而CAS恰好会导致Cache一致性流量，如果有很多线程都共享同一个对象，当某个Core CAS成功时必然会引起总线风暴，这就是所谓的本地延迟，本质上偏向锁就是为了消除CAS，降低Cache一致性流量。
Cache一致性：
上面提到Cache一致性，其实是有协议支持的，现在通用的协议是MESI（最早由Intel开始支持），具体参考：。
Cache一致性流量的例外情况：
其实也不是所有的CAS都会导致总线风暴，这跟Cache一致性协议有关，具体参考：
NUMA(Non Uniform Memory Access Achitecture）架构：
与SMP对应还有非对称多处理器架构，现在主要应用在一些高端处理器上，主要特点是没有总线，没有公用主存，每个Core有自己的内存，针对这种结构此处不做讨论。
所以，当一个线程访问同步块并获取锁时，会在对象头和栈帧中的锁记录里存储锁偏向的线程ID，以后该线程进入和退出同步块时不需要花费CAS操作来争夺锁资源，只需要检查是否为偏向锁、锁标识为以及ThreadID即可，处理流程如下：
检测Mark Word是否为可偏向状态，即是否为偏向锁1，锁标识位为01；
若为可偏向状态，则测试线程ID是否为当前线程ID，如果是，则执行步骤（5），否则执行步骤（3）；
如果测试线程ID不为当前线程ID，则通过CAS操作竞争锁，竞争成功，则将Mark Word的线程ID替换为当前线程ID，否则执行线程（4）；
通过CAS竞争锁失败，证明当前存在多线程竞争情况，当到达全局安全点，获得偏向锁的线程被挂起，偏向锁升级为轻量级锁，然后被阻塞在安全点的线程继续往下执行同步代码块；
执行同步代码块；
偏向锁的释放采用了 一种只有竞争才会释放锁的机制，线程是不会主动去释放偏向锁，需要等待其他线程来竞争。偏向锁的撤销需要 等待全局安全点（这个时间点是上没有正在执行的代码）。其步骤如下：
暂停拥有偏向锁的线程；
判断锁对象是否还处于被锁定状态，否，则恢复到无锁状态（01），以允许其余线程竞争。是，则挂起持有锁的当前线程，并将指向当前线程的锁记录地址的指针放入对象头Mark Word，升级为轻量级锁状态（00），然后恢复持有锁的当前线程，进入轻量级锁的竞争模式；
注意：此处将 当前线程挂起再恢复的过程中并没有发生锁的转移，仍然在当前线程手中，只是穿插了个 “将对象头中的线程ID变更为指向锁记录地址的指针” 这么个事。
偏向锁的获取和释放过程
4.6 轻量级锁引入轻量级锁的主要目的是 在没有多线程竞争的前提下，减少传统的重量级锁使用操作系统互斥量产生的性能消耗。当关闭偏向锁功能或者多个线程竞争偏向锁导致偏向锁升级为轻量级锁，则会尝试获取轻量级锁，其步骤如下：
在线程进入同步块时，如果同步对象锁状态为无锁状态（锁标志位为“01”状态，是否为偏向锁为“0”），虚拟机首先将在当前线程的栈帧中建立一个名为锁记录（Lock Record）的空间，用于存储锁对象目前的Mark Word的拷贝，官方称之为 Displaced Mark Word。此时线程堆栈与对象头的状态如下图所示：
轻量级锁CAS操作之前线程堆栈与对象的状态
拷贝对象头中的Mark Word复制到锁记录（Lock Record）中；
拷贝成功后，虚拟机将使用CAS操作尝试将对象Mark Word中的Lock Word更新为指向当前线程Lock Record的指针，并将Lock record里的owner指针指向object mark word。如果更新成功，则执行步骤（4），否则执行步骤（5）；
如果这个更新动作成功了，那么当前线程就拥有了该对象的锁，并且对象Mark Word的锁标志位设置为“00”，即表示此对象处于轻量级锁定状态，此时线程堆栈与对象头的状态如下图所示：
轻量级锁CAS操作之后线程堆栈与对象的状态
如果这个更新操作失败了，虚拟机首先会检查对象Mark Word中的Lock Word是否指向当前线程的栈帧，如果是，就说明当前线程已经拥有了这个对象的锁，那就可以直接进入同步块继续执行。否则说明多个线程竞争锁，进入自旋执行（3），若自旋结束时仍未获得锁，轻量级锁就要膨胀为重量级锁，锁标志的状态值变为“10”，Mark Word中存储的就是指向重量级锁（互斥量）的指针，当前线程以及后面等待锁的线程也要进入阻塞状态。
轻量级锁的释放也是通过CAS操作来进行的，主要步骤如下：
通过CAS操作尝试把线程中复制的Displaced Mark Word对象替换当前的Mark Word；
如果替换成功，整个同步过程就完成了，恢复到无锁状态（01）；
如果替换失败，说明有其他线程尝试过获取该锁（此时锁已膨胀），那就要在释放锁的同时，唤醒被挂起的线程；