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目前在Java中存在兩種鎖機制：synchronized和Lock，Lock接口及其實現類是JDK5增加的內容，其作者是大名鼎鼎的併發專家Doug Lea。本文並不比較synchronized與Lock孰優孰劣，只是介紹二者的實現原理。
數據同步需要依賴鎖，那鎖的同步又依賴誰？synchronized給出的答案是在軟件層面依賴JVM，而Lock給出的方案是在硬件層面依賴特殊的CPU指令，大家可能會進一步追問：JVM底層又是如何實現synchronized的？
一、synchronized的實現：
synrhronized關鍵字簡潔、清晰、語義明確，因此即使有了Lock接口，使用的還是非常廣泛。其應用層的語義是可以把任何一個非null對象 作爲"鎖"，當synchronized作用在方法上時，鎖住的便是對象實例（this）；當作用在靜態方法時鎖住的便是對象對應的Class實例，因爲 Class數據存在於永久帶，因此靜態方法鎖相當於該類的一個全局鎖；當synchronized作用於某一個對象實例時，鎖住的便是對應的代碼塊。在 HotSpot JVM實現中，鎖有個專門的名字：對象監視器。
在java虛擬機中，每個對象和類在邏輯上都是和一個監視器相關聯的。
對於對象來說，相關聯的監視器保護對象的實例變量。
對於類來說，監視器保護類的類變量。
1. 線程狀態及狀態轉換
當多個線程同時請求某個對象監視器時，對象監視器會設置幾種狀態用來區分請求的線程：
Contention List：所有請求鎖的線程將被首先放置到該競爭隊列
Entry List：Contention List中那些有資格成爲候選人的線程被移到Entry List
Wait Set：那些調用wait方法被阻塞的線程被放置到Wait Set
OnDeck：任何時刻最多只能有一個線程正在競爭鎖，該線程稱爲OnDeck
Owner：獲得鎖的線程稱爲Owner
!Owner：釋放鎖的線程
下圖反映了個狀態轉換關係：
新請求鎖的線程將首先被加入到ConetentionList中，當某個擁有鎖的線程（Owner狀態）調用unlock之後，如果發現 EntryList爲空則從ContentionList中移動線程到EntryList，下面說明下ContentionList和EntryList 的實現方式：
1.1 ContentionList 虛擬隊列ContentionList並不是一個真正的Queue，而只是一個虛擬隊列，原因在於ContentionList是由Node及其next指 針邏輯構成，並不存在一個Queue的數據結構。ContentionList是一個後進先出（LIFO）的隊列，每次新加入Node時都會在隊頭進行， 通過CAS改變第一個節點的的指針爲新增節點，同時設置新增節點的next指向後續節點，而取得操作則發生在隊尾。顯然，該結構其實是個Lock- Free的隊列。
因爲只有Owner線程才能從隊尾取元素，也即線程出列操作無爭用，當然也就避免了CAS的ABA問題。
1.2 EntryList
EntryList與ContentionList邏輯上同屬等待隊列，ContentionList會被線程併發訪問，爲了降低對 ContentionList隊尾的爭用，而建立EntryList。Owner線程在unlock時會從ContentionList中遷移線程到 EntryList，並會指定EntryList中的某個線程（一般爲Head）爲Ready（OnDeck）線程。Owner線程並不是把鎖傳遞給 OnDeck線程，只是把競爭鎖的權利交給OnDeck，OnDeck線程需要重新競爭鎖。這樣做雖然犧牲了一定的公平性，但極大的提高了整體吞吐量，在 Hotspot中把OnDeck的選擇行爲稱之爲“競爭切換”。
OnDeck線程獲得鎖後即變爲owner線程，無法獲得鎖則會依然留在EntryList中，考慮到公平性，在EntryList中的位置不 發生變化（依然在隊頭）。如果Owner線程被wait方法阻塞，則轉移到WaitSet隊列；如果在某個時刻被notify/notifyAll喚醒， 則再次轉移到EntryList。
2. 自旋鎖
那些處於ContetionList、EntryList、WaitSet中的線程均處於阻塞狀態，阻塞操作由操作系統完成（在Linxu下通 過pthread_mutex_lock函數）。線程被阻塞後便進入內核（Linux）調度狀態，這個會導致系統在用戶態與內核態之間來回切換，嚴重影響 鎖的性能
緩解上述問題的辦法便是自旋，其原理是：當發生爭用時，若Owner線程能在很短的時間內釋放鎖，則那些正在爭用線程可以稍微等一等（自旋）， 在Owner線程釋放鎖後，爭用線程可能會立即得到鎖，從而避免了系統阻塞。但Owner運行的時間可能會超出了臨界值，爭用線程自旋一段時間後還是無法 獲得鎖，這時爭用線程則會停止自旋進入阻塞狀態（後退）。基本思路就是自旋，不成功再阻塞，儘量降低阻塞的可能性，這對那些執行時間很短的代碼塊來說有非 常重要的性能提高。自旋鎖有個更貼切的名字：自旋-指數後退鎖，也即複合鎖。很顯然，自旋在多處理器上纔有意義。
還有個問題是，線程自旋時做些啥？其實啥都不做，可以執行幾次for循環，可以執行幾條空的彙編指令，目的是佔着CPU不放，等待獲取鎖的機 會。所以說，自旋是把雙刃劍，如果旋的時間過長會影響整體性能，時間過短又達不到延遲阻塞的目的。顯然，自旋的週期選擇顯得非常重要，但這與操作系統、硬 件體系、系統的負載等諸多場景相關，很難選擇，如果選擇不當，不但性能得不到提高，可能還會下降，因此大家普遍認爲自旋鎖不具有擴展性。
自旋優化策略
對自旋鎖週期的選擇上，HotSpot認爲最佳時間應是一個線程上下文切換的時間，但目前並沒有做到。經過調查，目前只是通過彙編暫停了幾個CPU週期，除了自旋週期選擇，HotSpot還進行許多其他的自旋優化策略，具體如下：
如果平均負載小於CPUs則一直自旋
如果有超過(CPUs/2)個線程正在自旋，則後來線程直接阻塞
如果正在自旋的線程發現Owner發生了變化則延遲自旋時間（自旋計數）或進入阻塞
如果CPU處於節電模式則停止自旋
自旋時間的最壞情況是CPU的存儲延遲（CPU A存儲了一個數據，到CPU B得知這個數據直接的時間差）
自旋時會適當放棄線程優先級之間的差異
那synchronized實現何時使用了自旋鎖？答案是在線程進入ContentionList時，也即第一步操作前。線程在進入等待隊列時 首先進行自旋嘗試獲得鎖，如果不成功再進入等待隊列。這對那些已經在等待隊列中的線程來說，稍微顯得不公平。還有一個不公平的地方是自旋線程可能會搶佔了 Ready線程的鎖。自旋鎖由每個監視對象維護，每個監視對象一個。
3. JVM1.6偏向鎖
在JVM1.6中引入了偏向鎖，偏向鎖主要解決無競爭下的鎖性能問題，首先我們看下無競爭下鎖存在什麼問題：
現在幾乎所有的鎖都是可重入的，也即已經獲得鎖的線程可以多次鎖住/解鎖監視對象，按照之前的HotSpot設計，每次加鎖/解鎖都會涉及到一些CAS操 作（比如對等待隊列的CAS操作），CAS操作會延遲本地調用，因此偏向鎖的想法是一旦線程第一次獲得了監視對象，之後讓監視對象“偏向”這個 線程，之後的多次調用則可以避免CAS操作，說白了就是置個變量，如果發現爲true則無需再走各種加鎖/解鎖流程。但還有很多概念需要解釋、很多引入的 問題需要解決：
3.1 CAS及SMP架構
CAS爲什麼會引入本地延遲？這要從SMP（對稱多處理器）架構說起，下圖大概表明了SMP的結構：
其意思是所有的CPU會共享一條系統總線（BUS），靠此總線連接主存。每個核都有自己的一級緩存，各核相對於BUS對稱分佈，因此這種結構稱爲“對稱多處理器”。
而CAS的全稱爲Compare-And-Swap，是一條CPU的原子指令，其作用是讓CPU比較後原子地更新某個位置的值，經過調查發現， 其實現方式是基於硬件平臺的彙編指令，就是說CAS是靠硬件實現的，JVM只是封裝了彙編調用，那些AtomicInteger類便是使用了這些封裝後的 接口。
Core1和Core2可能會同時把主存中某個位置的值Load到自己的L1 Cache中，當Core1在自己的L1 Cache中修改這個位置的值時，會通過總線，使Core2中L1 Cache對應的值“失效”，而Core2一旦發現自己L1 Cache中的值失效（稱爲Cache命中缺失）則會通過總線從內存中加載該地址最新的值，大家通過總線的來回通信稱爲“Cache一致性流量”，因爲總 線被設計爲固定的“通信能力”，如果Cache一致性流量過大，總線將成爲瓶頸。而當Core1和Core2中的值再次一致時，稱爲“Cache一致 性”，從這個層面來說，鎖設計的終極目標便是減少Cache一致性流量。
而CAS恰好會導致Cache一致性流量，如果有很多線程都共享同一個對象，當某個Core CAS成功時必然會引起總線風暴，這就是所謂的本地延遲，本質上偏向鎖就是爲了消除CAS，降低Cache一致性流量。
Cache一致性：
上面提到Cache一致性，其實是有協議支持的，現在通用的協議是MESI（最早由Intel開始支持），具體參考：http://en.wikipedia.org/wiki/MESI_protocol，以後會仔細講解這部分。
Cache一致性流量的例外情況：
其實也不是所有的CAS都會導致總線風暴，這跟Cache一致性協議有關，具體參考：http://blogs.oracle.com/dave/entry/biased_locking_in_hotspot
NUMA(Non Uniform Memory Access Achitecture）架構：
與SMP對應還有非對稱多處理器架構，現在主要應用在一些高端處理器上，主要特點是沒有總線，沒有公用主存，每個Core有自己的內存，針對這種結構此處不做討論。
3.2 偏向解除
偏向鎖引入的一個重要問題是，在多爭用的場景下，如果另外一個線程爭用偏向對象，擁有者需要釋放偏向鎖，而釋放的過程會帶來一些性能開銷，但總體說來偏向鎖帶來的好處還是大於CAS代價的。
4. 總結
關於鎖，JVM中還引入了一些其他技術比如鎖膨脹等，這些與自旋鎖、偏向鎖相比影響不是很大，這裏就不做介紹。
通過上面的介紹可以看出，synchronized的底層實現主要依靠Lock-Free的隊列，基本思路是自旋後阻塞，競爭切換後繼續競爭鎖，稍微犧牲了公平性，但獲得了高吞吐量。
二、lock的實現
在 java.util.concurrent.locks包中有很多Lock的實現類，常用的有ReentrantLock、 ReadWriteLock（實現類ReentrantReadWriteLock），其實現都依賴 java.util.concurrent.AbstractQueuedSynchronizer類，實現思路都大同小異，因此我們以 ReentrantLock作爲講解切入點。
static abstract class Sync extends AbstractQueuedSynchronizer
final static class NonfairSync extends Sync view plain
final static class FairSync extends Sync
顯然是爲了支持公平鎖和非公平鎖而定義，默認情況下爲非公平鎖。
其實通過上面調用過程及AbstractQueuedSynchronizer的註釋可以發現，AbstractQueuedSynchronizer中抽象了絕大多數Lock的功能，而只把tryAcquire方法延遲到子類中實現。 tryAcquire方法的語義在於用具體子類判斷請求線程是否可以獲得鎖，無論成功與否AbstractQueuedSynchronizer都將處理後面的流程。
2、鎖實現
簡單說來，AbstractQueuedSynchronizer會把所有的請求線程構成一個CLH隊列，當一個線程執行完畢（lock.unlock()）時會激活自己的後繼節點，但正在執行的線程並不在隊列中，而那些等待執行的線程全 部處於阻塞狀態，經過調查線程的顯式阻塞是通過調用LockSupport.park()完成，而LockSupport.park()則調用 sun.misc.Unsafe.park()本地方法，再進一步，HotSpot在Linux中中通過調用pthread_mutex_lock函數把 線程交給系統內核進行阻塞。
與synchronized相同的是，這也是一個虛擬隊列，不存在隊列實例，僅存在節點之間的前後關係。令人疑惑的是爲什麼採用CLH隊列呢？原生的CLH隊列是用於自旋鎖，但Doug Lea把其改造爲阻塞鎖。
當有線程競爭鎖時，該線程會首先嚐試獲得鎖，這對於那些已經在隊列中排隊的線程來說顯得不公平，這也是非公平鎖的由來，與synchronized實現類似，這樣會極大提高吞吐量。 如果已經存在Running線程，則新的競爭線程會被追加到隊尾，具體是採用基於CAS的Lock-Free算法，因爲線程併發對Tail調用CAS可能會
導致其他線程CAS失敗，解決辦法是循環CAS直至成功。
AbstractQueuedSynchronizer通過構造一個基於阻塞的CLH隊列容納所有的阻塞線程，而對該隊列的操作均通過Lock-Free（CAS）操作，但對已經獲得鎖的線程而言，ReentrantLock實現了偏向鎖的功能。
synchronized 的底層也是一個基於CAS操作的等待隊列，但JVM實現的更精細，把等待隊列分爲ContentionList和EntryList，目的是爲了降低線程的出列速度；當然也實現了偏向鎖，從數據結構來說二者設計沒有本質區別。但synchronized還實現了自旋鎖，並針對不同的系統和硬件體系進行了優 化，而Lock則完全依靠系統阻塞掛起等待線程。
當然Lock比synchronized更適合在應用層擴展，可以繼承 AbstractQueuedSynchronizer定義各種實現，比如實現讀寫鎖（ReadWriteLock），公平或不公平鎖；同時，Lock對 應的Condition也比wait/notify要方便的多、靈活的多。
