时势造英雄：聪明和勤奋是成功的前置条件，世上聪明和勤奋的人多的去了，真正重要的是顺势而为！背景 网上一大票文章都在说Java中的synchronized锁是重量级锁，因为使用了系统调用，会从用户态陷入内核态，开销很大， 性能影响大，而ReentrantLock使用的是CAS轻量级操作，性能开销小，虽然JDK1.6后对synchronized进行了锁升级的优化，但是还是避免不了人们synchronized性能比不上ReentrantLock的刻板映像！
究其原因就是synchronized很重！有系统调用，会从用户态陷入内核态，那ReentrantLock有没有系统调用呢？那么本文就从系统调用的角度分析一下两者
长文预警！！！
前置知识 ReentrantLock原理 一图胜前言，ReentrantLock从大局上看原理如下（注意ReentrantLock继承自AbstractQueuedSynchronizer）
文章图片
- 一个数字state表示资源，一个线程尝试CAS地去+1，操作成功即上锁，那么可以欢快的执行锁内的代码
- 另一个哥们(线程)也来尝试CAS地+1，不好意思锁别人占着，你乖乖排队去（双向的CLH队列）阻塞，后面的线程来抢锁，抢不到都排队去就完事
- 第一个线程执行完释放锁资源，此时只有它自己在执行，欢快的将state置0（不用CAS），然后叫醒排在它后面的哥们（即队列中第二个节点）执行。
synchronized原理 synchronized由于是JDK自带的锁，是JVM层面去实现的（因为JDK1.6后synchronized有锁升级的过程，此处只分析synchronized重量级锁），具体是用ObjectMonitor来实现，开局一张原理图
文章图片
ObjectMonitor主要数据结构如下
ObjectMonitor() {
_count= 0;
// 记录个数
...
_owner= NULL;
//持有锁线程
_WaitSet= NULL;
// 处于wait状态的线程，会被加入到_WaitSet
...
_EntryList= NULL;
// 处于等待锁block状态的线程，会被加入到该列表
}
- 想要获取monitor（即锁）的线程，首先会进入_EntryList队列。
- 当某个线程获取到对象的monitor后，进入_Owner区域，设置为当前线程，同时计数器_count+1
- 如果线程调用了Object#wait()方法，则会进入_WaitSet队列。它会释放monitor锁，即将_owner赋值为null，并且_count-1，进入_WaitSet队列阻塞等待。
- 如果其他线程调用 Object#notify() / notifyAll() ，会唤醒_WaitSet中的某个线程，该线程再次尝试获取monitor锁，成功即进入_Owner区域。
- 同步方法执行完毕了，线程退出临界区，会将monitor的_owner设为null，并释放监视锁。
在电脑中，系统调用（英语：system call），指运行在用户空间的程序向操作系统内核请求需要更高权限运行的服务。系统调用提供用户程序与操作系统之间的接口。大多数系统交互式操作需求在内核态运行。如设备IO操作或者进程间通信。说人话就是操作系统像一个黑盒子，运行在计算机硬件之上，你自己写的软件需要调用硬件的某些功能比如从磁盘打开一部电影，你的软件没法和硬盘直接交互的，必须告诉这个黑盒子，让黑盒子去硬盘里面去取，为啥要这样设计？
- 安全性与稳定性：操作系统的东西你一个应用层软件不能乱碰，碰坏了宕机谁负责？这个能靠应用层软件自觉遵守？那肯定不行，否则就没有那么多病毒程序了，因此操作系统干脆直接不让你碰，只开放了安全的接口（系统调用）提供给你调用。
- 屏蔽硬件的复杂性：硬件千奇百怪，各种型号，需要各种匹配的驱动才能运行，一个应用层软件想从硬盘读取数据，如果没有操作系统这个黑盒子给你提供便利（系统调用），那你要从硬盘驱动开始写？等你写好了塑料花儿都谢了。
那么Linux有哪些系统调用？这里可以查(系统调用表)：http://blog.rchapman.org/posts/Linux_System_Call_Table_for_x86_64
从系统调用的角度分析 就一个锁而言，那么关键的东西我认为是如何上锁以及如何让线程阻塞以及唤醒线程，那么就从这三个方面分析
ReentrantLock 如何上锁 所谓上锁在ReentrantLock就是给state变量+1，state声明如下，注意是volatile的，也就是在多线程环境下对每个线程都是可见的
private volatile int state;
那么很多线程都在抢这把锁，只有一个线程能抢到（即能执行state+1成功），怎么保证线程安全？答案是CAS，CAS是啥？简单来说就是Compare And Swap，即比较并替换：给一个预期值E和一个更新值U，如果当前值A和预期值E相等，则更新A为U。感觉是不是有点像乐观锁？
int c = getState();
//c是state
if (c == 0) {//锁还没被别人抢
if (compareAndSetState(0, acquires)) {//重点是这句，CAS方式设置state
setExclusiveOwnerThread(current);
return true;
}
}
继续跟下去，调用了unsafe的compareAndSwapInt，在往下就是native方法了
protected final boolean compareAndSetState(int expect, int update) {
// See below for intrinsics setup to support this
return unsafe.compareAndSwapInt(this, stateOffset, expect, update);
}/**
* 源码在http://hg.openjdk.java.net/jdk8/jdk8/jdk/file/687fd7c7986d/src/share/classes/sun/misc/Unsafe.java
* Unsafe.compareAndSwapInt
* Atomically update Java variable to x if it is currently
* holding expected
* @return true if successful
*/
public final native boolean compareAndSwapInt(Object o, long offset,
int expected,
int x);
继续跟踪在JVM中的实现，源码位置：http://hg.openjdk.java.net/jdk8/jdk8/hotspot/file/tip/src/share/vm/prims/unsafe.cpp
UNSAFE_ENTRY(jboolean, Unsafe_CompareAndSwapInt(JNIEnv *env, jobject unsafe, jobject obj, jlong offset, jint e, jint x))
UnsafeWrapper("Unsafe_CompareAndSwapInt");
oop p = JNIHandles::resolve(obj);
jint* addr = (jint *) index_oop_from_field_offset_long(p, offset);
return (jint)(Atomic::cmpxchg(x, addr, e)) == e;
//此处调用了Atomic::cmpxchg
UNSAFE_END
里面又调用了Atomic::cmpxchg，源码位置：http://hg.openjdk.java.net/jdk8/jdk8/hotspot/file/87ee5ee27509/src/os_cpu/linux_x86/vm/atomic_linux_x86.inline.hpp
inline jintAtomic::cmpxchg(jintexchange_value, volatile jint*dest, jintcompare_value) {
int mp = os::is_MP();
__asm__ volatile (LOCK_IF_MP(%4) "cmpxchgl %1,(%3)"
: "=a" (exchange_value)
: "r" (exchange_value), "a" (compare_value), "r" (dest), "r" (mp)
: "cc", "memory");
return exchange_value;
}
- __asm__表示是汇编指令
- LOCK_IF_MP，是否是多核处理器，如果是加上lock指令
- lock 和cmpxchgl是CPU指令，lock指令是个前缀，可以修饰其他指令，cmpxchgl即为CAS指令
文章图片
- 总线锁
- 缓存锁
lock指令会产生总线锁也可能会产生缓存锁，看具体的条件，有下面几种情况只能使用总线锁
- 当操作的数据不能被缓存在处理器内部，这个必须得使用总线锁了
- 操作的数据跨多个缓存行（cache line），缓存锁的前置条件是多个数据在一个缓存行里面
- 有些处理器不支持缓存锁定。对于Intel 486和奔腾处理器，就算锁定的内存区域在处理器的缓存行中也会调用总线锁定。
再来总结一下ReentrantLock如何上锁？
compareAndSetState -> Unsafe.compareAndSwapInt -> JNI(JVM) -> Atomic::cmpxchg -> lock cmpxchg(CPU指令)
绕了一大圈，上锁过程使用了系统调用吗？答案是没有（会在文末证明），在系统调用表里面都搜不到，总体说来上锁过程还算是非常高效的！
如何阻塞 线程抢不到锁会进入队列阻塞，那么到底是什么阻塞的？下面一步一步来看
首先是调用了LockSupport.park()，park直译为停车，线程停车即阻塞，线程就阻塞在这里一动不动了，不会网下执行， LockSupport.park调用了Unsafe.park，这又是一个native方法
private final boolean parkAndCheckInterrupt() {
LockSupport.park(this);
//阻塞
return Thread.interrupted();
}/**
* 源码在http://hg.openjdk.java.net/jdk8/jdk8/jdk/file/687fd7c7986d/src/share/classes/sun/misc/Unsafe.java
* Block current thread, returning when a balancing
* unpark occurs, or a balancing unpark has
* already occurred, or the thread is interrupted, or, if not
* absolute and time is not zero, the given time nanoseconds have
* elapsed, or if absolute, the given deadline in milliseconds
* since Epoch has passed, or spuriously (i.e., returning for no
* "reason"). Note: This operation is in the Unsafe class only
* because unpark is, so it would be strange to place it
* elsewhere.
*/
public native void park(boolean isAbsolute, long time);
看JVM中Unsafe.park的实现，源码在http://hg.openjdk.java.net/jdk8/jdk8/hotspot/file/tip/src/share/vm/prims/unsafe.cpp
UNSAFE_ENTRY(void, Unsafe_Park(JNIEnv *env, jobject unsafe, jboolean isAbsolute, jlong time))
...省略
thread->parker()->park(isAbsolute != 0, time);
...省略
UNSAFE_END调用了parker()->park()，即Parker::park，看一下Parker的定义，源码在http://hg.openjdk.java.net/jdk7/jdk7/hotspot/file/81d815b05abb/src/share/vm/runtime/park.hpp
class Parker : public os::PlatformParker {
public:
// For simplicity of interface with Java, all forms of park (indefinite,
// relative, and absolute) are multiplexed into one call.
void park(bool isAbsolute, jlong time);
void unpark();
}
继承自PlatformParker，而PlatformParker是与平台相关的实现，屏蔽了平台的区别，park具体的实现和平台相关，下面是Linux中的实现，windows的实现可以参考hotspot\src\os\windows\vm\os_windows.cpp
void Parker::park(bool isAbsolute, jlong time) {
//如果别的线程已经unblock了我.
//这里并没有拿到mutex的锁, 需要Atomic::xchg和barrier保证lock-free代码的正确。
// We depend on Atomic::xchg() having full barrier semantics
// since we are doing a lock-free update to _counter.
// 通过原子操作来提升性能，可以跳过 mutex 加锁
if (Atomic::xchg(0, &_counter) > 0) return;
// safepoint region相关
ThreadBlockInVM tbivm(jt);
// 如果别的线程正在unblock我, 而持有了mutex, 我先返回了,没有必要在_mutex上等
if (Thread::is_interrupted(thread, false) || pthread_mutex_trylock(_mutex) != 0) {
return;
}
// 如果别的线程已经unblock了我, no wait needed
// 已经拿到了mutex, 检查 _counter 大于 0 说明其他线程执行过 unpark，这里就可以跳过等待过程
int status;
if (_counter > 0){
_counter = 0;
status = pthread_mutex_unlock(_mutex);
OrderAccess::fence();
return;
}
// 记录线程的状态
OSThreadWaitState osts(thread->osthread(), false /* not Object.wait() */);
jt->set_suspend_equivalent();
// cleared by handle_special_suspend_equivalent_condition() or java_suspend_self()
if (time == 0) {
_cur_index = REL_INDEX;
// arbitrary choice when not timed
// 进入等待并自动释放 mutex 锁，这里没有通过 while 包裹 wait 过程，所以会出现伪唤醒问题
status = pthread_cond_wait(&_cond[_cur_index], _mutex);
} else {
_cur_index = isAbsolute ? ABS_INDEX : REL_INDEX;
// 进入等待并自动释放 mutex 锁，这里没有通过 while 包裹 wait 过程，所以会出现伪唤醒问题
status = pthread_cond_timedwait(&_cond[_cur_index], _mutex, &absTime);
}
_cur_index = -1;
// 已经从block住状态中恢复返回了, 把_counter设0.
_counter = 0;
status = pthread_mutex_unlock(_mutex);
// 要保证多线程的正确性要十二分小心
// 这里的memory fence 是一个lock addl 指令, 加上compiler_barrier
// 保证_counter = 0 是对其他线程是可见的.
// Paranoia to ensure our locked and lock-free paths interact
// correctly with each other and Java-level accesses.
OrderAccess::fence();
// 已经醒过来, 但如果有别人在suspend我,那么继续suspend自己.
// If externally suspended while waiting, re-suspend
if (jt->handle_special_suspend_equivalent_condition()) {
jt->java_suspend_self();
}
}
其实park方法内部也用了CAS！重点关注一下此调用：pthread_cond_wait，就是调用此函数让线程阻塞的，这是POSIX线程(pthread)函数库中一个函数，感兴趣的可以看下它的源码：https://code.woboq.org/userspace/glibc/nptl/pthread_cond_wait.c.html
pthread_cond_wait内部调用了futex，而futex里面进行了系统调用sys_futex！那么futex是啥？参考下man 2 futex
在Linux中，为了挂起线程，使用 futex，futex 即 Fast user space mutex介绍说明futex不一定会进行系统调用，但是调用LockSupport.park()的时候线程确实阻塞了，没有在自旋（spin重试），因为自旋会消耗很多CPU资源，但是阻塞不会消耗，文末会证明LockSupport.park()确实进行了系统调用。
futex 通过用户态和内核配合，可以减小开销，并且线程灵活可控是否要进入睡眠等待还是spin等待。
futex 构成
futex 由一个32bit的futex word和一个系统调用sys_futex组成，futex word是进行互斥的变量，sys_futex 是通知内核对线程进行挂起和唤醒。
futex的使用模式
用户线程 通过 CAS 类原子指令尝试获取锁，如果成功，则获取锁成功。这种情况下无需调用系统调用，不需要进入内核。开销很小。
如果CAS失败，可以选择spin重试，也可以选择挂起自己等待唤醒。这里即调用系统调用，让内核操作挂起，为了保证锁原语，调用者将futex word的当前状态（锁定状态）作为参数传入内核，内核进行检查如果与futex word的当前一致，则挂起线程。否则返回失败。
为了唤醒等待线程，获取锁的线程在释放锁后，需要调用系统调用，来通知锁释放，内核会唤醒等待者进行竞争锁。
总结：
LockSupport.park -> Unsafe.park -> JNI(JVM) -> Parker::park -> pthread_cond_wait -> futex -> sys_futex(系统调用)
如何唤醒 ReentrantLock中调用了LockSupport.unpark，同样unpark也是一个native实现
Node s = node.next;
...
if (s != null)
LockSupport.unpark(s.thread);
//叫醒后面一个/**
* 源码在：http://hg.openjdk.java.net/jdk8/jdk8/jdk/file/687fd7c7986d/src/share/classes/sun/misc/Unsafe.java
* Unblock the given thread blocked on park, or, if it is
* not blocked, cause the subsequent call to park not to
* block.Note: this operation is "unsafe" solely because the
* caller must somehow ensure that the thread has not been
* destroyed. Nothing special is usually required to ensure this
* when called from Java (in which there will ordinarily be a live
* reference to the thread) but this is not nearly-automatically
* so when calling from native code.
* @param thread the thread to unpark.
*
*/
public native void unpark(Object thread);
JVM中unpark的实现，调用了Parker::unpark
UNSAFE_ENTRY(void, Unsafe_Unpark(JNIEnv *env, jobject unsafe, jobject jthread))
UnsafeWrapper("Unsafe_Unpark");
Parker* p = NULL;
if (jthread != NULL) {
...初始化p
}
if (p != NULL) {
...省略
p->unpark();
}
UNSAFE_END
Parker::unpark的实现
void Parker::unpark() {
int s, status ;
// 其实 unpark 这里也可以先通过一个 cas 判断是否 _counter 已经大于0，如果是就可以跳过 mutex 加锁过程，效率更高，稍后你会发现 ParkEvent 就是类似的做法
status = pthread_mutex_lock(_mutex);
assert (status == 0, "invariant") ;
s = _counter;
_counter = 1;
if (s < 1) {
// thread might be parked
if (_cur_index != -1) {
// thread is definitely parked
if (WorkAroundNPTLTimedWaitHang) {
status = pthread_cond_signal (&_cond[_cur_index]);
assert (status == 0, "invariant");
status = pthread_mutex_unlock(_mutex);
assert (status == 0, "invariant");
} else {
// must capture correct index before unlocking
int index = _cur_index;
status = pthread_mutex_unlock(_mutex);
assert (status == 0, "invariant");
status = pthread_cond_signal (&_cond[index]);
assert (status == 0, "invariant");
}
} else {
pthread_mutex_unlock(_mutex);
assert (status == 0, "invariant") ;
}
} else {
pthread_mutex_unlock(_mutex);
assert (status == 0, "invariant") ;
}
}
调用了pthread_cond_signal，pthread_cond_signal和pthread_cond_wait是一对，都调用了系统调用sys_futex，不过传参不一样而已，看看sys_futex的定义
int futex(int *uaddr, int op, int val, const struct timespec *timeout,
int *uaddr2, int val3);
第二个参数op即operation有下面可选，参考：https://linux.die.net/man/2/futex
pthread_cond_wait传参为FUTEX_WAIT，而pthread_cond_signal传参为FUTEX_WAKE
FUTEX_WAIT
FUTEX_WAKE
FUTEX_FD (present up to and including Linux 2.6.25)
FUTEX_REQUEUE (since Linux 2.5.70)
FUTEX_CMP_REQUEUE (since Linux 2.6.7)
相应的，文末也会给出证明
总结
LockSupport.unpark -> Unsafe.unpark -> JNI(JVM) -> Parker::unpark -> pthread_cond_signal -> futex -> sys_futex(系统调用)
synchronized 从系统底层啃完了ReentrantLock这块骨头，synchronized就简单多了，无非CAS、队列、futex几大法宝，此处的synchronized我们只分析重量级锁
前置知识 java中每个对象都有个markword，里面包含了锁信息，当为重量级锁的时候markword的一部分会指向一个ObjectMonitor的数据结构，这个ObjectMonitor就是JVM用来实现重量级锁的，图示如下
文章图片
ObjectMonitor结构如下
ObjectMonitor::ObjectMonitor() {
_header= NULL;
_count= 0;
_waiters= 0,
_recursions= 0;
//线程的重入次数
_object= NULL;
_owner= NULL;
//标识拥有该monitor的线程
_WaitSet= NULL;
//等待线程组成的双向循环链表，_WaitSet是第一个节点
_WaitSetLock= 0 ;
_Responsible= NULL ;
_succ= NULL ;
_cxq= NULL ;
//多线程竞争锁进入时的单向链表
FreeNext= NULL ;
_EntryList= NULL ;
//_owner从该双向循环链表中唤醒线程结点，_EntryList是第一个节点
_SpinFreq= 0 ;
_SpinClock= 0 ;
OwnerIsThread = 0 ;
}
由于synchronized是JVM来实现的，所以下面代码都是c/c++的
如何上锁 由于我们省略了锁升级的过程，直接看重量级锁的进入，代码在https://github.com/JetBrains/jdk8u_hotspot/blob/master/src/share/vm/runtime/objectMonitor.cpp
注意看源码的方法，看源码顺着一条线索去看，比如如何上锁，不要在乎细节，因为看了也看不懂(笑)，反而导致丧失了继续看下去的耐心，当以后能力提升了再来看这些细节
void ATTR ObjectMonitor::enter(TRAPS) {
/*
*省略部分代码
*/
for (;
;
) {
EnterI (THREAD) ;
/**
*省略了部分代码
**/
}
}
直接来看EnterI
void ATTR ObjectMonitor::EnterI (TRAPS) {
Thread * Self = THREAD ;
if (TryLock (Self) > 0) {
//这下不自旋了，我就默默的TryLock一下
return ;
}DeferredInitialize () ;
//此处又有自旋获取锁的操作
if (TrySpin (Self) > 0) {
return ;
}
/**
*到此，自旋终于全失败了，要入队挂起了
**/
ObjectWaiter node(Self) ;
//将Thread封装成ObjectWaiter结点
Self->_ParkEvent->reset() ;
node._prev= (ObjectWaiter *) 0xBAD ;
node.TState= ObjectWaiter::TS_CXQ ;
ObjectWaiter * nxt ;
for (;
;
) { //循环，保证将node插入队列
node._next = nxt = _cxq ;
//将node插入到_cxq队列的首部
//CAS修改_cxq指向node
if (Atomic::cmpxchg_ptr (&node, &_cxq, nxt) == nxt) break ;
if (TryLock (Self) > 0) {//我再默默的TryLock一下，真的是不想挂起呀！
return ;
}
}
if ((SyncFlags & 16) == 0 && nxt == NULL && _EntryList == NULL) {
// Try to assume the role of responsible thread for the monitor.
// CONSIDER:ST vs CAS vs { if (Responsible==null) Responsible=Self }
Atomic::cmpxchg_ptr (Self, &_Responsible, NULL) ;
}
TEVENT (Inflated enter - Contention) ;
int nWakeups = 0 ;
int RecheckInterval = 1 ;
for (;
;
) {
if (TryLock (Self) > 0) break ;
//临死之前，我再TryLock下if ((SyncFlags & 2) && _Responsible == NULL) {
Atomic::cmpxchg_ptr (Self, &_Responsible, NULL) ;
}
if (_Responsible == Self || (SyncFlags & 1)) {
TEVENT (Inflated enter - park TIMED) ;
Self->_ParkEvent->park ((jlong) RecheckInterval) ;
RecheckInterval *= 8 ;
if (RecheckInterval > 1000) RecheckInterval = 1000 ;
} else {
TEVENT (Inflated enter - park UNTIMED) ;
Self->_ParkEvent->park() ;
//终于挂起了
}if (TryLock(Self) > 0) break ;
/**
*后面代码省略
**/
}
看TryLock
int ObjectMonitor::TryLock (Thread * Self) {
for (;
;
) {
void * own = _owner ;
if (own != NULL) return 0 ;
//如果有线程还拥有着重量级锁，退出
//CAS操作将_owner修改为当前线程，操作成功return>0
if (Atomic::cmpxchg_ptr (Self, &_owner, NULL) == NULL) {
return 1 ;
}
//CAS更新失败return<0
if (true) return -1 ;
}
}
看Atomic::cmpxchg_ptr，看这名像啥？这不就是CAS么，所以又来到了熟悉的Atomic::cmpxchg，不明白的可以看上面ReentrantLock如何上锁
inline intptr_t Atomic::cmpxchg_ptr(intptr_t exchange_value, volatile intptr_t* dest, intptr_t compare_value) {
return (intptr_t)cmpxchg((jlong)exchange_value, (volatile jlong*)dest, (jlong)compare_value);
}inline jintAtomic::cmpxchg(jintexchange_value, volatile jint*dest, jintcompare_value) {
int mp = os::is_MP();
__asm__ volatile (LOCK_IF_MP(%4) "cmpxchgl %1,(%3)"
: "=a" (exchange_value)
: "r" (exchange_value), "a" (compare_value), "r" (dest), "r" (mp)
: "cc", "memory");
return exchange_value;
}
总结：
所谓上锁就是给ObjectMonitor._owner设置为指向获得锁的线程
如何阻塞 看上面的ObjectMonitor::EnterI方法，获取不到锁的时候调用了ParkEvent::park()方法，看到这是不是想到Parker::park()？那么到底有啥区别，看一下ParkEvent的定义，源码在https://github.com/JetBrains/jdk8u_hotspot/blob/master/src/share/vm/runtime/park.hpp
class ParkEvent : public os::PlatformEvent {
public:
// MCS-CLH list linkage and Native Mutex/Monitor
ParkEvent * volatile ListNext ;
ParkEvent * volatile ListPrev ;
volatile intptr_t OnList ;
volatile int TState ;
volatile int Notified ;
// for native monitor construct
volatile int IsWaiting ;
// Enqueued on WaitSet
public:
static ParkEvent * Allocate (Thread * t) ;
static void Release (ParkEvent * e) ;
} ;
发现没有park方法，因为ParkEvent继承自PlatformEvent，所以去父类找
int os::PlatformEvent::park(jlong millis) {
...
while (_Event < 0) {// 当令牌不足时，会循环进入等待状态
status = os::Linux::safe_cond_timedwait(_cond, _mutex, &abst);
...
}
继续看os::Linux::safe_cond_timedwait
int os::Linux::safe_cond_timedwait(pthread_cond_t *_cond, pthread_mutex_t *_mutex, const struct timespec *_abstime)
{
if (is_NPTL()) {
return pthread_cond_timedwait(_cond, _mutex, _abstime);
} else {
// 6292965: LinuxThreads pthread_cond_timedwait() resets FPU control
// word back to default 64bit precision if condvar is signaled. Java
// wants 53bit precision.Save and restore current value.
int fpu = get_fpu_control_word();
int status = pthread_cond_timedwait(_cond, _mutex, _abstime);
set_fpu_control_word(fpu);
return status;
}
}
看到没有，调用了pthread_cond_timedwait，pthread_cond_timedwait和pthread_cond_wait的区别一个是有超时设置，一个没有
总结：
ObjectMonitor::enter -> os::PlatformEvent::park -> pthread_cond_timedwait -> futex -> sys_futex(系统调用)
如何唤醒 首先释放重量级锁
void ATTR ObjectMonitor::exit(TRAPS) {
Thread * Self = THREAD ;
//省略很多代码
//省略很多代码
...
w = _EntryList;
if (w != NULL) {
ExitEpilog (Self, w) ;
//从_EntryList中唤醒线程
return ;
}
}
}
看ExitEpilog
void ObjectMonitor::ExitEpilog (Thread * Self, ObjectWaiter * Wakee) {
_succ = Knob_SuccEnabled ? Wakee->_thread : NULL ;
ParkEvent * Trigger = Wakee->_event ;
...
Trigger->unpark() ;
//唤醒线程
...
}
继续看ParkEvent::unpark()，找不到这个方法，找父类os::PlatformEvent::unpark
void os::PlatformEvent::unpark() {
...
if (AnyWaiters != 0 && WorkAroundNPTLTimedWaitHang) {
AnyWaiters = 0;
pthread_cond_signal(_cond);
}
...
}
pthread_cond_signal这啥？上文已经分析过了
总结
ObjectMonitor::exit -> os::PlatformEvent::unpark -> pthread_cond_signal -> futex -> sys_futex(系统调用)
总结 经过上面的分析，有没有感觉ReentrantLock和synchronized本质上就是一个东西？不过一个是在Java层面实现的，一个是JVM层面实现的，但在具体用法上又有些不同，比如
- ReentrantLock用LockSupport.park阻塞和LockSupport.unpark唤醒
- synchronized用Object.wait阻塞和Object.notify/notifyAll唤醒
- ReentrantLock支持更多自定义条件队列，将不同的线程分组放到不同的队列，这样可以更好的控制线程
- synchronized队列是在JVM层面实现的，无法自定义
- 上锁都用CAS操作
- 底层都用了相同的系统调用，不能单纯的说synchronized就比ReentrantLock更重，ReentrantLock就比synchronized更轻
证明 到了最后的证明环节，这里需要先了解一下在Linux中追踪系统调用的命令strace，测试环境为CentOS 7，没有该命令先安装
yum install -y strace
安装java环境，已安装则忽略
# 安装java
yum -y install java-1.8.0-openjdk java-1.8.0-openjdk-devel which# 环境变量设置
cat > /etc/profile.d/java8.sh <证明CAS没有系统调用 程序准备 随便找个目录，新建测试程序CASTest.java，并编译javac CASTest.java
程序很简单，就是一直循环CAS，注意不要调用Thread.sleep()，因为该方法会产生系统调用，影响我们观察结果
import sun.misc.Unsafe;
import java.lang.reflect.Field;
/**
* 证明cas操作没有调用系统调用
* strace -ff -o out java CASTest
* 然后观察输出
*/
public class CASTest {int i = 0;
public static CASTest t = new CASTest();
public static void main(String[] args) throws Exception {
Unsafe unsafe = getUnsafe();
Field f = CASTest.class.getDeclaredField("i");
long offset = unsafe.objectFieldOffset(f);
//CAS一定会失败
while (!unsafe.compareAndSwapInt(t, offset, 1, 1)){
System.out.println(System.currentTimeMillis() + " failed-------------------------");
}
}/**
* 获取unsafe
* @return
* @throws IllegalAccessException
*/
public static Unsafe getUnsafe() throws IllegalAccessException {
//Unsafe unsafe = Unsafe.getUnsafe();
/**
* 为什么不直接通过Unsafe unsafe = Unsafe.getUnsafe();
拿到unsafe实例 ?
* 因为直接拿要抛异常，不信你可以试试看，原因在于直接拿Unsafe会检查当前类加载器是不是Bootstrap加载器
* 如果不是就抛异常，当前类加载器是AppClassLoader，当然不是Bootstrap ClassLoader，
* 也就是说，Unsafe只允许JVM的某些系统来拿，但是你非要用，也可以自己通过下面的骚操作拿
* 参考：https://blog.csdn.net/a7980718/article/details/83279728
*/
Field unsafeField = Unsafe.class.getDeclaredFields()[0];
unsafeField.setAccessible(true);
Unsafe unsafe = (Unsafe) unsafeField.get(null);
return unsafe;
}
}追踪系统调用 -o 表示输出到当前文件夹的out文件中，后面的java CASTest表示运行该程序
strace -ff -o out java CASTest
此时程序疯狂输出，快速打开另外一个shell窗口，在该目录下查看文件ls -lh
-rw-r--r-- 1 root root 1.6K 2月28 13:53 CASTest.class
-rw-r--r-- 1 root root 1.6K 2月28 13:50 CASTest.java
-rw-r--r-- 1 root root14K 2月28 13:53 out.5278
-rw-r--r-- 1 root root 3.6M 2月28 13:53 out.5279
-rw-r--r-- 1 root root13K 2月28 13:53 out.5280
...
发现一堆out.*，因为java本来就是多线程程序，JVM一启动就会产生很多线程，每一个out文件都是一个线程的系统调用输出，此处要找到主线程，最大的那个out.5279就是主线程，因为它最大而且一直在变大，看一眼内容，全是write…，这正是我们程序中输出的字符串，看一眼时间戳，和程序里面的是不是一样？这也能佐证这就是主线程的输出！
write(1, "\n", 1)= 1
write(1, "1614491601624 failed------------"..., 45) = 45
write(1, "\n", 1)= 1
write(1, "1614491601624 failed------------"..., 45) = 45
write(1, "\n", 1)= 1
write(1, "1614491601625 failed------------"..., 45) = 45
write(1, "\n", 1)= 1
write(1, "1614491601625 failed------------"..., 45) = 45
write(1, "\n", 1)= 1write就是系统调用，但是这不是CAS产生的！而是System.out.println这句话产生的，所以证明了CAS本身并没有任何系统调用！
证明pthread_cond_wait和pthread_cond_signal有系统调用 程序准备 和上面证明CAS一样，先准备程序LockSupportTest.java，代码很简单，就是两个线程不停地去park然后unpark对方。
import java.io.IOException;
import java.util.concurrent.locks.LockSupport;
/**
* 证明park和unpark都调用了系统调用sys_futex
* strace -ff -o out java LockSupportTest
* 然后观察输出
*/
public class LockSupportTest {static Thread t1 = null,t2 = null;
public static void main(String[] args) throws IOException, InterruptedException {t1 = new Thread(()->{
while(true){
String name = Thread.currentThread().getName();
System.out.println(System.currentTimeMillis()+ " "+name+" prepare park!");
//底层调用glibc函数库pthread_cond_wait
LockSupport.park();
//底层调用glibc函数库pthread_cond_signal
LockSupport.unpark(t2);
}
},"thread 1");
t2 = new Thread(()->{
while(true){
String name = Thread.currentThread().getName();
System.out.println(System.currentTimeMillis()+ " "+name+" prepare park!");
//底层调用glibc函数库pthread_cond_signal
LockSupport.unpark(t1);
//底层调用glibc函数库pthread_cond_wait
LockSupport.park();
}
},"thread 2");
t1.start();
//此处睡确保线程1先启动
Thread.sleep(10);
t2.start();
//阻塞主线程不退出
System.in.read();
}}追踪系统调用
strace -ff -o out java LockSupportTest
此时新开shell窗口看文件输出
-rw-r--r-- 1 root root 2.2K 2月28 16:16 LockSupportTest.class
-rw-r--r-- 1 root root 1.1K 2月28 16:16 LockSupportTest.java
-rw-r--r-- 1 root root15K 2月28 16:16 out.6398
-rw-r--r-- 1 root root 223K 2月28 16:16 out.6399
-rw-r--r-- 1 root root15K 2月28 16:16 out.6400
-rw-r--r-- 1 root root 1.5K 2月28 16:16 out.6401
-rw-r--r-- 1 root root 1.3K 2月28 16:16 out.6402
-rw-r--r-- 1 root root 2.3K 2月28 16:16 out.6403
-rw-r--r-- 1 root root31K 2月28 16:16 out.6404
-rw-r--r-- 1 root root30K 2月28 16:16 out.6405
-rw-r--r-- 1 root root 1.1K 2月28 16:16 out.6406
-rw-r--r-- 1 root root90K 2月28 16:16 out.6407
-rw-r--r-- 1 root root 5.0M 2月28 16:16 out.6408
-rw-r--r-- 1 root root 5.4M 2月28 16:16 out.6409
-rw-r--r-- 1 root root 2.1K 2月28 16:16 out.6416这次我们不找主线程，找线程1和线程2，发现out.6409和out.6416在疯狂的变大，说明这是线程1或线程2的输出，打开out.6409看一眼
futex(0x7fdee81c0354, FUTEX_WAIT_BITSET_PRIVATE, 303, {tv_sec=9170827, tv_nsec=944125191}, 0xffffffff) = 0
futex(0x7fdee81c0328, FUTEX_WAKE_PRIVATE, 1) = 0
write(1, "1614501167372 thread 2 prepare p"..., 36) = 36
write(1, "\n", 1)= 1
futex(0x7fdee81bef54, FUTEX_WAKE_OP_PRIVATE, 1, 1, 0x7fdee81bef50, FUTEX_OP_SET<<28|0<<12|FUTEX_OP_CMP_GT<<24|0x1) = 1
futex(0x7fdee81c0c04, FUTEX_WAIT_PRIVATE, 541, NULL) = ?
+++ exited with 130 +++这信息就很丰富了，看输出write(1, “1614501167372 thread 2 prepare p”…, 36) = 36可以知道这是线程2的系统调用，具体来解释一下
# 打印了输出
write(1, "1614501167372 thread 2 prepare p"..., 36) = 36
# 打印一个换行符，所以System.out.println其实调用了两次系统调用
write(1, "\n", 1)= 1# 打印完开始叫醒线程1，这里就是系统调用sys_futex！！！
# 打印完开始叫醒线程1，这里就是系统调用sys_futex！！！
# 打印完开始叫醒线程1，这里就是系统调用sys_futex！！！
futex(0x7fdee81bef54, FUTEX_WAKE_OP_PRIVATE, 1, 1, 0x7fdee81bef50, FUTEX_OP_SET<<28|0<<12|FUTEX_OP_CMP_GT<<24|0x1) = 1# 然后开始自己阻塞住，这里也就是系统调用sys_futex！！！
# 然后开始自己阻塞住，这里也就是系统调用sys_futex！！！
# 然后开始自己阻塞住，这里也就是系统调用sys_futex！！！
futex(0x7fdee81c0c04, FUTEX_WAIT_PRIVATE, 541, NULL) = ?
所以证明了pthread_cond_wait和pthread_cond_signal都调用了系统调用sys_futex
【代码狂魔|实战证明java中的两把锁ReentrantLock与synchronized的系统调用】由于个人水平有限，有些细节难免有疏漏或错误，敬请指正。
参考
- https://juejin.cn/post/6844903918653145102#heading-15
- https://albk.tech/%E8%81%8A%E8%81%8ACPU%E7%9A%84LOCK%E6%8C%87%E4%BB%A4.html
- https://www.beikejiedeliulangmao.top/java/concurrent/thread-park/
- https://blog.csdn.net/zwjyyy1203/article/details/106217887
- https://zhuanlan.zhihu.com/p/151271009
推荐阅读
- Java|Java基础——数组
- 人工智能|干货！人体姿态估计与运动预测
- java简介|Java是什么（Java能用来干什么？）
- Java|规范的打印日志
- Linux|109 个实用 shell 脚本
- 程序员|【高级Java架构师系统学习】毕业一年萌新的Java大厂面经，最新整理
- Spring注解驱动第十讲--@Autowired使用
- SqlServer|sql server的UPDLOCK、HOLDLOCK试验
- linux笔记|linux 常用命令汇总（面向面试）
- jvm|【JVM】JVM08(java内存模型解析[JMM])