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16 synchronized底层如何实现？什么是锁的升级、降级？-极客时间
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我在【上一讲】对比和分析了 synchronized 和 ReentrantLock，算是专栏进入并发编程阶段的热身，相信你已经对线程安全，以及如何使用基本的同步机制有了基础，今天我们将深入了解 synchronize 底层机制，分析其他锁实现和应用场景。
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今天我要问你的问题是 ，synchronized 底层如何实现？什么是锁的升级、降级？
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典型回答
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在回答这个问题前，先简单复习一下上一讲的知识点。synchronized 代码块是由一对儿 monitorenter/monitorexit 指令实现的，Monitor 对象是同步的基本实现单元。
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在 Java 6 之前，Monitor 的实现完全是依靠操作系统内部的互斥锁，因为需要进行用户态到内核态的切换，所以同步操作是一个无差别的重量级操作。
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现代的（Oracle）JDK 中，JVM 对此进行了大刀阔斧地改进，提供了三种不同的 Monitor 实现，也就是常说的三种不同的锁：偏斜锁（Biased Locking）、轻量级锁和重量级锁，大大改进了其性能。
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所谓锁的升级、降级，就是 JVM 优化 synchronized 运行的机制，当 JVM 检测到不同的竞争状况时，会自动切换到适合的锁实现，这种切换就是锁的升级、降级。
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当没有竞争出现时，默认会使用偏斜锁。JVM 会利用 CAS 操作（compare and swap），在对象头上的 Mark Word 部分设置线程 ID，以表示这个对象偏向于当前线程，所以并不涉及真正的互斥锁。这样做的假设是基于在很多应用场景中，大部分对象生命周期中最多会被一个线程锁定，使用偏斜锁可以降低无竞争开销。
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如果有另外的线程试图锁定某个已经被偏斜过的对象，JVM 就需要撤销（revoke）偏斜锁，并切换到轻量级锁实现。轻量级锁依赖 CAS 操作 Mark Word 来试图获取锁，如果重试成功，就使用普通的轻量级锁；否则，进一步升级为重量级锁。
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我注意到有的观点认为 Java 不会进行锁降级。实际上据我所知，锁降级确实是会发生的，当 JVM 进入安全点（SafePoint）的时候，会检查是否有闲置的 Monitor，然后试图进行降级。
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考点分析
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今天的问题主要是考察你对 Java 内置锁实现的掌握，也是并发的经典题目。我在前面给出的典型回答，涵盖了一些基本概念。如果基础不牢，有些概念理解起来就比较晦涩，我建议还是尽量理解和掌握，即使有不懂的也不用担心，在后续学习中还会逐步加深认识。
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我个人认为，能够基础性地理解这些概念和机制，其实对于大多数并发编程已经足够了，毕竟大部分工程师未必会进行更底层、更基础的研发，很多时候解决的是知道与否，真正的提高还要靠实践踩坑。
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后面我会进一步分析：
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从源码层面，稍微展开一些 synchronized 的底层实现，并补充一些上面答案中欠缺的细节，有同学反馈这部分容易被问到。如果你对 Java 底层源码有兴趣，但还没有找到入手点，这里可以成为一个切入点。
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理解并发包中 java.util.concurrent.lock 提供的其他锁实现，毕竟 Java 可不是只有 ReentrantLock 一种显式的锁类型，我会结合代码分析其使用。
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知识扩展
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我在【上一讲】提到过 synchronized 是 JVM 内部的 Intrinsic Lock，所以偏斜锁、轻量级锁、重量级锁的代码实现，并不在核心类库部分，而是在 JVM 的代码中。
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Java 代码运行可能是解释模式也可能是编译模式（如果不记得，请复习【专栏第 1 讲】），所以对应的同步逻辑实现，也会分散在不同模块下，比如，解释器版本就是：src/hotspot/share/interpreter/interpreterRuntime.cpp
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为了简化便于理解，我这里会专注于通用的基类实现：src/hotspot/share/runtime/
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另外请注意，链接指向的是最新 JDK 代码库，所以可能某些实现与历史版本有所不同。
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首先，synchronized 的行为是 JVM runtime 的一部分，所以我们需要先找到 Runtime 相关的功能实现。通过在代码中查询类似“monitor_enter”或“Monitor Enter”，很直观的就可以定位到：
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sharedRuntime.cpp/hpp，它是解释器和编译器运行时的基类。
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synchronizer.cpp/hpp，JVM 同步相关的各种基础逻辑。
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在 sharedRuntime.cpp 中，下面代码体现了 synchronized 的主要逻辑。
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Handle h_obj(THREAD, obj);
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if (UseBiasedLocking) {
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// Retry fast entry if bias is revoked to avoid unnecessary inflation
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ObjectSynchronizer::fast_enter(h_obj, lock, true, CHECK);
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} else {
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ObjectSynchronizer::slow_enter(h_obj, lock, CHECK);
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}
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其实现可以简单进行分解：
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UseBiasedLocking 是一个检查，因为，在 JVM 启动时，我们可以指定是否开启偏斜锁。
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偏斜锁并不适合所有应用场景，撤销操作（revoke）是比较重的行为，只有当存在较多不会真正竞争的 synchronized 块儿时，才能体现出明显改善。实践中对于偏斜锁的一直是有争议的，有人甚至认为，当你需要大量使用并发类库时，往往意味着你不需要偏斜锁。从具体选择来看，我还是建议需要在实践中进行测试，根据结果再决定是否使用。
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还有一方面是，偏斜锁会延缓 JIT 预热的进程，所以很多性能测试中会显式地关闭偏斜锁，命令如下：
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-XX:-UseBiasedLocking
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fast_enter 是我们熟悉的完整锁获取路径，slow_enter 则是绕过偏斜锁，直接进入轻量级锁获取逻辑。
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那么 fast_enter 是如何实现的呢？同样是通过在代码库搜索，我们可以定位到 synchronizer.cpp。 类似 fast_enter 这种实现，解释器或者动态编译器，都是拷贝这段基础逻辑，所以如果我们修改这部分逻辑，要保证一致性。这部分代码是非常敏感的，微小的问题都可能导致死锁或者正确性问题。
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void ObjectSynchronizer::fast_enter(Handle obj, BasicLock* lock,
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bool attempt_rebias, TRAPS) {
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if (UseBiasedLocking) {
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if (!SafepointSynchronize::is_at_safepoint()) {
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BiasedLocking::Condition cond = BiasedLocking::revoke_and_rebias(obj, attempt_rebias, THREAD);
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if (cond == BiasedLocking::BIAS_REVOKED_AND_REBIASED) {
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return;
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}
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} else {
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assert(!attempt_rebias, "can not rebias toward VM thread");
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BiasedLocking::revoke_at_safepoint(obj);
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}
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assert(!obj->mark()->has_bias_pattern(), "biases should be revoked by now");
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}
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slow_enter(obj, lock, THREAD);
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}
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我来分析下这段逻辑实现：
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biasedLocking定义了偏斜锁相关操作，revoke_and_rebias 是获取偏斜锁的入口方法，revoke_at_safepoint 则定义了当检测到安全点时的处理逻辑。
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如果获取偏斜锁失败，则进入 slow_enter。
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这个方法里面同样检查是否开启了偏斜锁，但是从代码路径来看，其实如果关闭了偏斜锁，是不会进入这个方法的，所以算是个额外的保障性检查吧。
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另外，如果你仔细查看synchronizer.cpp里，会发现不仅仅是 synchronized 的逻辑，包括从本地代码，也就是 JNI，触发的 Monitor 动作，全都可以在里面找到（jni_enter/jni_exit）。
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关于biasedLocking的更多细节我就不展开了，明白它是通过 CAS 设置 Mark Word 就完全够用了，对象头中 Mark Word 的结构，可以参考下图：
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顺着锁升降级的过程分析下去，偏斜锁到轻量级锁的过程是如何实现的呢？
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我们来看看 slow_enter 到底做了什么。
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void ObjectSynchronizer::slow_enter(Handle obj, BasicLock* lock, TRAPS) {
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markOop mark = obj->mark();
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if (mark->is_neutral()) {
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// 将目前的Mark Word复制到Displaced Header上
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lock->set_displaced_header(mark);
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// 利用CAS设置对象的Mark Word
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if (mark == obj()->cas_set_mark((markOop) lock, mark)) {
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TEVENT(slow_enter: release stacklock);
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return;
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}
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// 检查存在竞争
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} else if (mark->has_locker() &&
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THREAD->is_lock_owned((address)mark->locker())) {
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// 清除
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lock->set_displaced_header(NULL);
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return;
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}
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// 重置Displaced Header
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lock->set_displaced_header(markOopDesc::unused_mark());
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ObjectSynchronizer::inflate(THREAD,
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obj(),
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inflate_cause_monitor_enter)->enter(THREAD);
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}
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请结合我在代码中添加的注释，来理解如何从试图获取轻量级锁，逐步进入锁膨胀的过程。你可以发现这个处理逻辑，和我在这一讲最初介绍的过程是十分吻合的。
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设置 Displaced Header，然后利用 cas_set_mark 设置对象 Mark Word，如果成功就成功获取轻量级锁。
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否则 Displaced Header，然后进入锁膨胀阶段，具体实现在 inflate 方法中。
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今天就不介绍膨胀的细节了，我这里提供了源代码分析的思路和样例，考虑到应用实践，再进一步增加源代码解读意义不大，有兴趣的同学可以参考我提供的synchronizer.cpp链接，例如：
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deflate_idle_monitors 是分析锁降级逻辑的入口，这部分行为还在进行持续改进，因为其逻辑是在安全点内运行，处理不当可能拖长 JVM 停顿（STW，stop-the-world）的时间。
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fast_exit 或者 slow_exit 是对应的锁释放逻辑。
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前面分析了 synchronized 的底层实现，理解起来有一定难度，下面我们来看一些相对轻松的内容。 我在上一讲对比了 synchronized 和 ReentrantLock，Java 核心类库中还有其他一些特别的锁类型，具体请参考下面的图。
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你可能注意到了，这些锁竟然不都是实现了 Lock 接口，ReadWriteLock 是一个单独的接口，它通常是代表了一对儿锁，分别对应只读和写操作，标准类库中提供了再入版本的读写锁实现（ReentrantReadWriteLock），对应的语义和 ReentrantLock 比较相似。
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StampedLock 竟然也是个单独的类型，从类图结构可以看出它是不支持再入性的语义的，也就是它不是以持有锁的线程为单位。
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为什么我们需要读写锁（ReadWriteLock）等其他锁呢？
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这是因为，虽然 ReentrantLock 和 synchronized 简单实用，但是行为上有一定局限性，通俗点说就是“太霸道”，要么不占，要么独占。实际应用场景中，有的时候不需要大量竞争的写操作，而是以并发读取为主，如何进一步优化并发操作的粒度呢？
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Java 并发包提供的读写锁等扩展了锁的能力，它所基于的原理是多个读操作是不需要互斥的，因为读操作并不会更改数据，所以不存在互相干扰。而写操作则会导致并发一致性的问题，所以写线程之间、读写线程之间，需要精心设计的互斥逻辑。
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下面是一个基于读写锁实现的数据结构，当数据量较大，并发读多、并发写少的时候，能够比纯同步版本凸显出优势。
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public class RWSample {
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private final Map<String, String> m = new TreeMap<>();
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private final ReentrantReadWriteLock rwl = new ReentrantReadWriteLock();
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private final Lock r = rwl.readLock();
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private final Lock w = rwl.writeLock();
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public String get(String key) {
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r.lock();
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System.out.println("读锁锁定！");
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try {
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return m.get(key);
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} finally {
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r.unlock();
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}
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}
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public String put(String key, String entry) {
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w.lock();
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System.out.println("写锁锁定！");
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try {
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return m.put(key, entry);
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} finally {
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w.unlock();
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}
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}
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// …
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}
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在运行过程中，如果读锁试图锁定时，写锁是被某个线程持有，读锁将无法获得，而只好等待对方操作结束，这样就可以自动保证不会读取到有争议的数据。
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读写锁看起来比 synchronized 的粒度似乎细一些，但在实际应用中，其表现也并不尽如人意，主要还是因为相对比较大的开销。
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所以，JDK 在后期引入了 StampedLock，在提供类似读写锁的同时，还支持优化读模式。优化读基于假设，大多数情况下读操作并不会和写操作冲突，其逻辑是先试着读，然后通过 validate 方法确认是否进入了写模式，如果没有进入，就成功避免了开销；如果进入，则尝试获取读锁。请参考我下面的样例代码。
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public class StampedSample {
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private final StampedLock sl = new StampedLock();
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void mutate() {
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long stamp = sl.writeLock();
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try {
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write();
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} finally {
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sl.unlockWrite(stamp);
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}
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}
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Data access() {
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long stamp = sl.tryOptimisticRead();
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Data data = read();
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if (!sl.validate(stamp)) {
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stamp = sl.readLock();
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try {
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data = read();
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} finally {
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sl.unlockRead(stamp);
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}
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}
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return data;
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}
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// …
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}
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注意，这里的 writeLock 和 unLockWrite 一定要保证成对调用。
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你可能很好奇这些显式锁的实现机制，Java 并发包内的各种同步工具，不仅仅是各种 Lock，其他的如Semaphore、CountDownLatch，甚至是早期的FutureTask等，都是基于一种AQS框架。
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今天，我全面分析了 synchronized 相关实现和内部运行机制，简单介绍了并发包中提供的其他显式锁，并结合样例代码介绍了其使用方法，希望对你有所帮助。
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一课一练
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关于今天我们讨论的你做到心中有数了吗？思考一个问题，你知道“自旋锁”是做什么的吗？它的使用场景是什么？
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请你在留言区写写你对这个问题的思考，我会选出经过认真思考的留言，送给你一份学习奖励礼券，欢迎你与我一起讨论。
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你的朋友是不是也在准备面试呢？你可以“请朋友读”，把今天的题目分享给好友，或许你能帮到他。
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