2.2 synchronized的实现原理与应用
当一个线程A执行字节码时遇到monitorenter指令时，会首先检查该指令关联的Object的对象头中的Mark Word状态。
2.2.1 如果是偏向锁
如果2bit标志位为01代表此时处于偏向锁状态。
如果2bit标志位为01且1bit的标志位为1，代表该对象此时处于偏向锁且锁被获取状态。
- 如果Mark Word的线程ID是当前线程的ID，代表该线程之前已经获得了该偏向锁，那么可以继续执行同步代码块
- 如果当前Mark Word存的线程的ID不是当前线程ID，结合之前的条件可以推测出有别的线程获得了偏向锁。那么根据Mark Word里存的获得了偏向锁线程的ID记为B线程，如果B线程此时不处于活动状态，那么重新设置Mark Word,把此时的Mark Word设置为无线程获得偏向锁的偏向锁状态，然后A线程去执行CAS操作修改Mark Word的ThreadID，让该对象的偏向锁指向A线程；如果B线程还处于活动状态，那么去检查B线程是否需要继续持有偏向锁，即B线程是否还执行临界区，如果不是，也要“重新设置Mark Word,把此时的Mark Word设置为无线程获得偏向锁的偏向锁状态，然后A线程去执行CAS操作修改Mark Word的ThreadID，让该对象的偏向锁指向A线程”，如果很不幸的B线程处在活跃的状态并且也要继续执行临界区，此时的情况是AB两个线程同时需要进入临界区，偏向锁已经无能为力，偏向锁升级我轻量锁
如果2bit标志位为01且1bit的标志位为0，代表该对象处于偏向锁未被获取的状态，
那么执行CAS操作修改ThreadID。如果此时失败了呢？书上没说，我猜测是如果CAS操作失败那么一定是还有另一个线程此时也在CAS操作修改ThreadID。此时应该也要膨胀到轻量锁。
2.2.2 如果是轻量级锁
这里不同的资料给出了不同的解释，即关于什么时候一个线程会请求一个轻量级的锁。https://www.jianshu.com/p/c5058b6fe8e5我比较认同这里的看法，当mark word的标志位是001时，即当前无锁状态且不允许使用偏向锁的时候，就会请求使用轻量级锁。这一点和那副著名的图有所区别。
当试图获得一个轻量级锁的时候，1、首先在当前线程的栈帧中分配一个Lock Record记录，并把MarkWord复制到当前的LockRecord中 2、尝试使用CAS操作去把对象头的mark word改成指向当前LockRecord的指针
inline intptr_t Atomic::cmpxchg_ptr(intptr_t exchange_value, volatile intptr_t* dest, intptr_t compare_value) { return (intptr_t)cmpxchg((jint)exchange_value, (volatile jint*)dest, (jint)compare_value); }
上面这段c++就是获取偏向锁的过程，重点关注红色框里的CAS操作。下面就CAS方法的签名，可以看到第一个参数是要改变的值，最后一个参数是用来比较的值。所以综上可以看到获取轻量级锁的本质就是拿自己LockRecord里的markeord和此时此刻对象头的markWord比较并执行cas操作，成功了，当前线程就获得了轻量级锁。
那如果失败了呢？我虽然不太能看懂这段c++，但是我能看懂if逻辑。如果失败了的话，会把当前线程栈帧的lockRecord里的markword替换成一个名为unused_mark的东西（这东西是啥？），然后剩下的就是进入了inflate膨胀成重量级锁的阶段了。这和书上不一样啊，不是自旋吗？？？？？
书还能错了？？？
上面是轻量级锁的释放逻辑，取出LockRecord里的markword记录，用cas操作把对象头里markword换回去，成功了就释放了轻量级锁，如果失败了就inflate成重量级锁。
仔细看一下这个cas操作，第一个参数是dhw，dhw就是lockrecord里存储的加锁的时候锁对象的mark，也就是说dhw是我想写回的数据。cas里第三个参数是mark,往上看发现mark是object->mark取出来的，也就是我先从锁对象里取出了mark的值，然后把取出的mark的值作为cas操作compare的值。，所以理论上这个cas操作一定是会成功的，如果失败了，说明在从取出mark到使用mark执行cas操作之间对象的mark被别人替换了。什么情况下会被替换呢？再取出mark的时候，mark已经在轻量级锁获取的时候被替换成了指向lockrecord的指针，所以markWord不会因为别的线程尝试获取轻量级锁被替换成指向别的线程lockrecord的指针。所以我猜测，maekword被替换是由于别的线程视图获取轻量级锁，发生了锁竞争，进一步锁膨胀成重量级索，在膨胀的时候markword被更改，不是指向lockrecord的指针。
结合轻量级锁的获取和竞争可以看到，轻量级锁的膨胀有可能是两个地方发生，假设A线程获得了轻量级锁，然后B线程也想获得锁，那么在B线程试图获取轻量级锁的时候，会走到inflate这段逻辑里，所以此时锁膨胀成了重量级锁。然后在A线程释放锁的时候，发现释放锁的CAS操作失败，因为markword不是指向自己lockrecord的指针了，此时A线程也会走inflate的锁膨胀逻辑。