Java多线程_.弱引用是极弱的一种引用关系,定义完成后,就无法通过该引用获取指向的对象。为一

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前言

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● 进程：一个运行的程序（代码）就是一个进程，没有运行的代码叫程序，进程是系统资源分配的最小单位，进程拥有自己独立的内存空间，所以进程间数据不共享，开销大。
● 线程： 调度执行的最小单位，也叫执行路径，不能独立存在，依赖进程存在一个进程至少有一个线程，叫主线程，而多个线程共享内存(数据共享，共享全局变量)，从而极大地提高了程序的运行效率。
● 操作系统:操作系统的基本特征 并发，虚拟，异步，共享

1.线程安全

线程安全问题是指当多个线程同时读写一个状态变量，并且没有任何同步措施时候，导致脏数据或者其他不可预见的结果的问题。Java中首要的同步策略是使用Synchronized关键字，它提供了可重入的独占锁。

2.线程安全如何解决？

内存模型

从上图来看，线程A与线程B之间如要通信的话，必须要经历下面2个步骤：

1. 首先，线程A把本地内存A中更新过的共享变量刷新到主内存中去。
2. 然后，线程B到主内存中去读取线程A之前已更新过的共享变量。
   下面通过示意图来说明这两个步骤：
   
   两种解决方案

1.使用线程变量，就是其他线程不可见

使用线程变量 ThreadLocal
使用场景

1.

Java对象是线程间共享的，但有时我们需要一些线程间隔离的对象，该对象只能由同一个线程读写，对其他线程不可见。ThreadLocal正式提供了这样的机制

2.

同一个线程之间可见，比如，uic，当拦截器进入设置线程变量存放用户信息，每个方法都可以获取当前局部变量的数据
自己实现

public class ThreadLocal<T> {
    private Map<Thread, T> values = new WeakHashMap<Thread, T>();

    public synchronized void set(T value) {
        values.put(Thread.currentThread(), value);
    }

    public synchronized T get() {
        return values.get(Thread.currentThread());
    }
}

WeakHashMap使用？  方便垃圾回收机制回收 -> ?
拓展java引用类型
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 线程变量设置，    
 public void set(T value) {
        Thread t = Thread.currentThread(); //获取当前线程
        ThreadLocalMap map = getMap(t);
        if (map != null)
            map.set(this, value);
        else
            createMap(t, value);
  }
   //给当前线程的局部变量设置
   void createMap(Thread t, T firstValue) {
        t.threadLocals = new ThreadLocalMap(this, firstValue);
    }

   //获取当前线程的局部变量
   ThreadLocalMap getMap(Thread t) {
        return t.threadLocals;
    }
//threadLocals变量存放在Thread对象中
  public class Thread{
    /* ThreadLocal values pertaining to this thread. This map is maintained
     * by the ThreadLocal class. */
     ThreadLocal.ThreadLocalMap threadLocals = null;

    /*
     * InheritableThreadLocal values pertaining to this thread. This map is
     * maintained by the InheritableThreadLocal class.
     */
     ThreadLocal.ThreadLocalMap inheritableThreadLocals = null;

    ...
}   

父子线程可见实现原理
public class Thread {
    private void init(ThreadGroup g, Runnable target, String name,
                      long stackSize) {
       ...
        Thread parent = currentThread();
        //将parent的inheritableThreadLocals同步到child
        if (parent.inheritableThreadLocals != null)
            this.inheritableThreadLocals =
            //此处create一个新的ThreadLocalMap对象
                ThreadLocal.createInheritedMap(parent.inheritableThreadLocals);
      ...
}
    
hash冲突解决  这里用的应该是线性探查法，即如果根据哈希值计算得来的位置不为空，
那么将继续尝试下一个位置。
int h = k.threadLocalHashCode & (newLen - 1);
while (newTab[h] != null)
    h = nextIndex(h, newLen);
newTab[h] = e;
      
      
普通的ThreadLocal被保存在threadLocals中，InheritableThreadLocal被保存在inheritableThreadLocal中，注意这里是并列的关系，即两者可以同时存在且不为空。另外一个关键的问题便是 
父线程的变量是何时被复制到子线程中的，答案是在子线程创建时，init方法:
private void init(ThreadGroup g, Runnable target, String name,
                  long stackSize, AccessControlContext acc, boolean inheritThreadLocals) {
    if (inheritThreadLocals && parent.inheritableThreadLocals != null)
            this.inheritableThreadLocals =
                ThreadLocal.createInheritedMap(parent.inheritableThreadLocals);
}
inheritThreadLocals除非我们使用了带AccessControlContext参数的构造器，默认都是true。

然而到了这里仍有问题存在：那就是线程池场景。一个线程只会在创建时从其父线程中拷贝一次属性，
而线程池中的线程需要动态地执行从不同的上级线程提交地任务，在此种情形下逻辑上的 父线程也就不再存在了，阿里巴巴的transmittable-thread-local解决了这一问题，核心原理其实是实现了一个Runnable的包装， 伪代码如下:

public class Wrapper implements Runnable {

    private final Runnable target;
    
    @Override
    public final void run() {
        //1.拷贝父变量
        try {
            target.run();
        } finally {
            //2.还原...
        }
    }
}
      

问题思考？ threadLocals 设置在thread类里？ 原因-> 猜测是为了减少竞争，减少多线程访问
 ThreadLocal实现就是依靠Thread.ThreadLocalMap来实现的,ThreadLocal.get()方法
 就会获取当前线程的ThreadLocalMap，并用this作为key，获取value。 
 同一个ThreadLocal在不同线程中可以设置/获取到不同的值，这个特性就像他的名字一样，
 Local, 各个线程不相关

 
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/** 本地日期格式 */
private static final ThreadLocal<DateFormat> LOCAL_DATE_FORMAT = new ThreadLocal<DateFormat>() {
    @Override
    protected DateFormat initialValue() {
        return new SimpleDateFormat("yyyy-MM-dd");
    }
};

/** 格式化日期函数 */
public static String formatDate(Date date) {
    return LOCAL_DATE_FORMAT.get().format(date);
}
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uic 案例分析

@Service
public class SsoLoginInterceptor implements HandlerInterceptor {
   ...
    public boolean preHandle(HttpServletRequest request, HttpServletResponse response, Object handler) throws Exception {
         ...
        return this.initLocal(token, clientIp, userAccountApiDTO);
         ...
   }  

    protected boolean initLocal(String token, String clientIp, UserAccountApiDTO user) {
        if (null != token && clientIp != null && user != null && user.getUserId() != null) {
            UserAccountTenantBO userAccount = new UserAccountTenantBO();
            userAccount.setIp(clientIp);
            userAccount.setToken(token);
            userAccount.setUserAccountApiDTO(user);
            if (null != user.getTenantId()) {
                UserTenantApiDTO userTenantApiDTO = this.userTenantSdkService.getTenantByTenantId(user.getTenantId());
                if (Objects.nonNull(userTenantApiDTO)) {
                    userAccount.setUserTenantApiDTO(userTenantApiDTO);
                }
            }

            UserTokenApiDTO userTokenApiDTO = this.userTenantSdkService.getTokenByToken(token);
            userAccount.setUserTokenApiDTO(userTokenApiDTO);
            UserWebHelper.setCurrentUser(userAccount);
            return true;
        } else {
            return false;
        }
    }

    public void postHandle(HttpServletRequest request, HttpServletResponse response, Object handler, ModelAndView modelAndView) throws Exception {
    }

    public void afterCompletion(HttpServletRequest request, HttpServletResponse response, Object handler, Exception ex) throws Exception {
        UserWebHelper.destroy();
    }

    public void setUserTenantSdkService(UserTenantSdkService userTenantSdkService) {
        this.userTenantSdkService = userTenantSdkService;
    }

    public void setRedirectUrl(String redirectUrl) {
        this.redirectUrl = redirectUrl;
    }

    public void setVerifyRedirectUrl(String verifyRedirectUrl) {
        this.verifyRedirectUrl = verifyRedirectUrl;
    }
}

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使用可能存在问题？内存泄漏
通过ThreadLocal.set()将这个新创建的对象的引用保存到各线程的自己的一个map中，
每个线程都有这样一个map，执行ThreadLocal.get()时，各线程从自己的map中取出放进去的对象，
因此取出来的是各自自己线程中的对象，ThreadLocal实例是作为map的key来使用的。
关于ThreadLocal另一个讨论比较多的问题就是内存泄露的问题，首先一个例子，代码实例1如下：
 ThreadLocal<byte[]> t = new ThreadLocal<byte[]>();
        t.set(new byte[ONE_M * 20]);
        // t.remove();
        // 这里对引用不能重新赋值或赋值为null，否则gc回收不掉ThreadLocal里的value
        t = new ThreadLocal<byte[]>();
        System.gc();
总结 及时remove
在vm参数中增加-verbose:gc，运行上面的代码后，gc信息如下：
[GC (System.gc())  1857014K->1852489K(2103296K), 0.0390308 secs]
[Full GC (System.gc())  1852489K->1852375K(2103296K), 0.0479261 secs]
 可以看出fullgc之后有20m的对象没有回收，而这个对象正是存放在ThreadLocal中的byte数组对象。当线程没有结束时，这个对象永远不会被回收掉的。把上面t.remove();的代码注释去掉，运行后gc信息如下：

[GC (System.gc())  1857014K->1852507K(2103296K), 0.0358890 secs]
[Full GC (System.gc())  1852507K->983K(2103296K), 0.0466927 secs]
 这次fullgc之后对象全部回被收掉了。所以，从两次运行结果可以看出在当前线程运行的过程中，ThreadLocal的确存在内存泄露的问题。那么，这个内存泄露的问题是如何产生的呢？首先看一下ThreadLocalMap中Entry类的代码：

static class Entry extends WeakReference<ThreadLocal> {
            /** The value associated with this ThreadLocal. */
            Object value;

            Entry(ThreadLocal k, Object v) {
                super(k);
                value = v;
            }
        }
 可以看出，ThreadLocalMap中的key是弱引用类型。Java进行垃圾回收时，会一直回收掉弱引用类型的对象。在代码实例中，key即ThreadLocal对象是弱引用类型，当没有强引用指向ThreadLocal对象时，gc会回收掉Entry中的key，即回收ThreadLocal对象本身。而value不会被回收掉的，因为value是强引用。Entry对象是位于ThreadLocal对象内的，既然ThreadLocal对象已经被回收掉了，entry就成了一个引用不可达的对象，gc无法回收，所以会出现内存泄露。

为了避免这个问题，可以先调用ThreadLocal的remove的方法，以便清除掉不需要的value。
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引用类型
根据JVM垃圾回收的可达性分析机制，对象在堆上创建之后所持有的引用是一种变量类型，引用的可达性是判断能否被垃圾回收的基本条件。我们可以把引用分为强引用、软引用、弱引用和虚引用四类。
强引用（Strong Reference）：最为常见。如Object object = new Object();这样的变量声明和定义就会产生对该对象的强引用。只要对象有强引用指向，并且GC Roots可达，那么Java内存回收时，即使濒临内存耗尽，也不会回收该对象。
软引用（Soft Reference）：引用力度弱于强引用，用于非必须对象上。在即将OOM之前，垃圾回收器会把这些软引用指向的对象加入回收范围，以获得更多的内存空间。软引用主要用来缓存中间计算结果及不需要实时保存的用户行为等。
弱引用（Weak Reference）：引用强度较前两者更弱，也是用来描述非必需对象的。如果弱引用指向的对象只存在弱引用这条线路，则在下一次YGC时会被回收。由于YGC时间的不确定性，弱引用何时被回收也具有不确定性。调用 WeakReference. get()可能返回null，要注意空指针异常。
虚引用（Phantom Reference）：是极弱的一种引用关系，定义完成后就无法通过该引用获取指向的对象。为一个对象设置虚引用的唯一目的就是希望能在这个对象被回收时收到一个系统通知。虚引用必须与引用队列联合使用，当垃圾回收时，如果发现存在虚引用，就会在回收对象内存前，把这个虚引用加入与之关联的引用队列中。
除强引用外，其他三种引用可以减少对象在生命周期中所占用的内存大小。使用这些引用，需要注意强引用劫持、内存泄漏等问题。

https://juejin.im/post/5bdfaeace51d4520b66399f1#heading-2 具体深入分析

-XX:+PrintGC -XX:+PrintGCDateStamps -XX:+PrintGCDetails -XX:+PrintReferenceGC
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2.采用锁

jdk提供的常见的锁有Synchronized，lock等
自旋锁(Spin Lock)
自旋锁的原理非常简单。如果持有锁的线程可以在短时间内释放锁资源，那么等待竞争锁的那些线程不需要在内核状态和用户状态之间进行切换。 它只需要等待，并且锁可以在释放锁之后立即获得锁。这可以避免消耗用户线程和内核切换。
但是，自旋锁让CPU空等着什么也不干也是一种浪费。 如果自旋锁的对象一直无法获得临界资源，则线程也无法在没有执行实际计算的情况下一致进行CPU空转，因此需要设置自旋锁的最大等待时间。如果持有锁的线程在旋转等待的最大时间没有释放锁，则自旋锁线程将停止旋转进入阻塞状态。
JDK1.6开启自旋锁 -XX:+UseSpinning，1.7之后控制器收回到JVM自主控制

偏向锁(Biased Lock)
偏向锁偏向于第一个访问锁的线程，如果在运行过程中，同步锁只有一个线程访问，不存在多线程争用的情况，则线程是不需要触发同步的，这种情况下，就会给线程加一个偏向锁。如果在运行过程中，遇到了其他线程抢占锁，则持有偏向锁的线程会被挂起，JVM会消除它身上的偏向锁，将锁恢复到标准的轻量级锁。
JDK1.6开启偏向锁 -XX:+UseBiasedLocking，1.7之后控制器收回到JVM自主控制
轻量级锁(Lightweight Lock)
轻量级锁是由偏向锁升级来的，偏向锁运行在一个线程进入同步块的情况下，当第二个线程加入锁竞争的时候，偏向锁就会升级为轻量级锁。
重量级锁(Heavyweight Lock)
如果锁检测到与另一个线程的争用，则锁定会膨胀至重量级锁。也就是我们常规用的同步修饰产生的同步作用。
synchronized代码块底层原理
锁从宏观上分类，分为悲观锁与乐观锁。
乐观锁
乐观锁是一种乐观思想，即认为读多写少，遇到并发写的可能性低，每次去拿数据的时候都认为别人不会修改，所以不会上锁，但是在更新的时候会判断一下在此期间别人有没有去更新这个数据，采取在写时先读出当前版本号，然后加锁操作（比较跟上一次的版本号，如果一样则更新），如果失败则要重复读-比较-写的操作。

  java中的乐观锁基本都是通过CAS(CompareAndSet)操作实现的，CAS是一种更新的原子操作，比较当前值跟传入值是否一样，一样则更新，否则失败。
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悲观锁
悲观锁是就是悲观思想，即认为写多，遇到并发写的可能性高，每次去拿数据的时候都认为别人会修改，所以每次在读写数据的时候都会上锁，这样别人想读写这个数据就会block直到拿到锁。java中的悲观锁就是Synchronized,AQS框架下的锁则是先尝试cas乐观锁去获取锁，获取不到，才会转换为悲观锁，如RetreenLock。
Synchronized分析

public class LockTest {
    public int i;
    public void syncTask(){
    //同步代码库
        synchronized (this){
            i++;
        }
    }
    public synchronized void syncTaskA(){
        i++;
    }
    public static  synchronized void sync(){
        System.out.println("");
    }
    public static   void syncA(){
        synchronized (LockTest.class){
            System.out.println("");
        }

    }
    public static void main(String[] args) {

    }
}

javap反编译的结果
javap -c -l   LockTest
Compiled from "LockTest.java"
public class groovy.LockTest {
  public int i;

  public groovy.LockTest();
    Code:
       0: aload_0   
       1: invokespecial #1                  // Method java/lang/Object."<init>":()V
       4: return
    LineNumberTable:
      line 3: 0
    LocalVariableTable:
      Start  Length  Slot  Name   Signature
          0       5     0  this   Lgroovy/LockTest;

  public void syncTask();
    Code:
       0: aload_0   
       1: dup   
       2: astore_1  
       3: monitorenter
       4: aload_0
       5: dup
       6: getfield      #2                  // Field i:I
       9: iconst_1
      10: iadd
      11: putfield      #2                  // Field i:I
      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
           4    16    19   any
          19    22    19   any
    LineNumberTable:
      line 10: 0
      line 11: 4
      line 12: 14
      line 13: 24
    LocalVariableTable:
      Start  Length  Slot  Name   Signature
          0      25     0  this   Lgroovy/LockTest;

  public synchronized void syncTaskA();
    Code:
       0: aload_0
       1: dup
       2: getfield      #2                  // Field i:I
       5: iconst_1
       6: iadd
       7: putfield      #2                  // Field i:I
      10: return
    LineNumberTable:
      line 15: 0
      line 16: 10
    LocalVariableTable:
      Start  Length  Slot  Name   Signature
          0      11     0  this   Lgroovy/LockTest;

  public static synchronized void sync();
    Code:
       0: getstatic     #3                  // Field java/lang/System.out:Ljava/io/PrintStream;
       3: ldc           #4                  // String
       5: invokevirtual #5                  // Method java/io/PrintStream.println:(Ljava/lang/String;)V
       8: return
    LineNumberTable:
      line 19: 0
      line 20: 8

  public static void syncA();
    Code:
       0: ldc           #6                  // class groovy/LockTest
       2: dup
       3: astore_0
       4: monitorenter
       5: getstatic     #3                  // Field java/lang/System.out:Ljava/io/PrintStream;
       8: ldc           #4                  // String
      10: invokevirtual #5                  // Method java/io/PrintStream.println:(Ljava/lang/String;)V
      13: aload_0
      14: monitorexit
      15: goto          23
      18: astore_1
      19: aload_0
      20: monitorexit
      21: aload_1
      22: athrow
      23: return
    Exception table:
       from    to  target type
           5    15    18   any
          18    21    18   any
    LineNumberTable:
      line 23: 0
      line 24: 5
      line 25: 13
      line 27: 23

  public static void main(java.lang.String[]);
    Code:
       0: return
    LineNumberTable:
      line 33: 0
    LocalVariableTable:
      Start  Length  Slot  Name   Signature
          0       1     0  args   [Ljava/lang/String;
}




从字节码中可知同步语句块的实现使用的是monitorenter 和 monitorexit 指令，
其中monitorenter指令指向同步代码块的开始位置，monitorexit指令则指明同步代码块的结束位置，
当执行monitorenter指令时，当前线程将试图获取 objectref(即对象锁) 
所对应的 monitor （监视器锁）的持有权，当 objectref 的 monitor 的进入计数器为 0，
那线程可以成功取得 monitor，并将计数器值设置为 1，取锁成功。
如果当前线程已经拥有 objectref 的 monitor 的持有权，
那它可以重入这个 monitor (关于重入性稍后会分析)，
重入时计数器的值也会加 1。
倘若其他线程已经拥有 objectref 的 monitor 的所有权，
那当前线程将被阻塞，直到正在执行线程执行完毕，
即monitorexit指令被执行，
执行线程将释放 monitor(锁)并设置计数器值为0 ，其他线程将有机会持有 monitor 。
值得注意的是编译器将会确保无论方法通过何种方式完成，
方法中调用过的每条 monitorenter 指令都有执行其对应 monitorexit 指令，
而无论这个方法是正常结束还是异常结束。
为了保证在方法异常完成时 monitorenter 和 monitorexit 指令依然可以正确配对执行，
编译器会自动产生一个异常处理器，这个异常处理器声明可处理所有的异常，
它的目的就是用来执行 monitorexit 指令。
从字节码中也可以看出多了一个monitorexit指令，它就是异常结束时被执行的释放monitor 的指令。

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Mutex Lock

**监视器锁（Monitor）**本质是依赖于底层的操作系统的Mutex Lock（互斥锁）来实现的。每个对象都对应于一个可称为" 互斥锁" 的标记，这个标记用来保证在任一时刻，只能有一个线程访问该对象。
互斥锁：用于保护临界区，确保同一时间只有一个线程访问数据。对共享资源的访问，先对互斥量进行加锁，如果互斥量已经上锁，调用线程会阻塞，直到互斥量被解锁。在完成了对共享资源的访问后，要对互斥量进行解锁。
mutex的工作方式：

● 1) 申请mutex
● 2) 如果成功，则持有该mutex
● 3) 如果失败，则进行spin自旋. spin的过程就是在线等待mutex, 不断发起mutex gets, 直到获得mutex或者达到spin_count限制为止
● 4) 依据工作模式的不同选择yiled还是sleep
● 5) 若达到sleep限制或者被主动唤醒或者完成yield, 则重复1)~4)步，直到获得为止
由于Java的线程是映射到操作系统的原生线程之上的，如果要阻塞或唤醒一条线程，都需要操作系统来帮忙完成，这就需要从用户态转换到核心态中，因此状态转换需要耗费很多的处理器时间。所以synchronized是Java语言中的一个重量级操作。在JDK1.6中，虚拟机进行了一些优化，譬如在通知操作系统阻塞线程之前加入一段自旋等待过程，避免频繁地切入到核心态中：
synchronized与java.util.concurrent包中的ReentrantLock相比，由于JDK1.6中加入了针对锁的优化措施（见后面），使得synchronized与ReentrantLock的性能基本持平。ReentrantLock只是提供了synchronized更丰富的功能，而不一定有更优的性能，所以在synchronized能实现需求的情况下，优先考虑使用synchronized来进行同步。

可重入锁
从互斥锁的设计上来说，当一个线程试图操作一个由其他线程持有的对象锁的临界资源时，将会处于阻塞状态，但当一个线程再次请求自己持有对象锁的临界资源时，这种情况属于重入锁，请求将会成功，在java中synchronized是基于原子性的内部锁机制，是可重入的，因此在一个线程调用synchronized方法的同时在其方法体内部调用该对象另一个synchronized方法，也就是说一个线程得到一个对象锁后再次请求该对象锁，是允许的，这就是synchronized的可重入性

为什么说synchronized是重量级锁？
java的线程是映射到操作系统原生线程之上的，如果要阻塞或唤醒一个线程就需要操作系统介入，需要在用户态与内核态之间切换，这种切换会消耗大量的系统资源，因为用户态与内核态都有各自专用的内存空间，专用的寄存器等，用户态切换至内核态需要传递给许多变量、参数给内核，内核也需要保护好用户态在切换时的一些寄存器值、变量等，以便内核态调用结束后切换回用户态继续工作。

1. 如果线程状态切换是一个高频操作时，这将会消耗很多CPU处理时间；
2. 如果对于那些需要同步的简单的代码块，获取锁挂起操作消耗的时间比用户代码执行的时间还要长，这种同步策略显然非常糟糕的。

synchronized会导致争用不到锁的线程进入阻塞状态，所以说它是java语言中一个重量级的同步操纵，被称为重量级锁，Java SE 1.6中为了减少获得锁和释放锁带来的性能消耗而引入的偏向锁和轻量级锁。

● 一个对象刚开始实例化的时候，没有任何线程来访问它的时候。它是可偏向的，意味着，它现在认为只可能有一个线程来访问它，所以当第一个线程来访问它的时候，它会偏向这个线程，此时，对象持有偏向锁。偏向第一个线程，这个线程在修改对象头成为偏向锁的时候使用CAS操作，并将对象头中的ThreadID改成自己的ID，之后再次访问这个对象时，只需要对比ID，不需要再使用CAS在进行操作。
● 一旦有第二个线程访问这个对象，因为偏向锁不会主动释放，所以第二个线程可以看到对象时偏向状态，这时表明在这个对象上已经存在竞争了。检查原来持有该对象锁的线程是否依然存活，如果挂了，则可以将对象变为无锁状态，然后重新偏向新的线程。如果原来的线程依然存活，则马上执行那个线程的操作栈，检查该对象的使用情况，如果仍然需要持有偏向锁，则偏向锁升级为轻量级锁，（偏向锁就是这个时候升级为轻量级锁的），此时轻量级锁由原持有偏向锁的线程持有，继续执行其同步代码，而正在竞争的线程会进入自旋等待获得该轻量级锁；如果不存在使用了，则可以将对象回复成无锁状态，然后重新偏向。
● 轻量级锁认为竞争存在，但是竞争的程度很轻，一般两个线程对于同一个锁的操作都会错开，或者说稍微等待一下（自旋），另一个线程就会释放锁。 但是当自旋超过一定的次数，或者一个线程在持有锁，一个在自旋，又有第三个来访时，轻量级锁膨胀为重量级锁，重量级锁使除了拥有锁的线程以外的线程都阻塞，防止CPU空转。

附录

底层对象监视器实现

代码

//对象进入
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 ;

  cur = Atomic::cmpxchg_ptr (Self, &_owner, NULL) ; //通过CAS尝试把monitor的`_owner`字段设置为当前线程
  //获取锁失败
  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 ;
  }

  //判断当前进入是否是自己
  if (cur == Self) {
     // TODO-FIXME: check for integer overflow!  BUGID 6557169.
     _recursions ++ ; //+1
     return ;
  }

 //是否第一次进入
  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 ;
  }

  // We've encountered genuine contention.
  assert (Self->_Stalled == 0, "invariant") ;
  Self->_Stalled = intptr_t(this) ;

  // Try one round of spinning *before* enqueueing Self
  // and before going through the awkward and expensive state
  // transitions.  The following spin is strictly optional ...
  // Note that if we acquire the monitor from an initial spin
  // we forgo posting JVMTI events and firing DTRACE probes.
  if (Knob_SpinEarly && TrySpin (Self) > 0) {
     Self->_Stalled = 0 ;
     return ;
  }

  JavaThread * jt = (JavaThread *) Self ;

  // Prevent deflation at STW-time.  See deflate_idle_monitors() and is_busy().
  // Ensure the object-monitor relationship remains stable while there's contention.
  Atomic::inc_ptr(&_count);

  EventJavaMonitorEnter event;

  { // Change java thread status to indicate blocked on monitor enter.
    JavaThreadBlockedOnMonitorEnterState jtbmes(jt, this);

    DTRACE_MONITOR_PROBE(contended__enter, this, object(), jt);
    if (JvmtiExport::should_post_monitor_contended_enter()) {
      JvmtiExport::post_monitor_contended_enter(jt, this);

      // The current thread does not yet own the monitor and does not
      // yet appear on any queues that would get it made the successor.
      // This means that the JVMTI_EVENT_MONITOR_CONTENDED_ENTER event
      // handler cannot accidentally consume an unpark() meant for the
      // ParkEvent associated with this ObjectMonitor.
    }

    OSThreadContendState osts(Self->osthread());
    ThreadBlockInVM tbivm(jt);

    Self->set_current_pending_monitor(this);

    // TODO-FIXME: change the following for(;;) loop to straight-line code. 通过自旋执行ObjectMonitor::EnterI方法等待锁的释放
    for (;;) {
      jt->set_suspend_equivalent();
      // cleared by handle_special_suspend_equivalent_condition()
      // or java_suspend_self()

      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);

    // We cleared the pending monitor info since we've just gotten past
    // the enter-check-for-suspend dance and we now own the monitor free
    // and clear, i.e., it is no longer pending. The ThreadBlockInVM
    // destructor can go to a safepoint at the end of this block. If we
    // do a thread dump during that safepoint, then this thread will show
    // as having "-locked" the monitor, but the OS and java.lang.Thread
    // states will still report that the thread is blocked trying to
    // acquire it.
  }

  Atomic::dec_ptr(&_count);
  assert (_count >= 0, "invariant") ;
  Self->_Stalled = 0 ;

  // Must either set _recursions = 0 or ASSERT _recursions == 0.
  assert (_recursions == 0     , "invariant") ;
  assert (_owner == Self       , "invariant") ;
  assert (_succ  != Self       , "invariant") ;
  assert (((oop)(object()))->mark() == markOopDesc::encode(this), "invariant") ;

  // The thread -- now the owner -- is back in vm mode.
  // Report the glorious news via TI,DTrace and jvmstat.
  // The probe effect is non-trivial.  All the reportage occurs
  // while we hold the monitor, increasing the length of the critical
  // section.  Amdahl's parallel speedup law comes vividly into play.
  //
  // Another option might be to aggregate the events (thread local or
  // per-monitor aggregation) and defer reporting until a more opportune
  // time -- such as next time some thread encounters contention but has
  // yet to acquire the lock.  While spinning that thread could
  // spinning we could increment JVMStat counters, etc.

  DTRACE_MONITOR_PROBE(contended__entered, this, object(), jt);
  if (JvmtiExport::should_post_monitor_contended_entered()) {
    JvmtiExport::post_monitor_contended_entered(jt, this);

    // The current thread already owns the monitor and is not going to
    // call park() for the remainder of the monitor enter protocol. So
    // it doesn't matter if the JVMTI_EVENT_MONITOR_CONTENDED_ENTERED
    // event handler consumed an unpark() issued by the thread that
    // just exited the monitor.
  }

  if (event.should_commit()) {
    event.set_klass(((oop)this->object())->klass());
    event.set_previousOwner((TYPE_JAVALANGTHREAD)_previous_owner_tid);
    event.set_address((TYPE_ADDRESS)(uintptr_t)(this->object_addr()));
    event.commit();
  }

  if (ObjectMonitor::_sync_ContendedLockAttempts != NULL) {
     ObjectMonitor::_sync_ContendedLockAttempts->inc() ;
  }
}

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void ATTR ObjectMonitor::exit(TRAPS) {
   Thread * Self = THREAD ;
   //如果当前线程不是Monitor的所有者
   if (THREAD != _owner) { 
     if (THREAD->is_lock_owned((address) _owner)) { // 
       // Transmute _owner from a BasicLock pointer to a Thread address.
       // We don't need to hold _mutex for this transition.
       // Non-null to Non-null is safe as long as all readers can
       // tolerate either flavor.
       assert (_recursions == 0, "invariant") ;
       _owner = THREAD ;
       _recursions = 0 ;
       OwnerIsThread = 1 ;
     } else {
       // NOTE: we need to handle unbalanced monitor enter/exit
       // in native code by throwing an exception.
       // TODO: Throw an IllegalMonitorStateException ?
       TEVENT (Exit - Throw IMSX) ;
       assert(false, "Non-balanced monitor enter/exit!");
       if (false) {
          THROW(vmSymbols::java_lang_IllegalMonitorStateException());
       }
       return;
     }
   }
    // 如果_recursions次数不为0.自减
   if (_recursions != 0) {
     _recursions--;        // this is simple recursive enter
     TEVENT (Inflated exit - recursive) ;
     return ;
   }

   //省略部分代码，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。

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http://hg.openjdk.java.net/jdk8u/jdk8u/hotspot/file/9ce27f0a4683/src/cpu/x86/vm/templateTable_x86_64.cpp#l3667

CASE(_monitorenter): {
  // lockee 就是锁对象
  oop lockee = STACK_OBJECT(-1);
  // derefing's lockee ought to provoke implicit null check
  CHECK_NULL(lockee);
  // code 1：找到一个空闲的Lock Record
  BasicObjectLock* limit = istate->monitor_base();
  BasicObjectLock* most_recent = (BasicObjectLock*) istate->stack_base();
  BasicObjectLock* entry = NULL;
  while (most_recent != limit ) {
    if (most_recent->obj() == NULL) entry = most_recent;
    else if (most_recent->obj() == lockee) break;
    most_recent++;
  }
  //entry不为null，代表还有空闲的Lock Record
  if (entry != NULL) {
    // code 2：将Lock Record的obj指针指向锁对象
    entry->set_obj(lockee);
    int success = false;
    uintptr_t epoch_mask_in_place = (uintptr_t)markOopDesc::epoch_mask_in_place;
	// markoop即对象头的mark word
    markOop mark = lockee->mark();
    intptr_t hash = (intptr_t) markOopDesc::no_hash;
    // code 3：如果锁对象的mark word的状态是偏向模式
    if (mark->has_bias_pattern()) {
      uintptr_t thread_ident;
      uintptr_t anticipated_bias_locking_value;
      thread_ident = (uintptr_t)istate->thread();
     // code 4：这里有几步操作，下文分析
      anticipated_bias_locking_value =
        (((uintptr_t)lockee->klass()->prototype_header() | thread_ident) ^ (uintptr_t)mark) &
        ~((uintptr_t) markOopDesc::age_mask_in_place);
	 // code 5：如果偏向的线程是自己且epoch等于class的epoch
      if  (anticipated_bias_locking_value == 0) {
        // already biased towards this thread, nothing to do
        if (PrintBiasedLockingStatistics) {
          (* BiasedLocking::biased_lock_entry_count_addr())++;
        }
        success = true;
      }
       // code 6：如果偏向模式关闭，则尝试撤销偏向锁
      else if ((anticipated_bias_locking_value & markOopDesc::biased_lock_mask_in_place) != 0) {
        markOop header = lockee->klass()->prototype_header();
        if (hash != markOopDesc::no_hash) {
          header = header->copy_set_hash(hash);
        }
        // 利用CAS操作将mark word替换为class中的mark word
        if (Atomic::cmpxchg_ptr(header, lockee->mark_addr(), mark) == mark) {
          if (PrintBiasedLockingStatistics)
            (*BiasedLocking::revoked_lock_entry_count_addr())++;
        }
      }
         // code 7：如果epoch不等于class中的epoch，则尝试重偏向
      else if ((anticipated_bias_locking_value & epoch_mask_in_place) !=0) {
        // 构造一个偏向当前线程的mark word
        markOop new_header = (markOop) ( (intptr_t) lockee->klass()->prototype_header() | thread_ident);
        if (hash != markOopDesc::no_hash) {
          new_header = new_header->copy_set_hash(hash);
        }
        // CAS替换对象头的mark word  
        if (Atomic::cmpxchg_ptr((void*)new_header, lockee->mark_addr(), mark) == mark) {
          if (PrintBiasedLockingStatistics)
            (* BiasedLocking::rebiased_lock_entry_count_addr())++;
        }
        else {
          // 重偏向失败，代表存在多线程竞争，则调用monitorenter方法进行锁升级
          CALL_VM(InterpreterRuntime::monitorenter(THREAD, entry), handle_exception);
        }
        success = true;
      }
      else {
         // 走到这里说明当前要么偏向别的线程，要么是匿名偏向（即没有偏向任何线程）
       	// code 8：下面构建一个匿名偏向的mark word，尝试用CAS指令替换掉锁对象的mark word
        markOop header = (markOop) ((uintptr_t) mark & ((uintptr_t)markOopDesc::biased_lock_mask_in_place |(uintptr_t)markOopDesc::age_mask_in_place |epoch_mask_in_place));
        if (hash != markOopDesc::no_hash) {
          header = header->copy_set_hash(hash);
        }
        markOop new_header = (markOop) ((uintptr_t) header | thread_ident);
        // debugging hint
        DEBUG_ONLY(entry->lock()->set_displaced_header((markOop) (uintptr_t) 0xdeaddead);)
        if (Atomic::cmpxchg_ptr((void*)new_header, lockee->mark_addr(), header) == header) {
           // CAS修改成功
          if (PrintBiasedLockingStatistics)
            (* BiasedLocking::anonymously_biased_lock_entry_count_addr())++;
        }
        else {
          // 如果修改失败说明存在多线程竞争，所以进入monitorenter方法
          CALL_VM(InterpreterRuntime::monitorenter(THREAD, entry), handle_exception);
        }
        success = true;
      }
    }

    // 如果偏向线程不是当前线程或没有开启偏向模式等原因都会导致success==false
    if (!success) {
      // 轻量级锁的逻辑
      //code 9: 构造一个无锁状态的Displaced Mark Word，并将Lock Record的lock指向它
      markOop displaced = lockee->mark()->set_unlocked();
      entry->lock()->set_displaced_header(displaced);
      //如果指定了-XX:+UseHeavyMonitors，则call_vm=true，代表禁用偏向锁和轻量级锁
      bool call_vm = UseHeavyMonitors;
      // 利用CAS将对象头的mark word替换为指向Lock Record的指针
      if (call_vm || Atomic::cmpxchg_ptr(entry, lockee->mark_addr(), displaced) != displaced) {
        // 判断是不是锁重入
        if (!call_vm && THREAD->is_lock_owned((address) displaced->clear_lock_bits())) {		//code 10: 如果是锁重入，则直接将Displaced Mark Word设置为null
          entry->lock()->set_displaced_header(NULL);
        } else {
          CALL_VM(InterpreterRuntime::monitorenter(THREAD, entry), handle_exception);
        }
      }
    }
    UPDATE_PC_AND_TOS_AND_CONTINUE(1, -1);
  } else {
    // lock record不够，重新执行
    istate->set_msg(more_monitors);
    UPDATE_PC_AND_RETURN(0); // Re-execute
  }
}
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再回顾下对象头中mark word的格式：

JVM中的每个类也有一个类似mark word的prototype_header，用来标记该class的epoch和偏向开关等信息。上面的代码中lockee->klass()->prototype_header()即获取class的prototype_header。
code 1，从当前线程的栈中找到一个空闲的Lock Record（即代码中的BasicObjectLock，下文都用Lock Record代指），判断Lock Record是否空闲的依据是其obj字段 是否为null。注意这里是按内存地址从低往高找到最后一个可用的Lock Record，换而言之，就是找到内存地址最高的可用Lock Record。
code 2，获取到Lock Record后，首先要做的就是为其obj字段赋值。
code 3，判断锁对象的mark word是否是偏向模式，即低3位是否为101。
code 4，这里有几步位运算的操作 anticipated_bias_locking_value = (((uintptr_t)lockee->klass()->prototype_header() | thread_ident) ^ (uintptr_t)mark) & ~((uintptr_t) markOopDesc::age_mask_in_place); 这个位运算可以分为3个部分。
第一部分((uintptr_t)lockee->klass()->prototype_header() | thread_ident) 将当前线程id和类的prototype_header相或，这样得到的值为（当前线程id + prototype_header中的（epoch + 分代年龄 + 偏向锁标志 + 锁标志位）），注意prototype_header的分代年龄那4个字节为0
第二部分 ^ (uintptr_t)mark 将上面计算得到的结果与锁对象的markOop进行异或，相等的位全部被置为0，只剩下不相等的位。
第三部分 & ~((uintptr_t) markOopDesc::age_mask_in_place) markOopDesc::age_mask_in_place为…0001111000,取反后，变成了…1110000111,除了分代年龄那4位，其他位全为1；将取反后的结果再与上面的结果相与，将上面异或得到的结果中分代年龄给忽略掉。
code 5，anticipated_bias_locking_value==0代表偏向的线程是当前线程且mark word的epoch等于class的epoch，这种情况下什么都不用做。
code 6，(anticipated_bias_locking_value & markOopDesc::biased_lock_mask_in_place) != 0代表class的prototype_header或对象的mark word中偏向模式是关闭的，又因为能走到这已经通过了mark->has_bias_pattern()判断，即对象的mark word中偏向模式是开启的，那也就是说class的prototype_header不是偏向模式。
然后利用CAS指令Atomic::cmpxchg_ptr(header, lockee->mark_addr(), mark) == mark撤销偏向锁，我们知道CAS会有几个参数，1是预期的原值，2是预期修改后的值 ，3是要修改的对象，与之对应，cmpxchg_ptr方法第一个参数是预期修改后的值，第2个参数是修改的对象，第3个参数是预期原值，方法返回实际原值，如果等于预期原值则说明修改成功。
code 7，如果epoch已过期，则需要重偏向，利用CAS指令将锁对象的mark word替换为一个偏向当前线程且epoch为类的epoch的新的mark word。
code 8，CAS将偏向线程改为当前线程，如果当前是匿名偏向则能修改成功，否则进入锁升级的逻辑。
code 9，这一步已经是轻量级锁的逻辑了。从上图的mark word的格式可以看到，轻量级锁中mark word存的是指向Lock Record的指针。这里构造一个无锁状态的mark word，然后存储到Lock Record（Lock Record的格式可以看第一篇文章）。设置mark word是无锁状态的原因是：轻量级锁解锁时是将对象头的mark word设置为Lock Record中的Displaced Mark Word，所以创建时设置为无锁状态，解锁时直接用CAS替换就好了。
code 10， 如果是锁重入，则将Lock Record的Displaced Mark Word设置为null，起到一个锁重入计数的作用。
以上是偏向锁加锁的流程（包括部分轻量级锁的加锁流程），如果当前锁已偏向其他线程||epoch值过期||偏向模式关闭||获取偏向锁的过程中存在并发冲突，都会进入到InterpreterRuntime::monitorenter方法， 在该方法中会对偏向锁撤销和升级。
偏向锁的撤销
这里说的撤销是指在获取偏向锁的过程因为不满足条件导致要将锁对象改为非偏向锁状态；释放是指退出同步块时的过程，释放锁的逻辑会在下一小节阐述。请读者注意本文中撤销与释放的区别。

如果获取偏向锁失败会进入到InterpreterRuntime::monitorenter方法
IRT_ENTRY_NO_ASYNC(void, InterpreterRuntime::monitorenter(JavaThread* thread, BasicObjectLock* elem))
  ...
  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);
  }
  ...
IRT_END
可以看到如果开启了JVM偏向锁，那会进入到ObjectSynchronizer::fast_enter方法中。
void ObjectSynchronizer::fast_enter(Handle obj, BasicLock* lock, bool attempt_rebias, TRAPS) {
 if (UseBiasedLocking) {
    if (!SafepointSynchronize::is_at_safepoint()) {
      BiasedLocking::Condition cond = BiasedLocking::revoke_and_rebias(obj, attempt_rebias, THREAD);
      if (cond == BiasedLocking::BIAS_REVOKED_AND_REBIASED) {
        return;
      }
    } else {
      assert(!attempt_rebias, "can not rebias toward VM thread");
      BiasedLocking::revoke_at_safepoint(obj);
    }
    assert(!obj->mark()->has_bias_pattern(), "biases should be revoked by now");
 }
 slow_enter (obj, lock, THREAD) ;
}
如果是正常的Java线程，会走上面的逻辑进入到BiasedLocking::revoke_and_rebias方法，如果是VM线程则会走到下面的BiasedLocking::revoke_at_safepoint。我们主要看BiasedLocking::revoke_and_rebias方法。这个方法的主要作用像它的方法名：撤销或者重偏向，第一个参数封装了锁对象和当前线程，第二个参数代表是否允许重偏向，这里是true。
BiasedLocking::Condition BiasedLocking::revoke_and_rebias(Handle obj, bool attempt_rebias, TRAPS) {
  assert(!SafepointSynchronize::is_at_safepoint(), "must not be called while at safepoint");
    
  markOop mark = obj->mark();
  if (mark->is_biased_anonymously() && !attempt_rebias) {
     //如果是匿名偏向且attempt_rebias==false会走到这里，如锁对象的hashcode方法被调用会出现这种情况，需要撤销偏向锁。
    markOop biased_value       = mark;
    markOop unbiased_prototype = markOopDesc::prototype()->set_age(mark->age());
    markOop res_mark = (markOop) Atomic::cmpxchg_ptr(unbiased_prototype, obj->mark_addr(), mark);
    if (res_mark == biased_value) {
      return BIAS_REVOKED;
    }
  } else if (mark->has_bias_pattern()) {
    // 锁对象开启了偏向模式会走到这里
    Klass* k = obj->klass();
    markOop prototype_header = k->prototype_header();
    //code 1： 如果对应class关闭了偏向模式
    if (!prototype_header->has_bias_pattern()) {
      markOop biased_value       = mark;
      markOop res_mark = (markOop) Atomic::cmpxchg_ptr(prototype_header, obj->mark_addr(), mark);
      assert(!(*(obj->mark_addr()))->has_bias_pattern(), "even if we raced, should still be revoked");
      return BIAS_REVOKED;
    //code2： 如果epoch过期
    } else if (prototype_header->bias_epoch() != mark->bias_epoch()) {
      if (attempt_rebias) {
        assert(THREAD->is_Java_thread(), "");
        markOop biased_value       = mark;
        markOop rebiased_prototype = markOopDesc::encode((JavaThread*) THREAD, mark->age(), prototype_header->bias_epoch());
        markOop res_mark = (markOop) Atomic::cmpxchg_ptr(rebiased_prototype, obj->mark_addr(), mark);
        if (res_mark == biased_value) {
          return BIAS_REVOKED_AND_REBIASED;
        }
      } else {
        markOop biased_value       = mark;
        markOop unbiased_prototype = markOopDesc::prototype()->set_age(mark->age());
        markOop res_mark = (markOop) Atomic::cmpxchg_ptr(unbiased_prototype, obj->mark_addr(), mark);
        if (res_mark == biased_value) {
          return BIAS_REVOKED;
        }
      }
    }
  }
  //code 3：批量重偏向与批量撤销的逻辑
  HeuristicsResult heuristics = update_heuristics(obj(), attempt_rebias);
  if (heuristics == HR_NOT_BIASED) {
    return NOT_BIASED;
  } else if (heuristics == HR_SINGLE_REVOKE) {
    //code 4：撤销单个线程
    Klass *k = obj->klass();
    markOop prototype_header = k->prototype_header();
    if (mark->biased_locker() == THREAD &&
        prototype_header->bias_epoch() == mark->bias_epoch()) {
      // 走到这里说明需要撤销的是偏向当前线程的锁，当调用Object#hashcode方法时会走到这一步
      // 因为只要遍历当前线程的栈就好了，所以不需要等到safepoint再撤销。
      ResourceMark rm;
      if (TraceBiasedLocking) {
        tty->print_cr("Revoking bias by walking my own stack:");
      }
      BiasedLocking::Condition cond = revoke_bias(obj(), false, false, (JavaThread*) THREAD);
      ((JavaThread*) THREAD)->set_cached_monitor_info(NULL);
      assert(cond == BIAS_REVOKED, "why not?");
      return cond;
    } else {
      // 下面代码最终会在VM线程中的safepoint调用revoke_bias方法
      VM_RevokeBias revoke(&obj, (JavaThread*) THREAD);
      VMThread::execute(&revoke);
      return revoke.status_code();
    }
  }
 
  assert((heuristics == HR_BULK_REVOKE) ||
         (heuristics == HR_BULK_REBIAS), "?");
   //code5：批量撤销、批量重偏向的逻辑
  VM_BulkRevokeBias bulk_revoke(&obj, (JavaThread*) THREAD,
                                (heuristics == HR_BULK_REBIAS),
                                attempt_rebias);
  VMThread::execute(&bulk_revoke);
  return bulk_revoke.status_code();
}
会走到该方法的逻辑有很多，我们只分析最常见的情况：假设锁已经偏向线程A，这时B线程尝试获得锁。
上面的code 1，code 2B线程都不会走到，最终会走到code 4处，如果要撤销的锁偏向的是当前线程则直接调用revoke_bias撤销偏向锁，否则会将该操作push到VM Thread中等到safepoint的时候再执行。
关于VM Thread这里介绍下：在JVM中有个专门的VM Thread，该线程会源源不断的从VMOperationQueue中取出请求，比如GC请求。对于需要safepoint的操作（VM_Operationevaluate_at_safepoint返回true）必须要等到所有的Java线程进入到safepoint才开始执行。 关于safepoint可以参考下这篇文章。
接下来我们着重分析下revoke_bias方法。第一个参数为锁对象，第2、3个参数为都为false
static BiasedLocking::Condition revoke_bias(oop obj, bool allow_rebias, bool is_bulk, JavaThread* requesting_thread) {
  markOop mark = obj->mark();
  // 如果没有开启偏向模式，则直接返回NOT_BIASED
  if (!mark->has_bias_pattern()) {
    ...
    return BiasedLocking::NOT_BIASED;
  }
  uint age = mark->age();
  // 构建两个mark word，一个是匿名偏向模式（101），一个是无锁模式（001）
  markOop   biased_prototype = markOopDesc::biased_locking_prototype()->set_age(age);
  markOop unbiased_prototype = markOopDesc::prototype()->set_age(age);
  ...
  JavaThread* biased_thread = mark->biased_locker();
  if (biased_thread == NULL) {
     // 匿名偏向。当调用锁对象的hashcode()方法可能会导致走到这个逻辑
     // 如果不允许重偏向，则将对象的mark word设置为无锁模式
    if (!allow_rebias) {
      obj->set_mark(unbiased_prototype);
    }
    ...
    return BiasedLocking::BIAS_REVOKED;
  }
  // code 1：判断偏向线程是否还存活
  bool thread_is_alive = false;
  // 如果当前线程就是偏向线程 
  if (requesting_thread == biased_thread) {
    thread_is_alive = true;
  } else {
     // 遍历当前jvm的所有线程，如果能找到，则说明偏向的线程还存活
    for (JavaThread* cur_thread = Threads::first(); cur_thread != NULL; cur_thread = cur_thread->next()) {
      if (cur_thread == biased_thread) {
        thread_is_alive = true;
        break;
      }
    }
  }
  // 如果偏向的线程已经不存活了
  if (!thread_is_alive) {
    // 允许重偏向则将对象mark word设置为匿名偏向状态，否则设置为无锁状态
    if (allow_rebias) {
      obj->set_mark(biased_prototype);
    } else {
      obj->set_mark(unbiased_prototype);
    }
    ...
    return BiasedLocking::BIAS_REVOKED;
  }
  // 线程还存活则遍历线程栈中所有的Lock Record
  GrowableArray<MonitorInfo*>* cached_monitor_info = get_or_compute_monitor_info(biased_thread);
  BasicLock* highest_lock = NULL;
  for (int i = 0; i < cached_monitor_info->length(); i++) {
    MonitorInfo* mon_info = cached_monitor_info->at(i);
    // 如果能找到对应的Lock Record说明偏向的线程还在执行同步代码块中的代码
    if (mon_info->owner() == obj) {
      ...
      // 需要升级为轻量级锁，直接修改偏向线程栈中的Lock Record。为了处理锁重入的case，在这里将Lock Record的Displaced Mark Word设置为null，第一个Lock Record会在下面的代码中再处理
      markOop mark = markOopDesc::encode((BasicLock*) NULL);
      highest_lock = mon_info->lock();
      highest_lock->set_displaced_header(mark);
    } else {
      ...
    }
  }
  if (highest_lock != NULL) {
    // 修改第一个Lock Record为无锁状态，然后将obj的mark word设置为指向该Lock Record的指针
    highest_lock->set_displaced_header(unbiased_prototype);
    obj->release_set_mark(markOopDesc::encode(highest_lock));
    ...
  } else {
    // 走到这里说明偏向线程已经不在同步块中了
    ...
    if (allow_rebias) {
       //设置为匿名偏向状态
      obj->set_mark(biased_prototype);
    } else {
      // 将mark word设置为无锁状态
      obj->set_mark(unbiased_prototype);
    }
  }
  return BiasedLocking::BIAS_REVOKED;
}
需要注意下，当调用锁对象的Object#hash或System.identityHashCode()方法会导致该对象的偏向锁或轻量级锁升级。这是因为在Java中一个对象的hashcode是在调用这两个方法时才生成的，如果是无锁状态则存放在mark word中，如果是重量级锁则存放在对应的monitor中，而偏向锁是没有地方能存放该信息的，所以必须升级。具体可以看这篇文章的hashcode()方法对偏向锁的影响小节（注意：该文中对于偏向锁的加锁描述有些错误），另外我也向该文章作者请教过一些问题，他很热心的回答了我，在此感谢一下！
言归正传，revoke_bias方法逻辑：
查看偏向的线程是否存活，如果已经不存活了，则直接撤销偏向锁。JVM维护了一个集合存放所有存活的线程，通过遍历该集合判断某个线程是否存活。
偏向的线程是否还在同步块中，如果不在了，则撤销偏向锁。我们回顾一下偏向锁的加锁流程：每次进入同步块（即执行monitorenter）的时候都会以从高往低的顺序在栈中找到第一个可用的Lock Record，将其obj字段指向锁对象。每次解锁（即执行monitorexit）的时候都会将最低的一个相关Lock Record移除掉。所以可以通过遍历线程栈中的Lock Record来判断线程是否还在同步块中。
将偏向线程所有相关Lock Record的Displaced Mark Word设置为null，然后将最高位的Lock Record的Displaced Mark Word 设置为无锁状态，最高位的Lock Record也就是第一次获得锁时的Lock Record（这里的第一次是指重入获取锁时的第一次），然后将对象头指向最高位的Lock Record，这里不需要用CAS指令，因为是在safepoint。 执行完后，就升级成了轻量级锁。原偏向线程的所有Lock Record都已经变成轻量级锁的状态。这里如果看不明白，请回顾上篇文章的轻量级锁加锁过程。
偏向锁的释放
偏向锁的释放入口在bytecodeInterpreter.cpp#1923
CASE(_monitorexit): {
  oop lockee = STACK_OBJECT(-1);
  CHECK_NULL(lockee);
  // derefing's lockee ought to provoke implicit null check
  // find our monitor slot
  BasicObjectLock* limit = istate->monitor_base();
  BasicObjectLock* most_recent = (BasicObjectLock*) istate->stack_base();
  // 从低往高遍历栈的Lock Record
  while (most_recent != limit ) {
    // 如果Lock Record关联的是该锁对象
    if ((most_recent)->obj() == lockee) {
      BasicLock* lock = most_recent->lock();
      markOop header = lock->displaced_header();
      // 释放Lock Record
      most_recent->set_obj(NULL);
      // 如果是偏向模式，仅仅释放Lock Record就好了。否则要走轻量级锁or重量级锁的释放流程
      if (!lockee->mark()->has_bias_pattern()) {
        bool call_vm = UseHeavyMonitors;
        // header!=NULL说明不是重入，则需要将Displaced Mark Word CAS到对象头的Mark Word
        if (header != NULL || call_vm) {
          if (call_vm || Atomic::cmpxchg_ptr(header, lockee->mark_addr(), lock) != lock) {
            // CAS失败或者是重量级锁则会走到这里，先将obj还原，然后调用monitorexit方法
            most_recent->set_obj(lockee);
            CALL_VM(InterpreterRuntime::monitorexit(THREAD, most_recent), handle_exception);
          }
        }
      }
      //执行下一条命令
      UPDATE_PC_AND_TOS_AND_CONTINUE(1, -1);
    }
    //处理下一条Lock Record
    most_recent++;
  }
  // Need to throw illegal monitor state exception
  CALL_VM(InterpreterRuntime::throw_illegal_monitor_state_exception(THREAD), handle_exception);
  ShouldNotReachHere();
}
上面的代码结合注释理解起来应该不难，偏向锁的释放很简单，只要将对应Lock Record释放就好了，而轻量级锁则需要将Displaced Mark Word替换到对象头的mark word中。如果CAS失败或者是重量级锁则进入到InterpreterRuntime::monitorexit方法中。该方法会在轻量级与重量级锁的文章中讲解。
批量重偏向和批量撤销
批量重偏向和批量撤销的背景可以看上篇文章，相关实现在BiasedLocking::revoke_and_rebias中：
BiasedLocking::Condition BiasedLocking::revoke_and_rebias(Handle obj, bool attempt_rebias, TRAPS) {
  ...
  //code 1：重偏向的逻辑
  HeuristicsResult heuristics = update_heuristics(obj(), attempt_rebias);
  // 非重偏向的逻辑
  ...
      
  assert((heuristics == HR_BULK_REVOKE) ||
         (heuristics == HR_BULK_REBIAS), "?"); 
   //code 2：批量撤销、批量重偏向的逻辑
  VM_BulkRevokeBias bulk_revoke(&obj, (JavaThread*) THREAD,
                                (heuristics == HR_BULK_REBIAS),
                                attempt_rebias);
  VMThread::execute(&bulk_revoke);
  return bulk_revoke.status_code();
}
在每次撤销偏向锁的时候都通过update_heuristics方法记录下来，以类为单位，当某个类的对象撤销偏向次数达到一定阈值的时候JVM就认为该类不适合偏向模式或者需要重新偏向另一个对象，update_heuristics就会返回HR_BULK_REVOKE或HR_BULK_REBIAS。进行批量撤销或批量重偏向。
先看update_heuristics方法。
static HeuristicsResult update_heuristics(oop o, bool allow_rebias) {
  markOop mark = o->mark();
  //如果不是偏向模式直接返回
  if (!mark->has_bias_pattern()) {
    return HR_NOT_BIASED;
  }
 
  // 锁对象的类
  Klass* k = o->klass();
  // 当前时间
  jlong cur_time = os::javaTimeMillis();
  // 该类上一次批量撤销的时间
  jlong last_bulk_revocation_time = k->last_biased_lock_bulk_revocation_time();
  // 该类偏向锁撤销的次数
  int revocation_count = k->biased_lock_revocation_count();
  // BiasedLockingBulkRebiasThreshold是重偏向阈值（默认20），BiasedLockingBulkRevokeThreshold是批量撤销阈值（默认40），BiasedLockingDecayTime是开启一次新的批量重偏向距离上次批量重偏向的后的延迟时间，默认25000。也就是开启批量重偏向后，经过了一段较长的时间（>=BiasedLockingDecayTime），撤销计数器才超过阈值，那我们会重置计数器。
  if ((revocation_count >= BiasedLockingBulkRebiasThreshold) &&
      (revocation_count <  BiasedLockingBulkRevokeThreshold) &&
      (last_bulk_revocation_time != 0) &&
      (cur_time - last_bulk_revocation_time >= BiasedLockingDecayTime)) {
    // This is the first revocation we've seen in a while of an
    // object of this type since the last time we performed a bulk
    // rebiasing operation. The application is allocating objects in
    // bulk which are biased toward a thread and then handing them
    // off to another thread. We can cope with this allocation
    // pattern via the bulk rebiasing mechanism so we reset the
    // klass's revocation count rather than allow it to increase
    // monotonically. If we see the need to perform another bulk
    // rebias operation later, we will, and if subsequently we see
    // many more revocation operations in a short period of time we
    // will completely disable biasing for this type.
    k->set_biased_lock_revocation_count(0);
    revocation_count = 0;
  }
  // 自增撤销计数器
  if (revocation_count <= BiasedLockingBulkRevokeThreshold) {
    revocation_count = k->atomic_incr_biased_lock_revocation_count();
  }
  // 如果达到批量撤销阈值则返回HR_BULK_REVOKE
  if (revocation_count == BiasedLockingBulkRevokeThreshold) {
    return HR_BULK_REVOKE;
  }
  // 如果达到批量重偏向阈值则返回HR_BULK_REBIAS
  if (revocation_count == BiasedLockingBulkRebiasThreshold) {
    return HR_BULK_REBIAS;
  }
  // 没有达到阈值则撤销单个对象的锁
  return HR_SINGLE_REVOKE;
}
当达到阈值的时候就会通过VM 线程在safepoint调用bulk_revoke_or_rebias_at_safepoint, 参数bulk_rebias如果是true代表是批量重偏向否则为批量撤销。attempt_rebias_of_object代表对操作的锁对象o是否运行重偏向，这里是true。
static BiasedLocking::Condition bulk_revoke_or_rebias_at_safepoint(oop o,
                                                                   bool bulk_rebias,
                                                                   bool attempt_rebias_of_object,
                                                                   JavaThread* requesting_thread) {
  ...
  jlong cur_time = os::javaTimeMillis();
  o->klass()->set_last_biased_lock_bulk_revocation_time(cur_time);
  Klass* k_o = o->klass();
  Klass* klass = k_o;
  if (bulk_rebias) {
    // 批量重偏向的逻辑
    if (klass->prototype_header()->has_bias_pattern()) {
      // 自增前类中的的epoch
      int prev_epoch = klass->prototype_header()->bias_epoch();
      // code 1：类中的epoch自增
      klass->set_prototype_header(klass->prototype_header()->incr_bias_epoch());
      int cur_epoch = klass->prototype_header()->bias_epoch();
      // code 2：遍历所有线程的栈，更新类型为该klass的所有锁实例的epoch
      for (JavaThread* thr = Threads::first(); thr != NULL; thr = thr->next()) {
        GrowableArray<MonitorInfo*>* cached_monitor_info = get_or_compute_monitor_info(thr);
        for (int i = 0; i < cached_monitor_info->length(); i++) {
          MonitorInfo* mon_info = cached_monitor_info->at(i);
          oop owner = mon_info->owner();
          markOop mark = owner->mark();
          if ((owner->klass() == k_o) && mark->has_bias_pattern()) {
            // We might have encountered this object already in the case of recursive locking
            assert(mark->bias_epoch() == prev_epoch || mark->bias_epoch() == cur_epoch, "error in bias epoch adjustment");
            owner->set_mark(mark->set_bias_epoch(cur_epoch));
          }
        }
      }
    }
    // 接下来对当前锁对象进行重偏向
    revoke_bias(o, attempt_rebias_of_object && klass->prototype_header()->has_bias_pattern(), true, requesting_thread);
  } else {
    ...
    // code 3：批量撤销的逻辑，将类中的偏向标记关闭，markOopDesc::prototype()返回的是一个关闭偏向模式的prototype
    klass->set_prototype_header(markOopDesc::prototype());
    // code 4：遍历所有线程的栈，撤销该类所有锁的偏向
    for (JavaThread* thr = Threads::first(); thr != NULL; thr = thr->next()) {
      GrowableArray<MonitorInfo*>* cached_monitor_info = get_or_compute_monitor_info(thr);
      for (int i = 0; i < cached_monitor_info->length(); i++) {
        MonitorInfo* mon_info = cached_monitor_info->at(i);
        oop owner = mon_info->owner();
        markOop mark = owner->mark();
        if ((owner->klass() == k_o) && mark->has_bias_pattern()) {
          revoke_bias(owner, false, true, requesting_thread);
        }
      }
    }
    // 撤销当前锁对象的偏向模式
    revoke_bias(o, false, true, requesting_thread);
  }
  ...
  
  BiasedLocking::Condition status_code = BiasedLocking::BIAS_REVOKED;
  if (attempt_rebias_of_object &&
      o->mark()->has_bias_pattern() &&
      klass->prototype_header()->has_bias_pattern()) {
    // 构造一个偏向请求线程的mark word
    markOop new_mark = markOopDesc::encode(requesting_thread, o->mark()->age(),
                                           klass->prototype_header()->bias_epoch());
    // 更新当前锁对象的mark word
    o->set_mark(new_mark);
    status_code = BiasedLocking::BIAS_REVOKED_AND_REBIASED;
    ...
  }
  ...
  return status_code;
}
该方法分为两个逻辑：批量重偏向和批量撤销。
先看批量重偏向，分为两步：
code 1 将类中的撤销计数器自增1，之后当该类已存在的实例获得锁时，就会尝试重偏向，
相关逻辑在偏向锁获取流程小节中。
code 2 处理当前正在被使用的锁对象，通过遍历所有存活线程的栈，找到所有正在使用的偏向锁对象，
然后更新它们的epoch值。也就是说不会重偏向正在使用的锁，否则会破坏锁的线程安全性。
批量撤销逻辑如下：
code 3将类的偏向标记关闭，之后当该类已存在的实例获得锁时，就会升级为轻量级锁；
该类新分配的对象的mark word则是无锁模式。
code 4处理当前正在被使用的锁对象，通过遍历所有存活线程的栈，找到所有正在使用的偏向锁对象，
然后撤销偏向锁。
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https://github.com/farmerjohngit/myblog/issues/14 锁说明

线程的引入

1.线程的引入

如果说，在操作系统中引入进程的目的，是为了使多个程序能并发执行，以提高资源 利用率和系统吞吐量，那么，在操作系统中再引入线程，则是为了减少程序在并发执行时 所付出的时空开销，使 OS 具有更好的并发性。为了说明这一点，我们首先来回顾进程的两 个基本属性: 1 进程是一个可拥有资源的独立单位;2 进程同时又是一个可独立调度和分 派的基本单位。正是由于进程有这两个基本属性，才使之成为一个能独立运行的基本单位， 从而也就构成了进程并发执行的基础。然而，为使程序能并发执行，系统还必须进行以下 的一系列操作。

线程的属性

在多线程 OS 中，通常是在一个进程中包括多个线程，每个线程都是作为利用 CPU 的 基本单位，是花费最小开销的实体。线程具有下述属性。
(**1) 轻型实体。**线程中的实体基本上不拥有系统资源，只是有一点必不可少的、 能保 证其独立运行的资源，比如，在每个线程中都应具有一个用于控制线程运行的线程控制块 TCB，用于指示被执行指令序列的程序计数器，保留局部变量、少数状态参数和返回地址 等的一组寄存器和堆栈。
**(2) 独立调度和分派的基本单位。**在多线程 OS 中，线程是能独立运行的基本单位，因 而也是独立调度和分派的基本单位。由于线程很“轻”，故线程的切换非常迅速且开销小。
**(3) 可并发执行。**在一个进程中的多个线程之间可以并发执行，甚至允许在一个进程中 的所有线程都能并发执行;同样，不同进程中的线程也能并发执行。
**(4) 共享进程资源。**在同一进程中的各个线程都可以共享该进程所拥有的资源，这首先 表现在所有线程都具有相同的地址空间(进程的地址空间)。这意味着线程可以访问该地址空 间中的每一个虚地址;此外，还可以访问进程所拥有的已打开文件、定时器、信号量机构 等。

线程的状态

**(1) 状态参数。**在OS中的每一个线程都可以利用线程标识符和一组状态参数进行描述。 状态参数通常有这样几项:1 寄存器状态，它包括程序计数器 PC 和堆栈指针中的内容; 2 堆栈，在堆栈中通常保存有局部变量和返回地址;3 线程运行状态，用于描述线程正 处于何种运行状态;4 优先级，描述线程执行的优先程度;5 线程专有存储器，用于保 存线程自己的局部变量拷贝;6 信号屏蔽，即对某些信号加以屏蔽。
**(2) 线程运行状态。**如同传统的进程一样，在各线程之间也存在着共享资源和相互合作 的制约关系，致使线程在运行时也具有间断性。相应地，线程在运行时也具有下述三种基 本状态: 1 执行状态，表示线程正获得处理机而运行;2 就绪状态，指线程已具备了各种 执行条件，一旦获得 CPU 便可执行的状态;3 阻塞状态，指线程在执行中因某事件而受 阻，处于暂停执行时的状态。

5.线程的创建和终止

在多线程 OS 环境下，应用程序在启动时，通常仅有一个线程在执行，该线程被人们称 为“初始化线程”。它可根据需要再去创建若干个线程。在创建新线程时，需要利用一个线 程创建函数(或系统调用)，并提供相应的参数，如指向线程主程序的入口指针、堆栈的大 小，以及用于调度的优先级等。在线程创建函数执行完后，将返回一个线程标识符供以后 使用。
如同进程一样，线程也是具有生命期的。终止线程的方式有两种:一种是在线程完成 了自己的工作后自愿退出;另一种是线程在运行中出现错误或由于某种原因而被其它线程 强行终止。但有些线程(主要是系统线程)，在它们一旦被建立起来之后，便一直运行下去而 不再被终止。在大多数的 OS 中，线程被中止后并不立即释放它所占有的资源，只有当进程 中的其它线程执行了分离函数后，被终止的线程才与资源分离，此时的资源才能被其它线 程利用。
虽已被终止但尚未释放资源的线程，仍可以被需要它的线程所调用，以使被终止线程 重新恢复运行。为此，调用者线程须调用一条被称为“等待线程终止”的连接命令，来与 该线程进行连接。如果在一个调用者线程调用“等待线程终止”的连接命令试图与指定线 程相连接时，若指定线程尚未被终止，则调用连接命令的线程将会阻塞，直至指定线程被 终止后才能实现它与调用者线程的连接并继续执行;若指定线程已被终止，则调用者线程 不会被阻塞而是继续执行。
java字节码拓展

1. 存储和加载类指令：主要包括load系列指令、store系列指令和ldc、push系列指令，主要用于在局部变量表、操作数栈和常量池三者之间进行数据调度；（关于常量池前面没有特别讲解，这个也很简单，顾名思义，就是这个池子里放着各种常量，好比片场的道具库）
2. 对象操作指令（创建与读写访问）：比如我们刚刚的putfield和getfield就属于读写访问的指令，此外还有putstatic/getstatic，还有new系列指令，以及instanceof等指令。
3. 操作数栈管理指令：如pop和dup，他们只对操作数栈进行操作。
4. 类型转换指令和运算指令：如add/div/l2i等系列指令，实际上这类指令一般也只对操作数栈进行操作。
5. 控制跳转指令：这类里包含常用的if系列指令以及goto类指令。
6. 方法调用和返回指令：主要包括invoke系列指令和return系列指令。这类指令也意味这一个方法空间的开辟和结束，即invoke会唤醒一个新的java方法小宇宙（新的栈和局部变量表），而return则意味着这个宇宙的结束回收。
   a对应对象，表示指令操作对象性数据，比如aload和astore、areturn等等。
   i对应整形。也就有iload，istore等i系列指令。
   f对应浮点型。
   l对应long，b对应byte，d对应double，c对应char。
   另外地，ia对应int array，aa对应object array，da对应double array。不在一一赘述。
   
   https://www.ibm.com/developerworks/cn/java/j-lo-just-in-time/index.html jit