线程是否安全定义：
一个对象是否是线程安全的，取决于它是否会被多个线程 访问，以及程序中是如何去使用这个对象的。所以，如果 多个线程访问同一个共享对象，在不需额外的同步以及调 用端代码不用做其他协调的情况下，这个共享对象的状态 依然是正确的（正确性意味着这个对象的结果与我们预期 规定的结果保持一致），那说明这个对象是线程安全的；
什么是锁的互斥？
是指一个锁只能一个线程占有，其他线程不能占有，就叫锁的互斥。
synchronized的基本语法：
synchronized有三种方式来加锁，分别是
1. 修饰实例方法，作用于当前实例加锁，进入同步代码前 要获得当前实例的锁
2. 静态方法，作用于当前类对象加锁，进入同步代码前要 获得当前类对象的锁
3. 修饰代码块，指定加锁对象，对给定对象加锁，进入同 步代码库前要获得给定对象的锁。
不同的修饰类型，代表锁的控制粒度
synchronized是互斥锁，在多线程并发编程中synchronized一直是元老级角色，很 多人都会称呼它为重量级锁。但是，随着 Java SE 1.6 对 synchronized进行了各种优化之后，有些情况下它就并不 那么重，Java SE 1.6中为了减少获得锁和释放锁带来的性 能消耗而引入的偏向锁和轻量级锁。
思考锁是如何存储的
可以思考一下，要实现多线程的互斥特性，那这把锁需要 哪些因素？
1. 锁需要有一个东西来表示，比如获得锁是什么状态、无 锁状态是什么状态
2. 这个状态需要对多个线程共享
synchronized锁是如何存储的呢？
观察 synchronized的整个语法发现，synchronized(lock)是基于 lock 这个对象的生命周期来控制锁粒度的，那是不是锁的 存储和这个lock对象有关系呢？
于是我们以对象在 jvm 内存中是如何存储作为切入点，去 看看对象里面有什么特性能够实现锁;
对象在内存中的布局
在 Hotspot 虚拟机中，对象在内存中的存储布局，可以分 为三个区域:
对象头(Header)、实例数据(Instance Data)、对 齐填充(Padding)
Mark word(对象头) 记录了对象和锁有关的信息，当某个对象被 synchronized关键字当成同步锁时，那么围绕这个锁的一 系列操作都和Mark word(对象头)有关系。Mark Word(对象头)在32位虚 拟机的长度是32bit、在64位虚拟机的长度是64bit。 Mark Word(对象头)里面存储的数据会随着锁标志位的变化而变化， Mark Word(对象头)可能变化为存储以下5种情况：
对象头一共32位，以上是每个位数的存储
为什么任何对象都可以实现锁
1. 首先，Java 中的每个对象都派生自 Object 类，而每个
Java Object 在 JVM 内部都有一个 native 的 C++对象 oop/oopDesc进行对应。
2. 线程在获取锁的时候，实际上就是获得一个监视器对象 (monitor) ,monitor 可以认为是一个同步对象，所有的 Java 对象是天生携带 monitor。在 hotspot 源码的 markOop.hpp文件中，可以看到下面这段代码。
多个线程访问同步代码块时，相当于去争抢对象监视器 修改对象中的锁标识,上面的代码中ObjectMonitor这个 对象和线程争抢锁的逻辑有密切的关系
怎样能即保证数据安全，也能保证性能？
1.基于synchroinzed的锁的粒度控制
2.无锁化，即不加锁也能达到线程安全，所以引入了偏向锁和轻量级锁
锁的状态：无锁->{偏向锁->轻量级锁}（这两种相当于无锁）->重量级锁（真正意义上的加锁）
synchronized 锁的升级
hotspot虚拟机的作者经过调查发现，大部分情况下，加锁的代码不仅仅不存在多线程竞争，而且总是由同一个线程 多次获得。所以基于这样一个概率，所以synchronized在 JDK1.6 之后做了一些优化，为了减少获得锁和释放锁带来 的性能开销，引入了偏向锁、轻量级锁的概念。因此大家 会发现在synchronized中，锁存在四种状态 分别是：无锁、偏向锁、轻量级锁、重量级锁； 锁的状态 根据竞争激烈的程度从低到高不断升级。
假如有两个线程ThreadA/ThreadB
1.只有ThreadA去访问（大部分情况是属于这种）->引入了偏向锁 对象头里面记录ThreadId 偏向锁标记
2.ThreadA和ThreadB交替访问->轻量级锁->自旋
3.多个线程同时访问->阻塞
偏向锁的基本原理
前面说过，大部分情况下，锁不仅仅不存在多线程竞争， 而是总是由同一个线程多次获得，为了让线程获取锁的代 价更低就引入了偏向锁的概念。
怎么理解偏向锁呢？ 当一个线程访问加了同步锁的代码块时，会在对象头中存 储当前线程的ID，后续这个线程进入和退出这段加了同步 锁的代码块时，
不需要再次加锁和释放锁。而是直接比较 对象头里面是否存储了指向当前线程的偏向锁。如果相等 表示偏向锁是偏向于当前线程的，就不需要再尝试获得锁 了
根据对象锁的对象头里的threadid和是否偏向锁标识来区分当前线程是否为偏向锁；当获取锁存在竞争时，锁要不然升级，要不然线程阻塞；
偏向锁的获取和撤销逻辑
1. 首先获取锁 对象的Markword，判断是否处于可偏向状 态。（ biased_lock=1、且ThreadId为空）
2. 如果是可偏向状态，则通过CAS操作，把当前线程的ID 写入到MarkWord a) 如果 cas 成功，那么 markword 就会变成这样。 表示已经获得了锁对象的偏向锁，接着执行同步代码 块 b) 如果 cas 失败，说明有其他线程已经获得了偏向锁， 这种情况说明当前锁存在竞争，需要撤销已获得偏向 锁的线程，并且把它持有的锁升级为轻量级锁（这个 操作需要等到全局安全点，也就是没有线程在执行字 节码）才能执行
3. 如果是已偏向状态，需要检查 markword 中存储的 ThreadID是否等于当前线程的ThreadID a) 如果相等，不需要再次获得锁，可直接执行同步代码 块 b) 如果不相等，说明当前锁偏向于其他线程，需要撤销 偏向锁并升级到轻量级锁
偏向锁的撤销
偏向锁的撤销并不是把对象恢复到无锁可偏向状态（因为 偏向锁并不存在锁释放的概念） ，而是在获取偏向锁的过程 中，发现 cas 失败也就是存在线程竞争时，直接把被偏向 的锁对象升级到被加了轻量级锁的状态。
对原持有偏向锁的线程进行撤销时，原获得偏向锁的线程 有两种情况：
1. 原获得偏向锁的线程如果已经退出了临界区，也就是同 步代码块执行完了，那么这个时候会把对象头设置成无 锁状态并且争抢锁的线程可以基于 CAS 重新偏向但前 线程
2. 如果原获得偏向锁的线程的同步代码块还没执行完，处 于临界区之内，这个时候会把原获得偏向锁的线程升级 为轻量级锁后继续执行同步代码块
在我们的应用开发中，绝大部分情况下一定会存在 2 个以 上的线程竞争，那么如果开启偏向锁，反而会提升获取锁 的资源消耗。所以可以通过jvm参数 UseBiasedLocking 来设置开启或关闭偏向锁
轻量级锁的基本原理
轻量级锁的加锁和解锁逻辑
锁升级为轻量级锁之后，对象的 Markword 也会进行相应 的的变化。升级为轻量级锁的过程：
1. 线程在自己的栈桢中创建锁记录 LockRecord。
2. 将锁对象的对象头中的MarkWord复制到线程的刚刚创 建的锁记录中。
3. 将锁记录中的Owner指针指向锁对象。
4. 将锁对象的对象头的MarkWord替换为指向锁记录的指 针。
自旋锁
轻量级锁在加锁过程中，用到了自旋锁 所谓自旋，就是指当有另外一个线程来竞争锁时，这个线 程会在原地循环等待，而不是把该线程给阻塞，直到那个 获得锁的线程释放锁之后，这个线程就可以马上获得锁的。
注意，锁在原地循环的时候，是会消耗cpu的，就相当于 在执行一个啥也没有的for循环。 所以，轻量级锁适用于那些同步代码块执行的很快的场景， 这样，线程原地等待很短的时间就能够获得锁了。 自旋锁的使用，其实也是有一定的概率背景，在大部分同 步代码块执行的时间都是很短的。所以通过看似无异议的 循环反而能提升锁的性能。 但是自旋必须要有一定的条件控制，否则如果一个线程执行同步代码块的时间很长，那么这个线程不断的循环反而 会消耗CPU资源。默认情况下自旋的次数是10次， 可以通过 preBlockSpin来修改
在JDK1.6之后，引入了自适应自旋锁，自适应意味着自旋 的次数不是固定不变的，而是根据前一次在同一个锁上自 旋的时间以及锁的拥有者的状态来决定。 如果在同一个锁对象上，自旋等待刚刚成功获得过锁，并 且持有锁的线程正在运行中，那么虚拟机就会认为这次自 旋也是很有可能再次成功，进而它将允许自旋等待持续相 对更长的时间。如果对于某个锁，自旋很少成功获得过， 那在以后尝试获取这个锁时将可能省略掉自旋过程，直接 阻塞线程，避免浪费处理器资源
绝大部分的线程在获得锁以后，会在非常短的时间内去释放锁，所以加上了自旋，避免内核和用户核的切换；
轻量级锁的解锁
轻量级锁的锁释放逻辑其实就是获得锁的逆向逻辑，通过 CAS 操作把线程栈帧中的 LockRecord 替换回到锁对象的 MarkWord 中，如果成功表示没有竞争。如果失败，表示 当前锁存在竞争，那么轻量级锁就会膨胀成为重量级锁；
重量级锁
当轻量级锁膨胀到重量级锁之后，意味着线程只能被挂起 阻塞来等待被唤醒了。
重量级锁，获取不到的锁会阻塞，这样会引起用户态和内核态的切换，严重影响锁的性能
每一个 JAVA 对象都会与一个监视器 monitor 关联，我们 可以把它理解成为一把锁，当一个线程想要执行一段被 synchronized修饰的同步方法或者代码块时，该线程得先 获取到synchronized修饰的对象对应的monitor。 monitorenter表示去获得一个对象监视器。monitorexit表 示释放 monitor 监视器的所有权，使得其他被阻塞的线程 可以尝试去获得这个监视器 monitor 依赖操作系统的 MutexLock(互斥锁)来实现的, 线 程被阻塞后便进入内核（Linux）调度状态，这个会导致系 统在用户态与内核态之间来回切换，严重影响锁的性能；
回顾线程的竞争机制
再来回顾一下线程的竞争机制对于锁升级这块的一些基本 流程。方便大家更好的理解 加入有这样一个同步代码块，存在Thread#1、Thread#2等 多个线程
synchronized (lock) { // do something }
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,竞争不激 烈；
情况三：Thread#1/Thread#2/Thread3… 同时进入临界区， 竞争激烈
偏向锁
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。
轻量级锁
偏向锁的场景太过于理想化，更多的时候是 Thread#2 也 会尝试进入临界区， 如果 Thread#2 也进入临界区但是 Thread#1 还没有执行完同步代码块时，会暂停 Thread#1 并且升级到轻量级锁。Thread#2通过自旋再次尝试以轻量 级锁的方式来获取锁
重量级锁
如果Thread#1和Thread#2正常交替执行，那么轻量级锁 基本能够满足锁的需求。但是如果Thread#1和Thread#2 同时进入临界区，那么轻量级锁就会膨胀为重量级锁，意 味着 Thread#1 线程获得了重量级锁的情况下，Thread#2 就会被阻塞
