synchronized底层是怎么通过monitor进行加锁的？

一、monitor是什么

monitor叫做对象监视器、也叫作监视器锁，JVM规定了每一个java对象都有一个monitor对象与之对应，这monitor是JVM帮我们创建的，在底层使用C++实现的。

ObjectMonitor() {

    _header;

    _count ; // 非常重要，表示锁计数器，_count = 0表示还没人加锁，_count > 0 表示加锁的次数

    _waiters;

    _recursions;

    _owner; // 非常重要，指向加锁成功的线程，_owner = null 时候表示没人加锁

    _waitset; // wait线程的集合，在synchorized代码块中调用wait()方法的线程会被加入到此集合中沉睡，等待别人叫醒它

    _waitsetLock;

    _responsiable;

    _succ;

    _cxq;

    _freenext;

    _entrylist; // 非常重要，等待队列，加锁失败的线程会被加入到这个等待队列中，等待再次争抢锁

    _spinFreq; // 获取锁之前的自旋的次数

    _spinclock; // 获取之前每次锁自旋的时间

    ownerIsThread;

}

二、monitor对象的关键属性

_count : 这个属性非常重要，直接表示有没有被加锁，如果没被线程加锁则 _count=0，如果 _count大于0则说明被加锁了

_owner：这个属性也非常重要，直接指向加锁的线程，比如线程A获取锁成功了，则 _owner = 线程A；当 _owner = null的时候表示没线程加锁

_waitset：当持有锁的线程调用wait() 方法的时候，那个线程就会释放锁，然后线程被加入到monitor的waitset集合中等待，然后线程就会被挂起。只有有别的线程调用notify将它唤醒。

_entrylist：这个就是等待队列，当线程加锁失败的时候被block住，然后线程会被加入到这个entrylist队列中，等待获取锁。

_spinFreq：获取锁失败前自旋的次数；JDK1.6之后对synchronized进行优化；原先JDK1.6以前，只要线程获取锁失败，线程立马被挂起，线程醒来的时候再去竞争锁，这样会导致频繁的上下文切换，性能太差了。JDK1.6后优化了这个问题，就是线程获取锁失败之后，不会被立马挂起，而是每个一段时间都会重试去争抢一次，这个 _spinFreq就是最大的重试次数，也就是自旋的次数，如果超过了这个次数抢不到，那线程只能沉睡了。

_spinClock：上面说获取锁失败每隔一段时间都会重试一次，这个属性就是自旋间隔的时间周期，比如50ms，那么就是每隔50ms就尝试一次获取锁。

三、那么这些属性是怎么进行加锁的呢？

（1）首先，没有线程对monitor进行加锁的时候是这样的：

_count = 0 表示加锁次数是0，也就是没线程加锁； _owner 指向null，也就是没线程加锁

（2）然后，这个时候线程A、线程B来竞争加锁了，如下图所示：

（3）线程A竞争到锁，将 _count 修改为1，表示加锁次数为1，将_owner = 线程A，也就是指向自己，表示线程A获取到了锁。

（4）那反过来推测，释放锁的时候是不是将_count 设置为 0 , 将 _owner 设置为 null 就 OK了？对的

四、那monitor的其他属性是用来干啥的呢？

上面说过 _spinFreq是等待锁期间自旋的次数、 _spinclock是自旋的周期也就是每次自旋多久时间、 _entrylist这个就是自旋次数用完了还没获取锁，只能放到 _entrylist等待队列挂起了。如下图：

（1）首先线程B获取锁的时候发现monitor已经被线程A加锁了

（2）然后monitor里面记录的 _spinFreq 、spinclock 信息告诉线程B，你可以每隔50ms来尝试加锁一次，总共可以尝试10次

（3）如果线程B在10次尝试加锁期间，获取锁成功了，那线程B将 _count 设置为 1， _owner 指向自己表示自己获取锁成功了

（4）如果10次尝试获取锁此时都用完了，那没辙了，它只能放到等待队列里面先睡觉去了，也就是线程B被挂起了。

五、获取锁失败后的自旋操作

为啥线程B请求失败之后不直接进入队列挂起？而是要自旋之后再次尝试获取锁？为啥不是一直自旋然后尝试获取锁，而是要设置一个最大尝试次数？

这个啊，其实跟jvm获取monitor锁的优化有关，这么做有什么好处呢？

（1）首先跟你说下，线程挂起之后唤醒的代价很大，底层涉及到上下文切换，用户态和内核态的切换，我打个比方可能最少耗时3000ms这样，这只是打个比方哈

（2）线程A获取了锁，这个时候线程B获取失败。按照上面自旋的数据 _spinclock = 50ms（每次自旋50ms）， _spinFreq = 10（最多10次自旋）

（3）假如线程A使用的时间很短，比如只使用150ms的时间；那么线程B自旋3次后就能获取到锁了，也就花费了150ms左右的时间，相比于挂起之后唤醒最少花费3000ms的时间，是不是大大减少了等待时间啊......，这也就提高了性能了。

（4）如果不设置自旋的次数限制，而是让它一直自旋。假如线程A这哥们耗时特别的久，比如它可能在里面搞一下磁盘IO或者网络的操作，花了5000ms！！。

那线程B可不能在那一直自旋着等着它吧，毕竟自旋可是一直使用CPU不释放CPU资源的，CPU这时也在等着不能干别的事，这可是浪费资源啊，所以啊自旋次数也是要有限制的，不能一直等着，否则CPU的利用率大大被降低了。

所以在10次自旋之后，也就是500ms之后，还获取失败，那就把自己挂起，释放CPU资源咯。

六、monitor的wait和notify

说起monitor里面的waitset，上面讲的就是一个集合。

必须是当线程获取锁之后，才能调用wait()方法，然后此时释放锁，将_count恢复为0，将_owner指向 null，然后将自己加入到waitset集合中，等待别人调用notify或者notifyAll将其中waitset的线程唤醒。

那notify和notifyAll有啥区别啊？

简单说就是notify就是从waitset中随机挑一个线程来唤醒，只唤醒一个。notifyAll这方法就是将waitset中所有等着的线程全部唤醒了。

假如说现在有个场景是这样的：

线程A执行如下代码：

synchronized(this) {
    if (某个条件) {
        wait();    
    }    
}

线程B执行如下代码：

synchronized(this) {
    // 某些业务逻辑
    ......
    notify();
}

下面画个图来说一下：

（1）首先啊还是线程A这哥们动作比较快，先获取到了锁。

（2）然后线程A发现条件不满足，想了想，算了，我先释放锁，睡个觉，等条件满足了，别人再唤醒我，岂不是美滋滋。于是释放了锁，睡觉去了

（3）然后线程B自己可以加锁了，执行了一些业务逻辑，然后去调用notify方法唤醒线程A，嘿兄弟，别睡了，到你了...

（4）线程A醒来之后，还是要再去去竞争锁的，也就是醒来之后还要竞争将_count修改为1，竞争_owner指向自己，毕竟它还在synchronized代码块内部嘛，只有获取锁之后才能执行synchronized代码块的代码。所以只有它再次获取到锁了之后，才会执行代码块内部的逻辑。

因为waitset集合是monitor对象的一个属性，所以调用之前必须要获取到monitor对象的操作权限，也就是获取到锁，notify要操作waitset也是一样。