二它能够防止在退出循环的时分因内存次序抵触(memory order violation)而引起CPU流水线被清空(CPU pipeline flush),然后进步CPU的履行功率。



3. 只能确保一个同享变量的原子操作。当对一个同享变量履行操作时,咱们能够运用循环CAS的方法来确保原子操作,
可是对多个同享变量操作时,循环CAS就无法确保操作的原子性,这个时分就能够用锁,
或许有一个取巧的方法,便是把多个同享变量兼并成一个同享变量来操作。比方有两个同享变量i=2,j=a,兼并一下ij=2a,然后用CAS来操作ij。
从Java1.5开端JDK供给了AtomicReference类来确保引证目标之间的原子性,你能够把多个变量放在一个目标里来进行CAS操作。

转载自http://www.cnblogs.com/charlesblc/p/5994162.html这边博客写的太好了!仅仅调整了排版然后删除了一些冗余阶段直接复用了!这都是满满的干货啊!
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