上一篇通过构建金字塔结构，来从不同的角度，由浅入深的对synchronized关键字做了介绍，
快速跳转：https://www.cnblogs.com/xyang/p/11631866.html
本文将从底层实现的各个“组件”着手，详细拆解其工作原理。
本文会分为以下4节内容：
第一节：介绍MarkWord和LockRecord两种数据结构，该知识点是理解synchronized关键字底层原理的关键。
第二节：分析偏向锁加锁解锁时机和过程
一.先来了解两种数据结构，你应该了解这些知识点
1.MarkWord：在锁的使用过程中会对锁对象作出相应的操作
在HotSpot虚拟机中，Java对象在内存中存储的布局，分为三个部分：对象头，实例数据，对齐填充。
本文重点关注对象头。
对象头又划分为2或3部分，具体包括：
- MarkWord（后文简称MW，后续详细介绍）
- 类型指针：指向这个对象所属的类的元数据(klass)的指针
- 最后这一部分比较特殊，只有在对象是Java数组时才会存在，记录的是数组的长度。为什么要存在这个记录呢？我们知道，在普通Java对象中，我们可以通过读取对象所属类的元数据，计算出对象的大小。而数组是无法做到的，于是借助这块区域来记录。
本文重点关注MW区域
MW是一块固定大小内存区域，在32位虚拟机中是32个bit，对应的，64位虚拟机中是64个bit。本文以32位虚拟机为例分析。
我们从直观上理解，所谓的头信息，一般都是用来记载一些不易变的信息，例如在http请求头中的各种头信息。在对象头中也是如此，例如hashcode。在JVM虚拟机中为了解决存储空间开销，对象头的MW大小已经固定。那么，要存储的信息有比较多，包括且不限于：锁标志位、GC信息、锁相关信息，总大小远远超出32bit，怎么办呢？
共享存储区域，在不同的时刻，根据需求存储需要的信息。
请参考下图：
|
锁类型 |
25bit |
4bit |
1bit |
2bit |
|
|---|---|---|---|---|---|
|
23bit |
2bit |
是否偏向锁 |
锁标志位 |
||
|
无锁 |
对象hashcode |
分代年龄 |
0 |
01 |
|
|
偏向锁 |
线程ID |
epoch |
分代年龄 |
1 |
01 |
|
轻量级锁 |
指向栈中锁记录的指针 |
00 |
|||
|
重量级锁 |
指向互斥量 |
10 |
|||
|
GC标记 |
空 |
11 |
|||
说明:两个标志位最多只能标识4个状态，那么剩下一个怎么办?共享。无锁和偏向锁共享01状态，他们两个的区分
2.LockRecord：
在当前线程的栈中申请LR（LockRecord简称，下同），主要包含两部分，第一步部分可以用于存放MW的副本；第二部分obj，用于指向锁对象。
上述两者的关系用下图表示：
二.偏向锁怎么工作
在对象创建的时候，MW会有一个初始态，要么是无锁态，要么是初始偏向锁态（ThreadId、epoch值都为初始值0）。程序员的世界不存在二义性，最终总会选一个，选择的依据是虚拟机的配置参数，在JDK1.6以后，默认是开启的，如果要禁用掉：-XX:-UseBiasedLocking。
什么时候需要禁用呢？如果能确认程序在大多数情况下，都存在多线程竞争，那么就可以禁用掉偏向锁。没必要每次都走一遍偏向锁->轻量级锁->重量级锁的完整升级流程。
1.先放一张图，直观的描述偏向锁的加锁、解锁、撤销基本流程
2.加锁过程
步骤一：
- LR记录赋值：在当前线程的栈中，申请一个LR，把obj指向锁对象
步骤二：如图中所示，线程T1，执行到同步代码，尝试加偏向锁，首先会做【偏向锁是否可用】的判断：
- 锁对象的对象头MW区域后3个bit位的值是101。特别需要注意：如果是001，是无锁状态，代表偏向锁不可用，会走加轻量级锁流程。
- ThreadId值：
- 如果ThreadId=0，代表无任何线程持有该对象的偏向锁，可以执行加锁操作，进入加锁流程；
- 如果ThreadId!=0，就判断其值是否是当前线程的ID，分两种情况：如果是，直接锁重入，不再重复加锁。如果否，说明是其他线程（图中T2）已获得了同步锁，进入“第三步”锁竞争流程。
- epoch值：对象所属Class里也会维护一个epoch值，这里我们简称为cEpoch，对该值的判断，可能会导致两种操作：
- 如果epoch<cEpoch，且ThreadId!=0,说明发生过批量重偏向，当前锁对象已被“释放”了。此时进行“重偏向”（里说的释放并非真正意义的释放，而是隐含着一层意思：当前线程已经执行完同步块，且在某次重偏向操作中，也检测到这一点，不再维护epoch的最新值，这样新的线程认为此时该偏向锁，可以加锁，直接CAS修改ThreadId即可）。
- 如果ThreadId==0，因为偏向锁没有显示的撤销修改ThreadId过程，说明肯定是初始状态，那么epoch值也肯定是初始状态0，此时直接进行加锁操作。
可加锁状态的MW内容如下图所示：
|
锁类型 |
25bit |
4bit |
1bit |
2bit |
|
|
23bit |
2bit |
是否偏向锁 |
锁标志位 |
||
|
偏向锁 |
ThreadId==0 |
epoch==n |
分代年龄 |
1 |
01 |
以上三个点都判断通过，进入“第二步”，加锁流程
第二步：通过CAS原子操作，把T1的ThreadId写入MW。执行结果有两种情况：
- 写入成功，获得偏向锁，进入同步代码块执行同步逻辑。
- 写入失败，表明在第一步判断和CAS操作之间，有其他线程已获得了锁。走锁竞争逻辑。
2.解锁过程
当前线程执行完同步代码块后，进行解锁，解锁操作比较简单，仅仅将栈中的最近一条LR中的obj赋值为null。这里需要注意，MW中的threadId并不会做修改。
3.锁竞争处理流程
持有锁的线程T2并不会在发现竞争的第一时间就直接撤销锁，或者升级锁，而是执行到安全点后再处理。
- 此时如果当前线程已执行完同步块代码且线程已不存活，将会撤销锁，将锁对象恢复至无锁状态，然后进入锁升级逻辑。
- 如果当前线程同步块还未执行完或者线程依然存活，将会走锁升级流程，升级为轻量级锁，且升级完后T2继续持有轻量级锁，继续执行同步代码。
ps：怎么判断是否还在执行同步代码呢？遍历栈中的RL，如果都为null，代表锁已全部释放。
4.批量重偏向和批量撤销
有这样一种场景：如果我们预判竞争不多，大部分情况下是单一线程执行同步块，开启了偏向锁。但是在实际使用环境中，出现了大量的竞争，这时候怎么办呢？停机重新配置参数？恐怕不是最好的方案。如果是我们来设计这个这个Synchronized锁，肯定也会做一些兜底策略。比如这样来做，当某一事件发生了N次，那么就更改一下处理策略？
是的，基本思想差不多，只不过更完善，暂时留一个悬念，在下次揭晓。
原文地址：https://www.cnblogs.com/xyang/p/11698549.html