在 JDK 1.5 之前共享对象的协调机制只有 synchronized 和 volatile，在 JDK 1.5 中增加了新的机制 ReentrantLock，该机制的诞生并不是为了替代 synchronized，而是在 synchronized 不适用的情况下，提供一种可以选择的高级功能。
那么synchronized 和 ReentrantLock 是如何实现的？它们有什么区别？
synchronized 属于独占式悲观锁，是通过 JVM 隐式实现的，synchronized 只允许同一时刻只有一个线程操作资源。
在 Java 中每个对象都隐式包含一个 monitor（监视器）对象，加锁的过程其实就是竞争 monitor 的过程，当线程进入字节码 monitorenter 指令之后，线程将持有 monitor 对象，执行 monitorexit 时释放 monitor 对象，当其他线程没有拿到 monitor 对象时，则需要阻塞等待获取该对象。
ReentrantLock 是 Lock 的默认实现方式之一，它是基于 AQS（Abstract Queued Synchronizer，队列同步器）实现的，它默认是通过非公平锁实现的，在它的内部有一个 state 的状态字段用于表示锁是否被占用，如果是 0 则表示锁未被占用，此时线程就可以把 state 改为 1，并成功获得锁，而其他未获得锁的线程只能去排队等待获取锁资源。
synchronized 和 ReentrantLock 都提供了锁的功能，具备互斥性和不可见性。在 JDK 1.5 中 synchronized 的性能远远低于 ReentrantLock，但在 JDK 1.6 之后 synchronized 的性能略低于 ReentrantLock，它的区别如下：
- synchronized 是 JVM 隐式实现的，而 ReentrantLock 是 Java 语言提供的 API；
- ReentrantLock 可设置为公平锁，而 synchronized 却不行；
- ReentrantLock 只能修饰代码块，而 synchronized 可以用于修饰方法、修饰代码块等；
- ReentrantLock 需要手动加锁和释放锁，如果忘记释放锁，则会造成资源被永久占用，而 synchronized 无需手动释放锁；
- ReentrantLock 可以知道是否成功获得了锁，而 synchronized 却不行。
ReentrantLock 源码分析：
首先来看 ReentrantLock 的两个构造函数：
public ReentrantLock() { sync = new NonfairSync(); // 非公平锁 } public ReentrantLock(boolean fair) { sync = fair ? new FairSync() : new NonfairSync(); }
无参的构造函数创建了一个非公平锁，用户也可以根据第二个构造函数，设置一个 boolean 类型的值，来决定是否使用公平锁来实现线程的调度。
公平锁 VS 非公平锁
公平锁的含义是线程需要按照请求的顺序来获得锁；而非公平锁则允许“插队”的情况存在，所谓的“插队”指的是，线程在发送请求的同时该锁的状态恰好变成了可用，那么此线程就可以跳过队列中所有排队的线程直接拥有该锁。
而公平锁由于有挂起和恢复所以存在一定的开销，因此性能不如非公平锁，所以 ReentrantLock 和 synchronized 默认都是非公平锁的实现方式。
ReentrantLock 是通过 lock() 来获取锁，并通过 unlock() 释放锁，使用代码如下：
Lock lock = new ReentrantLock(); try { // 加锁 lock.lock(); //......业务处理 } finally { // 释放锁 lock.unlock(); }
ReentrantLock 中的 lock() 是通过 sync.lock() 实现的，但 Sync 类中的 lock() 是一个抽象方法，需要子类 NonfairSync 或 FairSync 去实现，NonfairSync 中的 lock() 源码如下：
final void lock() { if (compareAndSetState(0, 1)) // 将当前线程设置为此锁的持有者 setExclusiveOwnerThread(Thread.currentThread()); else acquire(1); }
FairSync 中的 lock() 源码如下：
final void lock() { acquire(1); }
可以看出非公平锁比公平锁只是多了一行 compareAndSetState 方法，该方法是尝试将 state 值由 0 置换为 1，如果设置成功的话，则说明当前没有其他线程持有该锁，不用再去排队了，可直接占用该锁，否则，则需要通过 acquire 方法去排队。
acquire 源码如下：
public final void acquire(int arg) { if (!tryAcquire(arg) && acquireQueued(addWaiter(Node.EXCLUSIVE), arg)) selfInterrupt(); }
tryAcquire 方法尝试获取锁，如果获取锁失败，则把它加入到阻塞队列中，来看 tryAcquire 的源码：
protected final boolean tryAcquire(int acquires) { final Thread current = Thread.currentThread(); int c = getState(); if (c == 0) { // 公平锁比非公平锁多了一行代码 !hasQueuedPredecessors() if (!hasQueuedPredecessors() && compareAndSetState(0, acquires)) { //尝试获取锁 setExclusiveOwnerThread(current); // 获取成功，标记被抢占 return true; } } else if (current == getExclusiveOwnerThread()) { int nextc = c + acquires; if (nextc < 0) throw new Error("Maximum lock count exceeded"); setState(nextc); // set state=state+1 return true; } return false; }
对于此方法来说，公平锁比非公平锁只多一行代码 !hasQueuedPredecessors()，它用来查看队列中是否有比它等待时间更久的线程，如果没有，就尝试一下是否能获取到锁，如果获取成功，则标记为已经被占用。
如果获取锁失败，则调用 addWaiter 方法把线程包装成 Node 对象，同时放入到队列中，但 addWaiter 方法并不会尝试获取锁，acquireQueued 方法才会尝试获取锁，如果获取失败，则此节点会被挂起，源码如下：
/** * 队列中的线程尝试获取锁，失败则会被挂起 */ final boolean acquireQueued(final Node node, int arg) { boolean failed = true; // 获取锁是否成功的状态标识 try { boolean interrupted = false; // 线程是否被中断 for (;;) { // 获取前一个节点（前驱节点） final Node p = node.predecessor(); // 当前节点为头节点的下一个节点时，有权尝试获取锁 if (p == head && tryAcquire(arg)) { setHead(node); // 获取成功，将当前节点设置为 head 节点 p.next = null; // 原 head 节点出队，等待被 GC failed = false; // 获取成功 return interrupted; } // 判断获取锁失败后是否可以挂起 if (shouldParkAfterFailedAcquire(p, node) && parkAndCheckInterrupt()) // 线程若被中断，返回 true interrupted = true; } } finally { if (failed) cancelAcquire(node); } }
该方法会使用 for(;;) 无限循环的方式来尝试获取锁，若获取失败，则调用 shouldParkAfterFailedAcquire 方法，尝试挂起当前线程，源码如下：
/** * 判断线程是否可以被挂起 */ private static boolean shouldParkAfterFailedAcquire(Node pred, Node node) { // 获得前驱节点的状态 int ws = pred.waitStatus; // 前驱节点的状态为 SIGNAL，当前线程可以被挂起（阻塞） if (ws == Node.SIGNAL) return true; if (ws > 0) { do { // 若前驱节点状态为 CANCELLED，那就一直往前找，直到找到一个正常等待的状态为止 node.prev = pred = pred.prev; } while (pred.waitStatus > 0); // 并将当前节点排在它后边 pred.next = node; } else { // 把前驱节点的状态修改为 SIGNAL compareAndSetWaitStatus(pred, ws, Node.SIGNAL); } return false; }
线程入列被挂起的前提条件是，前驱节点的状态为 SIGNAL，SIGNAL 状态的含义是后继节点处于等待状态，当前节点释放锁后将会唤醒后继节点。所以在上面这段代码中，会先判断前驱节点的状态，如果为 SIGNAL，则当前线程可以被挂起并返回 true；如果前驱节点的状态 >0，则表示前驱节点取消了，这时候需要一直往前找，直到找到最近一个正常等待的前驱节点，然后把它作为自己的前驱节点；如果前驱节点正常（未取消），则修改前驱节点状态为 SIGNAL。
到这里整个加锁的流程就已经走完了，最后的情况是，没有拿到锁的线程会在队列中被挂起，直到拥有锁的线程释放锁之后，才会去唤醒其他的线程去获取锁资源，整个运行流程如下图所示：
unlock 相比于 lock 来说就简单很多了，源码如下：
public void unlock() { sync.release(1); } public final boolean release(int arg) { // 尝试释放锁 if (tryRelease(arg)) { // 释放成功 Node h = head; if (h != null && h.waitStatus != 0) unparkSuccessor(h); return true; } return false; }
锁的释放流程为，先调用 tryRelease 方法尝试释放锁，如果释放成功，则查看头结点的状态是否为 SIGNAL，如果是，则唤醒头结点的下个节点关联的线程；如果释放锁失败，则返回 false。
tryRelease 源码如下：
/** * 尝试释放当前线程占有的锁 */ protected final boolean tryRelease(int releases) { int c = getState() - releases; // 释放锁后的状态，0 表示释放锁成功 // 如果拥有锁的线程不是当前线程的话抛出异常 if (Thread.currentThread() != getExclusiveOwnerThread()) throw new IllegalMonitorStateException(); boolean free = false; if (c == 0) { // 锁被成功释放 free = true; setExclusiveOwnerThread(null); // 清空独占线程 } setState(c); // 更新 state 值，0 表示为释放锁成功 return free; }
在 tryRelease 方法中，会先判断当前的线程是不是占用锁的线程，如果不是的话，则会抛出异常；如果是的话，则先计算锁的状态值 getState() - releases 是否为 0，如果为 0，则表示可以正常的释放锁，然后清空独占的线程，最后会更新锁的状态并返回执行结果。
JDK 1.6 锁优化
自适应自旋锁
JDK 1.5 在升级为 JDK 1.6 时，HotSpot 虚拟机团队在锁的优化上下了很大功夫，比如实现了自适应式自旋锁、锁升级等。
JDK 1.6 引入了自适应式自旋锁意味着自旋的时间不再是固定的时间了，比如在同一个锁对象上，如果通过自旋等待成功获取了锁，那么虚拟机就会认为，它下一次很有可能也会成功 (通过自旋获取到锁)，因此允许自旋等待的时间会相对的比较长，而当某个锁通过自旋很少成功获得过锁，那么以后在获取该锁时，可能会直接忽略掉自旋的过程，以避免浪费 CPU 的资源，这就是自适应自旋锁的功能。
锁升级
锁升级其实就是从偏向锁到轻量级锁再到重量级锁升级的过程，这是 JDK 1.6 提供的优化功能，也称之为锁膨胀。
偏向锁是指在无竞争的情况下设置的一种锁状态。偏向锁的意思是它会偏向于第一个获取它的线程，当锁对象第一次被获取到之后，会在此对象头中设置标示为“01”，表示偏向锁的模式，并且在对象头中记录此线程的 ID，这种情况下，如果是持有偏向锁的线程每次在进入的话，不再进行任何同步操作，如 Locking、Unlocking 等，直到另一个线程尝试获取此锁的时候，偏向锁模式才会结束，偏向锁可以提高带有同步但无竞争的程序性能。但如果在多数锁总会被不同的线程访问时，偏向锁模式就比较多余了，此时可以通过 -XX:-UseBiasedLocking 来禁用偏向锁以提高性能。
轻量锁是相对于重量锁而言的，在 JDK 1.6 之前，synchronized 是通过操作系统的互斥量（mutex lock）来实现的，这种实现方式需要在用户态和核心态之间做转换，有很大的性能消耗，这种传统实现锁的方式被称之为重量锁。
而轻量锁是通过比较并交换（CAS，Compare and Swap）来实现的，它对比的是线程和对象的 Mark Word（对象头中的一个区域），如果更新成功则表示当前线程成功拥有此锁；如果失败，虚拟机会先检查对象的 Mark Word 是否指向当前线程的栈帧，如果是，则说明当前线程已经拥有此锁，否则，则说明此锁已经被其他线程占用了。当两个以上的线程争抢此锁时，轻量级锁就膨胀为重量级锁，这就是锁升级的过程，也是 JDK 1.6 锁优化的内容。
Java平台中，每个对象都有一个唯一与之对应的内部锁（Monitor）。Java虚拟机会为每个对象维护两个“队列”（姑且称之为“队列”，尽管它不一定符合数据结构上队列的“先进先出”原则）：一个叫Entry Set（入口集），另外一个叫Wait Set（等待集）。对于任意的对象objectX，objectX的Entry Set用于存储等待获取objectX对应的内部锁的所有线程。objectX的Wait Set用于存储执行了objectX.wait()/wait(long)的线程。
设objectX是任意一个对象，monitorX是这个对象对应的内部锁，假设有线程A、B、C同时申请monitorX，那么由于任意一个时刻只有一个线程能够获得（占用/持有）这个锁，因此除了胜出（即获得了锁）的线程（这里假设是B）外，其他线程（这里就是A和C）都会被暂停（线程的生命周期状态会被调整为BLOCKED）。这些因申请锁而落选的线程就会被存入objectX对应的Entry Set（以下记为entrySetX）之中。当monitorX被其持有线程（这里就是B）释放时，entrySetX中的一个任意（注意是“任意”，而不一定是Entry Set中等待时间最长或者最短的）线程会被唤醒（即线程的生命周期状态变更为RUNNABLE）。这个被唤醒的线程会与其他活跃线程（即不处于Entry Set之中，且线程的生命周期状态为RUNNABLE的线程）再次抢占monitorX。这时，被唤醒的线程如果成功申请到monitorX，那么该线程就从entrySetX中移除。否则，被唤醒的线程仍然会停留在entrySetX，并再次被暂停，以等待下次申请锁的机会。
如果有个线程执行了objectX.wait()，那么该线程就会被暂停（线程的生命周期状态会被调整为WAITTING）并被存入objectX的Wait Set（以下记为waitSetX）之中。此时，该线程就被称为objectX的等待线程。当其他线程执行了objectX.notify()/notifyAll()时，waitSetX中的一个（或者多个，取决于被调用的是notify还是notifyAll方法）任意（注意是“任意”，而不一定是Entry Set中等待时间最长或者最短的）等待线程会被唤醒（线程的生命周期状态变更为RUNNABLE）。这些被唤醒的线程会与entrySetX中被唤醒的线程以及其他（可能的）活跃线程共同参与抢夺monitorX。如果其中一个被唤醒的等待线程成功申请到锁，那么该线程就会从waitSetX中移除。否则，这些被唤醒的线程仍然停留在waitSetX中，并再次被暂停，以等待下次申请锁的机会。
————来自拉勾教育笔记