本文为死磕Synchronized底层实现第三篇文章，内容为重量级锁实现。

本系列文章将对HotSpot的synchronized锁实现进行全面分析，内容包括偏向锁、轻量级锁、重量级锁的加锁、解锁、锁升级流程的原理及源码分析，希望给在研究synchronized路上的同学一些帮助。

重量级的膨胀和加锁流程

当出现多个线程同时竞争锁时，会进入到synchronizer.cpp#slow_enter方法

void ObjectSynchronizer::slow_enter(Handle obj, BasicLock* lock, TRAPS) {

  markOop mark = obj->mark();

  assert(!mark->has_bias_pattern(), "should not see bias pattern here");

  // 如果是无锁状态

  if (mark->is_neutral()) {

    lock->set_displaced_header(mark);

    if (mark == (markOop) Atomic::cmpxchg_ptr(lock, obj()->mark_addr(), mark)) {

      TEVENT (slow_enter: release stacklock) ;

      return ;

    }

    // Fall through to inflate() ...

  } else

  // 如果是轻量级锁重入

  if (mark->has_locker() && THREAD->is_lock_owned((address)mark->locker())) {

    assert(lock != mark->locker(), "must not re-lock the same lock");

    assert(lock != (BasicLock*)obj->mark(), "don't relock with same BasicLock");

    lock->set_displaced_header(NULL);

    return;

  }

 ...

  // 这时候需要膨胀为重量级锁，膨胀前，设置Displaced Mark Word为一个特殊值，代表该锁正在用一个重量级锁的monitor

  lock->set_displaced_header(markOopDesc::unused_mark());

  //先调用inflate膨胀为重量级锁，该方法返回一个ObjectMonitor对象，然后调用其enter方法

  ObjectSynchronizer::inflate(THREAD, obj())->enter(THREAD);

}

在inflate中完成膨胀过程。

ObjectMonitor * ATTR ObjectSynchronizer::inflate (Thread * Self, oop object) {

  ...

  for (;;) {

      const markOop mark = object->mark() ;

      assert (!mark->has_bias_pattern(), "invariant") ;

      // mark是以下状态中的一种：

      // *  Inflated（重量级锁状态）     - 直接返回

      // *  Stack-locked（轻量级锁状态） - 膨胀

      // *  INFLATING（膨胀中）    - 忙等待直到膨胀完成

      // *  Neutral（无锁状态）      - 膨胀

      // *  BIASED（偏向锁）       - 非法状态，在这里不会出现

      // CASE: inflated

      if (mark->has_monitor()) {

          // 已经是重量级锁状态了，直接返回

          ObjectMonitor * inf = mark->monitor() ;

          ...

          return inf ;

      }

      // CASE: inflation in progress

      if (mark == markOopDesc::INFLATING()) {

         // 正在膨胀中，说明另一个线程正在进行锁膨胀，continue重试

         TEVENT (Inflate: spin while INFLATING) ;

         // 在该方法中会进行spin/yield/park等操作完成自旋动作

         ReadStableMark(object) ;

         continue ;

      }

      if (mark->has_locker()) {

          // 当前轻量级锁状态，先分配一个ObjectMonitor对象，并初始化值

          ObjectMonitor * m = omAlloc (Self) ;

          m->Recycle();

          m->_Responsible  = NULL ;

          m->OwnerIsThread = 0 ;

          m->_recursions   = 0 ;

          m->_SpinDuration = ObjectMonitor::Knob_SpinLimit ;   // Consider: maintain by type/class

          // 将锁对象的mark word设置为INFLATING (0)状态

          markOop cmp = (markOop) Atomic::cmpxchg_ptr (markOopDesc::INFLATING(), object->mark_addr(), mark) ;

          if (cmp != mark) {

             omRelease (Self, m, true) ;

             continue ;       // Interference -- just retry

          }

          // 栈中的displaced mark word

          markOop dmw = mark->displaced_mark_helper() ;

          assert (dmw->is_neutral(), "invariant") ;

          // 设置monitor的字段

          m->set_header(dmw) ;

          // owner为Lock Record

          m->set_owner(mark->locker());

          m->set_object(object);

          ...

          // 将锁对象头设置为重量级锁状态

          object->release_set_mark(markOopDesc::encode(m));

         ...

          return m ;

      }

      // CASE: neutral

      // 分配以及初始化ObjectMonitor对象

      ObjectMonitor * m = omAlloc (Self) ;

      // prepare m for installation - set monitor to initial state

      m->Recycle();

      m->set_header(mark);

      // owner为NULL

      m->set_owner(NULL);

      m->set_object(object);

      m->OwnerIsThread = 1 ;

      m->_recursions   = 0 ;

      m->_Responsible  = NULL ;

      m->_SpinDuration = ObjectMonitor::Knob_SpinLimit ;       // consider: keep metastats by type/class

      // 用CAS替换对象头的mark word为重量级锁状态

      if (Atomic::cmpxchg_ptr (markOopDesc::encode(m), object->mark_addr(), mark) != mark) {

          // 不成功说明有另外一个线程在执行inflate，释放monitor对象

          m->set_object (NULL) ;

          m->set_owner  (NULL) ;

          m->OwnerIsThread = 0 ;

          m->Recycle() ;

          omRelease (Self, m, true) ;

          m = NULL ;

          continue ;

          // interference - the markword changed - just retry.

          // The state-transitions are one-way, so there's no chance of

          // live-lock -- "Inflated" is an absorbing state.

      }

      ...

      return m ;

  }

}

inflate中是一个for循环，主要是为了处理多线程同时调用inflate的情况。然后会根据锁对象的状态进行不同的处理：

1.已经是重量级状态，说明膨胀已经完成，直接返回

2.如果是轻量级锁则需要进行膨胀操作

3.如果是膨胀中状态，则进行忙等待

4.如果是无锁状态则需要进行膨胀操作

其中轻量级锁和无锁状态需要进行膨胀操作，轻量级锁膨胀流程如下：

1.调用omAlloc分配一个ObjectMonitor对象(以下简称monitor)，在omAlloc方法中会先从线程私有的monitor集合omFreeList中分配对象，如果omFreeList中已经没有monitor对象，则从JVM全局的gFreeList中分配一批monitor到omFreeList中。

2.初始化monitor对象

3.将状态设置为膨胀中（INFLATING）状态

4.设置monitor的header字段为displaced mark word，owner字段为Lock Record，obj字段为锁对象

5.设置锁对象头的mark word为重量级锁状态，指向第一步分配的monitor对象

无锁状态下的膨胀流程如下：

1.调用omAlloc分配一个ObjectMonitor对象(以下简称monitor)

2.初始化monitor对象

3.设置monitor的header字段为 mark word，owner字段为null，obj字段为锁对象

4.设置锁对象头的mark word为重量级锁状态，指向第一步分配的monitor对象

至于为什么轻量级锁需要一个膨胀中（INFLATING）状态，代码中的注释是：

// Why do we CAS a 0 into the mark-word instead of just CASing the

// mark-word from the stack-locked value directly to the new inflated state?

// Consider what happens when a thread unlocks a stack-locked object.

// It attempts to use CAS to swing the displaced header value from the

// on-stack basiclock back into the object header.  Recall also that the

// header value (hashcode, etc) can reside in (a) the object header, or

// (b) a displaced header associated with the stack-lock, or (c) a displaced

// header in an objectMonitor.  The inflate() routine must copy the header

// value from the basiclock on the owner's stack to the objectMonitor, all

// the while preserving the hashCode stability invariants.  If the owner

// decides to release the lock while the value is 0, the unlock will fail

// and control will eventually pass from slow_exit() to inflate.  The owner

// will then spin, waiting for the 0 value to disappear.   Put another way,

// the 0 causes the owner to stall if the owner happens to try to

// drop the lock (restoring the header from the basiclock to the object)

// while inflation is in-progress.  This protocol avoids races that might

// would otherwise permit hashCode values to change or "flicker" for an object.

// Critically, while object->mark is 0 mark->displaced_mark_helper() is stable.

// 0 serves as a "BUSY" inflate-in-progress indicator.

我没太看懂，有知道的同学可以指点下~

膨胀完成之后，会调用enter方法获得锁

void ATTR ObjectMonitor::enter(TRAPS) {

  Thread * const Self = THREAD ;

  void * cur ;

  // owner为null代表无锁状态，如果能CAS设置成功，则当前线程直接获得锁

  cur = Atomic::cmpxchg_ptr (Self, &_owner, NULL) ;

  if (cur == NULL) {

     ...

     return ;

  }

  // 如果是重入的情况

  if (cur == Self) {

     // TODO-FIXME: check for integer overflow!  BUGID 6557169.

     _recursions ++ ;

     return ;

  }

  // 当前线程是之前持有轻量级锁的线程。由轻量级锁膨胀且第一次调用enter方法，那cur是指向Lock Record的指针

  if (Self->is_lock_owned ((address)cur)) {

    assert (_recursions == 0, "internal state error");

    // 重入计数重置为1

    _recursions = 1 ;

    // 设置owner字段为当前线程（之前owner是指向Lock Record的指针）

    _owner = Self ;

    OwnerIsThread = 1 ;

    return ;

  }

  ...

  // 在调用系统的同步操作之前，先尝试自旋获得锁

  if (Knob_SpinEarly && TrySpin (Self) > 0) {

     ...

     //自旋的过程中获得了锁，则直接返回

     Self->_Stalled = 0 ;

     return ;

  }

  ...

  {

    ...

    for (;;) {

      jt->set_suspend_equivalent();

      // 在该方法中调用系统同步操作

      EnterI (THREAD) ;

      ...

    }

    Self->set_current_pending_monitor(NULL);

  }

  ...

}

如果当前是无锁状态、锁重入、当前线程是之前持有轻量级锁的线程则进行简单操作后返回。
先自旋尝试获得锁，这样做的目的是为了减少执行操作系统同步操作带来的开销
调用EnterI方法获得锁或阻塞

EnterI方法比较长，在看之前，我们先阐述下其大致原理：

一个ObjectMonitor对象包括这么几个关键字段：cxq（下图中的ContentionList），EntryList ，WaitSet，owner。

其中cxq ，EntryList ，WaitSet都是由ObjectWaiter的链表结构，owner指向持有锁的线程。

当一个线程尝试获得锁时，如果该锁已经被占用，则会将该线程封装成一个ObjectWaiter对象插入到cxq的队列的队首，然后调用park函数挂起当前线程。在linux系统上，park函数底层调用的是gclib库的pthread_cond_wait，JDK的ReentrantLock底层也是用该方法挂起线程的。更多细节可以看我之前的两篇文章：关于同步的一点思考-下，linux内核级同步机制–futex

当线程释放锁时，会从cxq或EntryList中挑选一个线程唤醒，被选中的线程叫做Heir presumptive即假定继承人（应该是这样翻译），就是图中的Ready Thread，假定继承人被唤醒后会尝试获得锁，但synchronized是非公平的，所以假定继承人不一定能获得锁（这也是它叫”假定”继承人的原因）。

如果线程获得锁后调用Object#wait方法，则会将线程加入到WaitSet中，当被Object#notify唤醒后，会将线程从WaitSet移动到cxq或EntryList中去。需要注意的是，当调用一个锁对象的wait或notify方法时，如当前锁的状态是偏向锁或轻量级锁则会先膨胀成重量级锁。

synchronized的monitor锁机制和JDK的ReentrantLock与Condition是很相似的，ReentrantLock也有一个存放等待获取锁线程的链表，Condition也有一个类似WaitSet的集合用来存放调用了await的线程。如果你之前对ReentrantLock有深入了解，那理解起monitor应该是很简单。

回到代码上，开始分析EnterI方法：

void ATTR ObjectMonitor::EnterI (TRAPS) {

    Thread * Self = THREAD ;

    ...

    // 尝试获得锁

    if (TryLock (Self) > 0) {

        ...

        return ;

    }

    DeferredInitialize () ;

    // 自旋

    if (TrySpin (Self) > 0) {

        ...

        return ;

    }

    ...

    // 将线程封装成node节点中

    ObjectWaiter node(Self) ;

    Self->_ParkEvent->reset() ;

    node._prev   = (ObjectWaiter *) 0xBAD ;

    node.TState  = ObjectWaiter::TS_CXQ ;

    // 将node节点插入到_cxq队列的头部，cxq是一个单向链表

    ObjectWaiter * nxt ;

    for (;;) {

        node._next = nxt = _cxq ;

        if (Atomic::cmpxchg_ptr (&node, &_cxq, nxt) == nxt) break ;

        // CAS失败的话 再尝试获得锁，这样可以降低插入到_cxq队列的频率

        if (TryLock (Self) > 0) {

            ...

            return ;

        }

    }

    // SyncFlags默认为0，如果没有其他等待的线程，则将_Responsible设置为自己

    if ((SyncFlags & 16) == 0 && nxt == NULL && _EntryList == NULL) {

        Atomic::cmpxchg_ptr (Self, &_Responsible, NULL) ;

    }

    TEVENT (Inflated enter - Contention) ;

    int nWakeups = 0 ;

    int RecheckInterval = 1 ;

    for (;;) {

        if (TryLock (Self) > 0) break ;

        assert (_owner != Self, "invariant") ;

        ...

        // park self

        if (_Responsible == Self || (SyncFlags & 1)) {

            // 当前线程是_Responsible时，调用的是带时间参数的park

            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 {

            //否则直接调用park挂起当前线程

            TEVENT (Inflated enter - park UNTIMED) ;

            Self->_ParkEvent->park() ;

        }

        if (TryLock(Self) > 0) break ;

        ...

        if ((Knob_SpinAfterFutile & 1) && TrySpin (Self) > 0) break ;

           ...

        // 在释放锁时，_succ会被设置为EntryList或_cxq中的一个线程

        if (_succ == Self) _succ = NULL ;

        // Invariant: after clearing _succ a thread *must* retry _owner before parking.

        OrderAccess::fence() ;

    }

   // 走到这里说明已经获得锁了

    assert (_owner == Self      , "invariant") ;

    assert (object() != NULL    , "invariant") ;

    // 将当前线程的node从cxq或EntryList中移除

    UnlinkAfterAcquire (Self, &node) ;

    if (_succ == Self) _succ = NULL ;

    if (_Responsible == Self) {

        _Responsible = NULL ;

        OrderAccess::fence();

    }

    ...

    return ;

}

主要步骤有3步：

将当前线程插入到cxq队列的队首
然后park当前线程
当被唤醒后再尝试获得锁

这里需要特别说明的是_Responsible和_succ两个字段的作用：

当竞争发生时，选取一个线程作为_Responsible，_Responsible线程调用的是有时间限制的park方法，其目的是防止出现搁浅现象。

_succ线程是在线程释放锁是被设置，其含义是Heir presumptive，也就是我们上面说的假定继承人。

重量级锁的释放

重量级锁释放的代码在ObjectMonitor::exit：

void ATTR ObjectMonitor::exit(bool not_suspended, TRAPS) {

   Thread * Self = THREAD ;

   // 如果_owner不是当前线程

   if (THREAD != _owner) {

     // 当前线程是之前持有轻量级锁的线程。由轻量级锁膨胀后还没调用过enter方法，_owner会是指向Lock Record的指针。

     if (THREAD->is_lock_owned((address) _owner)) {

       assert (_recursions == 0, "invariant") ;

       _owner = THREAD ;

       _recursions = 0 ;

       OwnerIsThread = 1 ;

     } else {

       // 异常情况:当前不是持有锁的线程

       TEVENT (Exit - Throw IMSX) ;

       assert(false, "Non-balanced monitor enter/exit!");

       if (false) {

          THROW(vmSymbols::java_lang_IllegalMonitorStateException());

       }

       return;

     }

   }

   // 重入计数器还不为0，则计数器-1后返回

   if (_recursions != 0) {

     _recursions--;        // this is simple recursive enter

     TEVENT (Inflated exit - recursive) ;

     return ;

   }

   // _Responsible设置为null

   if ((SyncFlags & 4) == 0) {

      _Responsible = NULL ;

   }

   ...

   for (;;) {

      assert (THREAD == _owner, "invariant") ;

      // Knob_ExitPolicy默认为0

      if (Knob_ExitPolicy == 0) {

         // code 1：先释放锁，这时如果有其他线程进入同步块则能获得锁

         OrderAccess::release_store_ptr (&_owner, NULL) ;   // drop the lock

         OrderAccess::storeload() ;                         // See if we need to wake a successor

         // code 2：如果没有等待的线程或已经有假定继承人

         if ((intptr_t(_EntryList)|intptr_t(_cxq)) == 0 || _succ != NULL) {

            TEVENT (Inflated exit - simple egress) ;

            return ;

         }

         TEVENT (Inflated exit - complex egress) ;

         // code 3：要执行之后的操作需要重新获得锁，即设置_owner为当前线程

         if (Atomic::cmpxchg_ptr (THREAD, &_owner, NULL) != NULL) {

            return ;

         }

         TEVENT (Exit - Reacquired) ;

      }

      ...

      ObjectWaiter * w = NULL ;

      // code 4：根据QMode的不同会有不同的唤醒策略，默认为0

      int QMode = Knob_QMode ;

      if (QMode == 2 && _cxq != NULL) {

          // QMode == 2 : cxq中的线程有更高优先级，直接唤醒cxq的队首线程

          w = _cxq ;

          assert (w != NULL, "invariant") ;

          assert (w->TState == ObjectWaiter::TS_CXQ, "Invariant") ;

          ExitEpilog (Self, w) ;

          return ;

      }

      if (QMode == 3 && _cxq != NULL) {

          // 将cxq中的元素插入到EntryList的末尾

          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 ;

          }

          // Append the RATs to the EntryList

          // TODO: organize EntryList as a CDLL so we can locate the tail in constant-time.

          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 ;

          }

          // Fall thru into code that tries to wake a successor from EntryList

      }

      if (QMode == 4 && _cxq != NULL) {

          // 将cxq插入到EntryList的队首

          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 ;

          // Fall thru into code that tries to wake a successor from EntryList

      }

      w = _EntryList  ;

      if (w != NULL) {

          // 如果EntryList不为空，则直接唤醒EntryList的队首元素

          assert (w->TState == ObjectWaiter::TS_ENTER, "invariant") ;

          ExitEpilog (Self, w) ;

          return ;

      }

      // EntryList为null，则处理cxq中的元素

      w = _cxq ;

      if (w == NULL) continue ;

      // 因为之后要将cxq的元素移动到EntryList，所以这里将cxq字段设置为null

      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 : 将cxq中的元素转移到EntryList，并反转顺序

         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‘

         // 将cxq中的元素转移到EntryList

         _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 ;

         }

      }

      // _succ不为null，说明已经有个继承人了，所以不需要当前线程去唤醒，减少上下文切换的比率

      if (_succ != NULL) continue;

      w = _EntryList  ;

      // 唤醒EntryList第一个元素

      if (w != NULL) {

          guarantee (w->TState == ObjectWaiter::TS_ENTER, "invariant") ;

          ExitEpilog (Self, w) ;

          return ;

      }

   }

}

在进行必要的锁重入判断以及自旋优化后，进入到主要逻辑：

code 1 设置owner为null，即释放锁，这个时刻其他的线程能获取到锁。这里是一个非公平锁的优化；

code 2 如果当前没有等待的线程则直接返回就好了，因为不需要唤醒其他线程。或者如果说succ不为null，代表当前已经有个”醒着的”继承人线程，那当前线程不需要唤醒任何线程；

code 3 当前线程重新获得锁，因为之后要操作cxq和EntryList队列以及唤醒线程；

code 4根据QMode的不同，会执行不同的唤醒策略；

根据QMode的不同，有不同的处理方式：

QMode = 2且cxq非空：取cxq队列队首的ObjectWaiter对象，调用ExitEpilog方法，该方法会唤醒ObjectWaiter对象的线程，然后立即返回，后面的代码不会执行了；
QMode = 3且cxq非空：把cxq队列插入到EntryList的尾部；
QMode = 4且cxq非空：把cxq队列插入到EntryList的头部；
QMode = 0：暂时什么都不做，继续往下看；

只有QMode=2的时候会提前返回，等于0、3、4的时候都会继续往下执行：

1.如果EntryList的首元素非空，就取出来调用ExitEpilog方法，该方法会唤醒ObjectWaiter对象的线程，然后立即返回；
2.如果EntryList的首元素为空，就将cxq的所有元素放入到EntryList中，然后再从EntryList中取出来队首元素执行ExitEpilog方法，然后立即返回；

QMode默认为0，结合上面的流程我们可以看这么个demo：

public class SyncDemo {

    public static void main(String[] args) {

        SyncDemo syncDemo1 = new SyncDemo();

        syncDemo1.startThreadA();

        try {

            Thread.sleep(100);

        } catch (InterruptedException e) {

            e.printStackTrace();

        }

        syncDemo1.startThreadB();

        try {

            Thread.sleep(100);

        } catch (InterruptedException e) {

            e.printStackTrace();

        }

        syncDemo1.startThreadC();

    }

    final Object lock = new Object();

    public void startThreadA() {

        new Thread(() -> {

            synchronized (lock) {

                System.out.println("A get lock");

                try {

                    Thread.sleep(500);

                } catch (InterruptedException e) {

                    e.printStackTrace();

                }

                System.out.println("A release lock");

            }

        }, "thread-A").start();

    }

    public void startThreadB() {

        new Thread(() -> {

            synchronized (lock) {

                System.out.println("B get lock");

            }

        }, "thread-B").start();

    }

    public void startThreadC() {

        new Thread(() -> {

            synchronized (lock) {

                System.out.println("C get lock");

            }

        }, "thread-C").start();

    }

}

默认策略下，在A释放锁后一定是C线程先获得锁。因为在获取锁时，是将当前线程插入到cxq的头部，而释放锁时，默认策略是：如果EntryList为空，则将cxq中的元素按原有顺序插入到到EntryList，并唤醒第一个线程。也就是当EntryList为空时，是后来的线程先获取锁。这点JDK中的Lock机制是不一样的。

Synchronized和ReentrantLock的区别

原理弄清楚了，顺便总结了几点Synchronized和ReentrantLock的区别：

Synchronized是JVM层次的锁实现，ReentrantLock是JDK层次的锁实现；
Synchronized的锁状态是无法在代码中直接判断的，但是ReentrantLock可以通过ReentrantLock#isLocked判断；
Synchronized是非公平锁，ReentrantLock是可以是公平也可以是非公平的；
Synchronized是不可以被中断的，而ReentrantLock#lockInterruptibly方法是可以被中断的；
在发生异常时Synchronized会自动释放锁（由javac编译时自动实现），而ReentrantLock需要开发者在finally块中显示释放锁；
ReentrantLock获取锁的形式有多种：如立即返回是否成功的tryLock(),以及等待指定时长的获取，更加灵活；
Synchronized在特定的情况下对于已经在等待的线程是后来的线程先获得锁（上文有说），而ReentrantLock对于已经在等待的线程一定是先来的线程先获得锁；

End

总的来说Synchronized的重量级锁和ReentrantLock的实现上还是有很多相似的，包括其数据结构、挂起线程方式等等。在日常使用中，如无特殊要求用Synchronized就够了。你深入了解这两者其中一个的实现，了解另外一个或其他锁机制都比较容易，这也是我们常说的技术上的相通性。

巴特西

面试官都叫好的Synchronized底层实现，这工资开多少一个月？

重量级的膨胀和加锁流程

重量级锁的释放

Synchronized和ReentrantLock的区别

End

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