Java中线程并发同步的锁分三类，其一就是CAS，其二是sycronized的实现，其三是基于AQS(abstract queue sycronizer 抽象队列同步器)的Lock,reentrantLock,reentrantReadWriteLock实现等。JAVA中轻量级锁也就是CAS了，对于reentrantLock,Lock，reentrantLock，reentrantReadWriteLock是jdk封装自实现锁的公平与否，中断机制，还有锁分离，锁定时等（reentrantReadWriteLock读写锁分离）。对于关键字sycronized本身也是jdk自身设计封装，而且还加了锁的膨胀技术（从偏向锁，轻量级锁再到重量级锁）。

sycronized与Lock/reentrantLock等的相同点：

1.都是jdk自身封装的，都有自身相关的实现逻辑，但是底层都是调用操作系统方法pthread_mutex_lock来实现线程阻塞互斥的，对于何时调用该方法，那是jdk自己判断何时竞争了，且竞争到互斥区，所以jdk对互斥区有一个标记（jvm字节码指令 lock_lable标记的）。所以当线程被挂起的时候，就会被内核切换到用户空间。

2.在锁竞争的都有一个虚拟的等待队列，等待队列都是一个虚拟队列，不存在队列实例，仅存在节点之间的前后关系。

3.在锁竞争过程中被激活的线程都是CAS操作来获取锁，这就是竞争的机制。

sycronized与Lock/reentrantLock等的区别点：

1.sycronized 通过monitor监视器，等待队列，互斥区等组成的，sycronized的线程获取锁的机制有锁膨胀过程由jvm自身控制，Lock/reentrantLock等锁是直接通过代码xx.lock()来直接获取锁，且释放锁是由unLock()是释放。

2.Lock/reentrantLock等锁是通过jdkAQS的一套逻辑实现的，有一个等待队列，以及加锁的cas操作逻辑，当然还实现了公平锁的FIFO顺序获取锁，还有锁的分离，锁的中断，锁的定时等。

在java.util.concurrent.locks包中有很多Lock的实现类，常用的有ReentrantLock、ReadWriteLock（实现类ReentrantReadWriteLock），其实现都依赖java.util.concurrent.AbstractQueuedSynchronizer类，实现思路都大同小异，因此我们以ReentrantLock作为讲解切入点。

ReentrantLock的调用过程

经过观察ReentrantLock把所有Lock接口的操作都委派到一个Sync类上，该类继承了AbstractQueuedSynchronizer：

static abstract class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer    

Sync又有两个子类：

final static class NonfairSync extends Sync    
  
final static class FairSync extends Sync  

显然是为了支持公平锁和非公平锁而定义，默认情况下为非公平锁。 
先理一下Reentrant.lock()方法的调用过程（默认非公平锁）： 

这些讨厌的Template模式导致很难直观的看到整个调用过程，其实通过上面调用过程及AbstractQueuedSynchronizer的注释可以发现，AbstractQueuedSynchronizer中抽象了绝大多数Lock的功能，而只把tryAcquire方法延迟到子类中实现。tryAcquire方法的语义在于用具体子类判断请求线程是否可以获得锁，无论成功与否AbstractQueuedSynchronizer都将处理后面的流程。

锁实现（加锁）

简单说来，AbstractQueuedSynchronizer会把所有的请求线程构成一个CLH队列，当一个线程执行完毕（lock.unlock()）时会激活自己的后继节点，但正在执行的线程并不在队列中，而那些等待执行的线程全部处于阻塞状态，经过调查线程的显式阻塞是通过调用LockSupport.park()完成，而LockSupport.park()则调用sun.misc.Unsafe.park()本地方法，再进一步，HotSpot在Linux中中通过调用pthread_mutex_lock函数把线程交给系统内核进行阻塞。 
该队列如图：

与synchronized相同的是，这也是一个虚拟队列，不存在队列实例，仅存在节点之间的前后关系。令人疑惑的是为什么采用CLH队列呢？原生的CLH队列是用于自旋锁，但Doug Lea把其改造为阻塞锁。 
当有线程竞争锁时，该线程会首先尝试获得锁，这对于那些已经在队列中排队的线程来说显得不公平，这也是非公平锁的由来，与synchronized实现类似，这样会极大提高吞吐量。 
如果已经存在Running线程，则新的竞争线程会被追加到队尾，具体是采用基于CAS的Lock-Free算法，因为线程并发对Tail调用CAS可能会导致其他线程CAS失败，解决办法是循环CAS直至成功。AbstractQueuedSynchronizer的实现非常精巧，令人叹为观止，不入细节难以完全领会其精髓，下面详细说明实现过程：

2.1 Sync.nonfairTryAcquire

nonfairTryAcquire方法将是lock方法间接调用的第一个方法，每次请求锁时都会首先调用该方法。

final boolean nonfairTryAcquire(int acquires) {    
    final Thread current = Thread.currentThread();    
    int c = getState();    
    if (c == 0) {    
        if (compareAndSetState(0, acquires)) {    
            setExclusiveOwnerThread(current);    
            return true;    
        }    
    }    
    else if (current == getExclusiveOwnerThread()) {    
        int nextc = c + acquires;    
        if (nextc < 0) // overflow    
            throw new Error("Maximum lock count exceeded");    
        setState(nextc);    
        return true;    
    }    
    return false;    
}    

该方法会首先判断当前状态，如果c==0说明没有线程正在竞争该锁，如果不c !=0 说明有线程正拥有了该锁。 如果发现c==0，则通过CAS设置该状态值为acquires,acquires的初始调用值为1，每次线程重入该锁都会+1，每次unlock都会-1，但为0时释放锁。如果CAS设置成功，则可以预计其他任何线程调用CAS都不会再成功，也就认为当前线程得到了该锁，也作为Running线程，很显然这个Running线程并未进入等待队列。 如果c !=0 但发现自己已经拥有锁，只是简单地++acquires，并修改status值，但因为没有竞争，所以通过setStatus修改，而非CAS，也就是说这段代码实现了偏向锁的功能，并且实现的非常漂亮。

2.2 AbstractQueuedSynchronizer.addWaiter

addWaiter方法负责把当前无法获得锁的线程包装为一个Node添加到队尾:

private Node addWaiter(Node mode) {    
    Node node = new Node(Thread.currentThread(), mode);    
    // Try the fast path of enq; backup to full enq on failure    
    Node pred = tail;    
    if (pred != null) {    
        node.prev = pred;    
        if (compareAndSetTail(pred, node)) {    
            pred.next = node;    
            return node;    
        }    
    }    
    enq(node);    
    return node;    
}    

其中参数mode是独占锁还是共享锁，默认为null，独占锁。追加到队尾的动作分两步： 
如果当前队尾已经存在(tail!=null)，则使用CAS把当前线程更新为Tail 
如果当前Tail为null或则线程调用CAS设置队尾失败，则通过enq方法继续设置Tail 
下面是enq方法：

private Node enq(final Node node) {  
    for (;;) {  
        Node t = tail;  
        if (t == null) { // Must initialize  
            Node h = new Node(); // Dummy header  
            h.next = node;  
            node.prev = h;  
            if (compareAndSetHead(h)) {  
                tail = node;  
                return h;  
            }  
        }  
        else {  
            node.prev = t;  
            if (compareAndSetTail(t, node)) {  
                t.next = node;  
                return t;  
            }  
        }  
    }  
}  

该方法就是循环调用CAS，即使有高并发的场景，无限循环将会最终成功把当前线程追加到队尾（或设置队头）。总而言之，addWaiter的目的就是通过CAS把当前线程追加到队尾，并返回包装后的Node实例。

把线程要包装为Node对象的主要原因，除了用Node构造供虚拟队列外，还用Node包装了各种线程状态，这些状态被精心设计为一些数字值：

• SIGNAL(-1) ：线程的后继线程正/已被阻塞，当该线程release或cancel时要重新这个后继线程(unpark)
• CANCELLED(1)：因为超时或中断，该线程已经被取消
• CONDITION(-2)：表明该线程被处于条件队列，就是因为调用了Condition.await而被阻塞
• PROPAGATE(-3)：传播共享锁
• 0：0代表无状态

2.3 AbstractQueuedSynchronizer.acquireQueued

acquireQueued的主要作用是把已经追加到队列的线程节点（addWaiter方法返回值）进行阻塞，但阻塞前又通过tryAccquire重试是否能获得锁，如果重试成功能则无需阻塞，直接返回

final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) {  
    try {  
        boolean interrupted = false;  
        for (;;) {  
            final Node p = node.predecessor();  
            if (p == head && tryAcquire(arg)) {  
                setHead(node);  
                p.next = null; // help GC  
                return interrupted;  
            }  
            if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) &&  
                parkAndCheckInterrupt())  
                interrupted = true;  
        }  
    } catch (RuntimeException ex) {  
        cancelAcquire(node);  
        throw ex;  
    }  
}  

仔细看看这个方法是个无限循环，感觉如果p == head && tryAcquire(arg)条件不满足循环将永远无法结束，当然不会出现死循环，奥秘在于第12行的parkAndCheckInterrupt会把当前线程挂起，从而阻塞住线程的调用栈。

private final boolean parkAndCheckInterrupt() {  
    LockSupport.park(this);  
    return Thread.interrupted();  
}  

如前面所述，LockSupport.park最终把线程交给系统（Linux）内核进行阻塞。当然也不是马上把请求不到锁的线程进行阻塞，还要检查该线程的状态，比如如果该线程处于Cancel状态则没有必要，具体的检查在shouldParkAfterFailedAcquire中：

  private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) {  
      int ws = pred.waitStatus;  
      if (ws == Node.SIGNAL)  
          /* 
           * This node has already set status asking a release 
           * to signal it, so it can safely park 
           */  
          return true;  
      if (ws > 0) {  
          /* 
           * Predecessor was cancelled. Skip over predecessors and 
           * indicate retry. 
           */  
   do {  
            node.prev = pred = pred.prev;  
    } while (pred.waitStatus > 0);  
            pred.next = node;  
    } else {  
          /* 
           * waitStatus must be 0 or PROPAGATE. Indicate that we 
           * need a signal, but don't park yet. Caller will need to 
           * retry to make sure it cannot acquire before parking.  
           */  
          compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL);  
      }   
      return false;  
  }  

检查原则在于：

• 规则1：如果前继的节点状态为SIGNAL，表明当前节点需要unpark，则返回成功，此时acquireQueued方法的第12行（parkAndCheckInterrupt）将导致线程阻塞

• 规则2：如果前继节点状态为CANCELLED(ws>0)，说明前置节点已经被放弃，则回溯到一个非取消的前继节点，返回false，acquireQueued方法的无限循环将递归调用该方法，直至规则1返回true，导致线程阻塞

• 规则3：如果前继节点状态为非SIGNAL、非CANCELLED，则设置前继的状态为SIGNAL，返回false后进入acquireQueued的无限循环，与规则2同

总体看来，shouldParkAfterFailedAcquire就是靠前继节点判断当前线程是否应该被阻塞，如果前继节点处于CANCELLED状态，则顺便删除这些节点重新构造队列。 
至此，锁住线程的逻辑已经完成，下面讨论解锁的过程。

综上，lock的实现其一是cas操作，其二是在Linux下是通过pthread_mutex_unlock完成。pthread_mutex_lock用户给mutex加锁，pthread_mutex_unlock用于给mutex解锁。synchronize 是由monitorenter监视器进行mutex lock的lock()和unluck()，所以系统层面上两者都是基于系统内核的锁。说到这里不得不讲下内核线程（轻量级进程）和jvm中线程对应关系（从这里可以预见是一一对应）

Linux从内核2.6开始使用NPTL （Native POSIX Thread Library）支持，但这时线程本质上还轻量级进程。 
Java里的线程是由JVM来管理的，它如何对应到操作系统的线程是由JVM的实现来确定的。Linux 2.6上的HotSpot使用了NPTL机制，JVM线程跟内核轻量级进程有一一对应的关系。线程的调度完全交给了操作系统内核，当然jvm还保留一些策略足以影响到其内部的线程调度，举个例子，在linux下，只要一个Thread.run就会调用一个fork产生一个线程。

Java线程在Windows及Linux平台上的实现方式，现在看来，是内核线程的实现方式。这种方式实现的线程，是直接由操作系统内核支持的——由内核完成线程切换，内核通过操纵调度器（Thread Scheduler）实现线程调度，并将线程任务反映到各个处理器上。内核线程是内核的一个分身。程序一般不直接使用该内核线程，而是使用其高级接口，即轻量级进程（LWP），也即线程。这看起来可能很拗口。看图：

（说明：KLT即内核线程Kernel Thread，是“内核分身”。每一个KLT对应到进程P中的某一个轻量级进程LWP（也即线程），期间要经过用户态、内核态的切换，并在Thread Scheduler 下反应到处理器CPU上）

这种线程实现的方式也有它的缺陷：在程序面上使用内核线程，必然在操作系统上多次来回切换用户态及内核态；另外，因为是一对一的线程模型，LWP的支持数是有限的。

对于一个大型程序，我们可以开辟的线程数量至少等于运行机器的cpu内核数量。java程序里我们可以通过下面的一行代码得到这个数量：Runtime.getRuntime().availableProcessors();

所以最小线程数量即时cpu内核数量。如果所有的任务都是计算密集型的，这个最小线程数量就是我们需要的线程数。开辟更多的线程只会影响程序的性能，因为线程之间的切换工作，会消耗额外的资源。如果任务是IO密集型的任务，我们可以开辟更多的线程执行任务。当一个任务执行IO操作的时候，线程将会被阻塞，处理器立刻会切换到另外一个合适的线程去执行。如果我们只拥有与内核数量一样多的线程，即使我们有任务要执行，他们也不能执行，因为处理器没有可以用来调度的线程。

如果线程有50%的时间被阻塞，线程的数量就应该是内核数量的2倍。如果更少的比例被阻塞，那么它们就是计算密集型的，则需要开辟较少的线程。如果有更多的时间被阻塞，那么就是IO密集型的程序，则可以开辟更多的线程。于是我们可以得到下面的线程数量计算公式：线程数量=内核数量 / （1 - 阻塞率）

解锁

请求锁不成功的线程会被挂起在acquireQueued方法的第12行，12行以后的代码必须等线程被解锁锁才能执行，假如被阻塞的线程得到解锁，则执行第13行，即设置interrupted = true，之后又进入无限循环。

从无限循环的代码可以看出，并不是得到解锁的线程一定能获得锁，必须在第6行中调用tryAccquire重新竞争，因为锁是非公平的，有可能被新加入的线程获得，从而导致刚被唤醒的线程再次被阻塞，这个细节充分体现了“非公平”的精髓。通过之后将要介绍的解锁机制会看到，第一个被解锁的线程就是Head，因此p == head的判断基本都会成功。

至此可以看到，把tryAcquire方法延迟到子类中实现的做法非常精妙并具有极强的可扩展性，令人叹为观止！当然精妙的不是这个Template设计模式，而是Doug Lea对锁结构的精心布局。

解锁代码相对简单，主要体现在AbstractQueuedSynchronizer.release和Sync.tryRelease方法中： 
class AbstractQueuedSynchronizer

public final boolean release(int arg) {  
    if (tryRelease(arg)) {  
        Node h = head;  
        if (h != null && h.waitStatus != 0)  
            unparkSuccessor(h);  
        return true;  
    }  
    return false;  
}  

class Sync

protected final boolean tryRelease(int releases) {  
    int c = getState() - releases;  
    if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread())  
        throw new IllegalMonitorStateException();  
    boolean free = false;  
    if (c == 0) {  
        free = true;  
        setExclusiveOwnerThread(null);  
    }  
    setState(c);  
    return free;  
}  

tryRelease与tryAcquire语义相同，把如何释放的逻辑延迟到子类中。

tryRelease语义很明确：如果线程多次锁定，则进行多次释放，直至status==0则真正释放锁，所谓释放锁即设置status为0，因为无竞争所以没有使用CAS。 
release的语义在于：如果可以释放锁，则唤醒队列第一个线程（Head），具体唤醒代码如下：

private void unparkSuccessor(Node node) {  
    /* 
     * If status is negative (i.e., possibly needing signal) try 
     * to clear in anticipation of signalling. It is OK if this 
     * fails or if status is changed by waiting thread. 
     */  
    int ws = node.waitStatus;  
    if (ws < 0)  
        compareAndSetWaitStatus(node, ws, 0);   

    /* 
     * Thread to unpark is held in successor, which is normally 
     * just the next node.  But if cancelled or apparently null, 
     * traverse backwards from tail to find the actual 
     * non-cancelled successor. 
     */  
    Node s = node.next;  
    if (s == null || s.waitStatus > 0) {  
        s = null;  
        for (Node t = tail; t != null && t != node; t = t.prev)  
            if (t.waitStatus <= 0)  
                s = t;  
    }  
    if (s != null)  
        LockSupport.unpark(s.thread);  
}  

这段代码的意思在于找出第一个可以unpark的线程，一般说来head.next == head，Head就是第一个线程，但Head.next可能被取消或被置为null，因此比较稳妥的办法是从后往前找第一个可用线程。貌似回溯会导致性能降低，其实这个发生的几率很小，所以不会有性能影响。之后便是通知系统内核继续该线程，在Linux下是通过pthread_mutex_unlock完成。之后，被解锁的线程进入上面所说的重新竞争状态。

Lock VS Synchronized

AbstractQueuedSynchronizer通过构造一个基于阻塞的CLH队列容纳所有的阻塞线程，而对该队列的操作均通过Lock-Free（CAS）操作，但对已经获得锁的线程而言，ReentrantLock实现了偏向锁的功能。

synchronized的底层也是一个基于CAS操作的等待队列，但JVM实现的更精细，把等待队列分为ContentionList和EntryList，目的是为了降低线程的出列速度；当然也实现了偏向锁，从数据结构来说二者设计没有本质区别。但synchronized还实现了自旋锁，并针对不同的系统和硬件体系进行了优化，而Lock则完全依靠系统阻塞挂起等待线程。

当然Lock比synchronized更适合在应用层扩展，可以继承AbstractQueuedSynchronizer定义各种实现，比如实现读写锁（ReadWriteLock），公平或不公平锁；同时，Lock对应的Condition也比wait/notify要方便的多、灵活的多。

synchronized 原理：偏向锁、轻量级锁都是JVM引入的锁优化手段，目的是降低线程同步的开销。比如以下的同步代码块：

synchronized (lockObject) {
    // do something
}
上述同步代码块中存在一个临界区，假设当前存在Thread#1和Thread#2这两个用户线程，分三种情况来讨论：

情况一：只有Thread#1会进入临界区；
情况二：Thread#1和Thread#2交替进入临界区；
情况三：Thread#1和Thread#2同时进入临界区。
上述的情况一是偏向锁的适用场景，此时当Thread#1进入临界区时，JVM会将lockObject的对象头Mark Word的锁标志位设为“01”，同时会用CAS操作把Thread#1的线程ID记录到Mark Word中，此时进入偏向模式。所谓“偏向”，指的是这个锁会偏向于Thread#1，若接下来没有其他线程进入临界区，则Thread#1再出入临界区无需再执行任何同步操作。也就是说，若只有Thread#1会进入临界区，实际上只有Thread#1初次进入临界区时需要执行CAS操作，以后再出入临界区都不会有同步操作带来的开销。

然而情况一是一个比较理想的情况，更多时候Thread#2也会尝试进入临界区。若Thread#2尝试进入时Thread#1已退出临界区，即此时lockObject处于未锁定状态，这时说明偏向锁上发生了竞争（对应情况二），此时会撤销偏向，Mark Word中不再存放偏向线程ID，而是存放hashCode和GC分代年龄，同时锁标识位变为“01”（表示未锁定），这时Thread#2会获取lockObject的轻量级锁。因为此时Thread#1和Thread#2交替进入临界区，所以偏向锁无法满足需求，需要膨胀到轻量级锁。

再说轻量级锁什么时候会膨胀到重量级锁。若一直是Thread#1和Thread#2交替进入临界区，那么没有问题，轻量锁hold住。一旦在轻量级锁上发生竞争，即出现“Thread#1和Thread#2同时进入临界区”的情况，轻量级锁就hold不住了。 （根本原因是轻量级锁没有足够的空间存储额外状态，此时若不膨胀为重量级锁，则所有等待轻量锁的线程只能自旋，可能会损失很多CPU时间）

MarkWord:

锁存在Java对象头里。如果对象是数组类型，则虚拟机用3个Word（字宽）存储对象头，如果对象是非数组类型，则用2字宽存储对象头。在32位虚拟机中，一字宽等于四字节，即32bit。

 Java对象头里的Mark Word里默认存储对象的HashCode，分代年龄和锁标记位。32位JVM的Mark Word的默认存储结构如下：

 在运行期间Mark Word里存储的数据会随着锁标志位的变化而变化。Mark Word可能变化为存储以下4种数据：

在64位虚拟机下，Mark Word是64bit大小的，其存储结构如下： 

 上面是最简单的说法或者理解，但是实际上有很多的切换细节设计性能优化问题。偏向所锁，轻量级锁都是乐观锁，重量级锁是悲观锁。     

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。（偏向锁只进行一次cas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）。

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。

为什么此时升级为重量级锁呢（这样会将所有竞争线程挂起）；原因在于：假如很多线程都是处于轻量级上，都处于自旋状态，那么其中正在运行一个线程以及释放锁了，但是此时有很多线程在自旋，都在相互竞争。可能造成所有的线程都会一直自旋下去，cpu空转。