Golang单机锁 | Serendipity

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sync.Mutex

核心机制

通过 Mutex 内一个状态值标识锁的状态，例如，取 0 表示未加锁，1 表示已加锁；

上锁：把 0 改为 1；
解锁：把 1 置为 0.
上锁时，假若已经是 1，则上锁失败，需要等他人解锁，将状态改为 0.

下面首先拎清两个概念：

饥饿模式：当 Mutex 阻塞队列中存在处于饥饿态的 goroutine 时，会进入模式，将抢锁流程由非公平机制转为公平机制.这是 sync.Mutex 为拯救陷入饥荒的老 goroutine 而启用的特殊机制，饥饿模式下，锁的所有权按照阻塞队列的顺序进行依次传递. 新 goroutine 进行流程时不得抢锁，而是进入队列尾部排队.

正常模式/非饥饿模式：这是 sync.Mutex 默认采用的模式. 当有 goroutine 从阻塞队列被唤醒时，会和此时先进入抢锁流程的 goroutine 进行锁资源的争夺，假如抢锁失败，会重新回到阻塞队列头部.

数据结构

state：锁中最核心的状态字段，不同 bit 位分别存储了 mutexLocked(是否上锁)、mutexWoken（是否有 goroutine 从阻塞队列中被唤醒）、mutexStarving（是否处于饥饿模式）的信息

sema：用于阻塞和唤醒 goroutine 的信号量。

mutexLocked = 1：state 最右侧的一个 bit 位标志是否上锁，0-未上锁，1-已上锁；

mutexWoken = 2：state 右数第二个 bit 位标志是否有 goroutine 从阻塞中被唤醒，0-没有，1-有；

mutexStarving = 4：state 右数第三个 bit 位标志 Mutex 是否处于饥饿模式，0-非饥饿，1-饥饿；

mutexWaiterShift = 3：右侧存在 3 个 bit 位标识特殊信息，分别为上述的 mutexLocked、mutexWoken、mutexStarving；

starvationThresholdNs = 1 ms：sync.Mutex 进入饥饿模式的等待时间阈值。

Mutex.Lock()

首先进行一轮 CAS 操作，假如当前未上锁且锁内不存在阻塞协程，则直接 CAS 抢锁成功返回；

第一轮初探失败，则进入 lockSlow 流程，下面细谈。

补充：什么是CAS策略

CAS是Compare And Swap（比较并交换）的缩写，是一种非阻塞式并发控制技术，用于保证多个线程在修改同一个共享资源时不会出现竞争条件。更准确的是采用乐观锁技术，实现线程安全的问题。CAS有三个操作数———内存对象（V）、预期原值（A）、新值（B）。

CAS原理就是对V对象进行赋值时，先判断原来的值是否为A，如果为A，就把新值B赋值到V对象上面，如果原来的值不是A（代表V的值发生了变化），就不赋新值。

addr：指向要更新的整数的指针。

old：期望的旧值。

new：要设置的新值。

返回值 swapped：如果 addr 的当前值等于 old，则返回 true，并将 addr 的值替换为 new；否则返回 false，且不做任何更改。

Mutex.lockSlow()

waitStartTime：标识当前 goroutine 在抢锁过程中的等待时长，单位：ns；

starving：标识当前是否处于饥饿模式；

awoke：标识当前是否已有协程在等锁；

iter：标识当前 goroutine 参与自旋的次数；

old：临时存储锁的 state 值.

自旋空转

走进 for 循环；

假如满足三个条件：I 锁已被占用、 II 锁为正常模式、III 满足自旋条件（runtime_canSpin 方法），则进入自旋后处理环节；

在自旋后处理中，假如当前锁有尚未唤醒的阻塞协程，则通过 CAS 操作将 state 的 mutexWoken 标识置为 1，将局部变量 awoke 置为 true；

调用 runtime_doSpin 告知调度器 P 当前处于自旋模式；

更新自旋次数 iter 和锁状态值 old；

通过 continue 语句进入下一轮尝试.

state 新值构造

从自旋中走出来后，会存在两种分支，要么加锁成功，要么陷入自锁，不论是何种情形，都会先对 sync.Mutex 的状态新值 new 进行更新；

倘若当前是非饥饿模式，则在新值 new 中置为已加锁，即尝试抢锁；

倘若旧值为已加锁或者处于饥饿模式，则当前 goroutine 在这一轮注定无法抢锁成功，可以直接令新值的阻塞协程数加1；

倘若当前进入饥饿模式且旧值已加锁，则将新值置为饥饿模式；

倘若局部变量标识是已有唤醒协程抢锁，说明 Mutex.state 中的 mutexWoken 是被当前 gouroutine 置为 1 的，但由于当前 goroutine 接下来要么抢锁成功，要么被阻塞挂起，因此需要在新值中将该 mutexWoken 标识更新置 0.

补充：&^ 是什么

a &^ b ：bit clear，清零a中，ab都是1的位。

state 新旧值替换

通过 CAS 操作，用构造的新值替换旧值；

倘若失败（即旧值被其他协程介入提前修改导致不符合预期），则将旧值更新为此刻的 Mutex.State，并开启一轮新的循环；

倘若 CAS 替换成功，则进入最后一轮的二择一局面：I 倘若当前 goroutine 加锁成功，则返回；II 倘若失败，则将 goroutine 挂起添加到阻塞队列.

上锁成功分支

延续 1.2.2.4 的思路，此时已经成功将 Mutex.state 由旧值替换为新值；

接下来进行判断，倘若旧值是未加锁状态且为正常模式，则意味着加锁标识位正是由当前 goroutine 完成的更新，说明加锁成功，返回即可；

倘若旧值中锁未释放或者处于饥饿模式，则当前 goroutine 需要进入阻塞队列挂起.

阻塞挂起

承接上节，走到此处的情形有两种：要么是抢锁失败，要么是锁已处于饥饿模式，而当前 goroutine 不是从阻塞队列被唤起的协程. 不论处于哪种情形，当前 goroutine 都面临被阻塞挂起的命运.

基于 queueLifo 标识当前 goroutine 是从阻塞队列被唤起的老客还是新进流程的新客；

倘若等待的起始时间为零，则为新客；倘若非零，则为老客；

倘若是新客，则对等待的起始时间进行更新，置为当前时刻的 ns 时间戳；

将当前协程添加到阻塞队列中，倘若是老客则挂入队头；倘若是新客，则挂入队尾；

挂起当前协程.

从阻塞态被唤醒

走入此处，说明当前 goroutine 是从 Mutex 的阻塞队列中被唤起的；

判断一下，此刻需要进入阻塞态，倘若当前 goroutine 进入阻塞队列时间长达 1 ms，则说明需要；此时会更新 starving 局部变量，并在下一轮循环中完成对 Mutex.state 中 starving 标识位的更新；

获取此时锁的状态，通过 old 存储；

倘若此时锁是饥饿模式，则当前 goroutine 无需竞争可以直接获得锁；

饥饿模式下，goroutine 获取锁前需要更新锁的状态，包含 mutexLocked、锁阻塞队列等待协程数以及 mutexStarving 三个信息；均通过 delta 变量记录差值，最终通过原子操作添加到 Mutex.state 中；

mutexStarving 的更新要作前置判断，倘若当前局部变量 starving 为 false，或者当前 goroutine 就是 Mutex 阻塞队列的最后一个 goroutine，则将 Mutex.state 置为正常模式.

Unlock

通过原子操作解锁；

倘若解锁时发现，目前参与竞争的仅有自身一个 goroutine，则直接返回即可；

倘若发现锁中还有阻塞协程，则走入 unlockSlow 分支.

补充：什么是原子操作

原子操作（atomic operation）指的是由多步操作组成的一个操作。如果该操作不能原子地执行，则要么执行完所有步骤，要么一步也不执行，不可能只执行所有步骤的一个子集。

原子操作是进行过程中不能被中断的操作，针对某个值的原子操作在被进行的过程中，CPU绝不会再去进行其他的针对该值的操作。为了实现这样的严谨性，原子操作仅会由一个独立的CPU指令代表和完成。原子操作是无锁的，常常直接通过CPU指令直接实现。

具体的原子操作在不同的操作系统中实现是不同的。比如在Intel的CPU架构机器上，主要是使用总线锁的方式实现的。就是当一个CPU需要操作一个内存块的时候，向总线发送一个LOCK信号，所有CPU收到这个信号后就不对这个内存块进行操作了。等待操作的CPU执行完操作后，发送UNLOCK信号，才结束。更具体的，在x86体系中, CPU提供了HLOCK pin引线, 允许CPU在执行某一个指令(仅仅是一个指令)时拉低HLOCK pin引线的电位, 直到这个指令执行完毕才放开，从而锁住了总线,，如此在同一总线的CPU就暂时无法通过总线访问内存了，这样就保证了多核处理器的原子性。在AMD的CPU架构机器上就是使用MESI一致性协议的方式来保证原子操作。所以我们在看atomic源码的时候，我们看到它针对不同的操作系统有不同汇编语言文件。

Go中原子操作的支持

Go语言的sync/atomic提供了对原子操作的支持，用于同步访问整数和指针。

Go语言提供的原子操作都是非入侵式的

原子操作支持的类型包括int32、int64、uint32、uint64、uintptr、unsafe.Pointer。

unlockSlow

未加锁的异常情形

解锁时倘若发现 Mutex 此前未加锁，直接抛出 fatal.

正常模式

倘若阻塞队列内无 goroutine 或者 mutexLocked、mutexStarving、mutexWoken 标识位任一不为零，三者均说明此时有其他活跃协程已介入，自身无需关心后续流程；

基于 CAS 操作将 Mutex.state 中的阻塞协程数减 1，倘若成功，则唤起阻塞队列头部的 goroutine，并退出；

倘若减少阻塞协程数的 CAS 操作失败，则更新此时的 Mutex.state 为新的 old 值，开启下一轮循环.

饥饿模式

饥饿模式下，直接唤醒阻塞队列头部的 goroutine 即可.

Sync.RWMutex

核心机制

从逻辑上，可以把 RWMutex 理解为一把读锁加一把写锁；

写锁具有严格的排他性，当其被占用，其他试图取写锁或者读锁的 goroutine 均阻塞；

读锁具有有限的共享性，当其被占用，试图取写锁的 goroutine 会阻塞，试图取读锁的 goroutine 可与当前 goroutine 共享读锁；

综上可见，RWMutex 适用于读多写少的场景，最理想化的情况，当所有操作均使用读锁，则可实现去无化；最悲观的情况，倘若所有操作均使用写锁，则 RWMutex 退化为普通的 Mutex.

数据结构

rwmutexMaxReaders：共享读锁的 goroutine 数量上限，值为 2^29；

w：RWMutex 内置的一把普通互斥锁 sync.Mutex；

writerSem：关联写锁阻塞队列的信号量；

readerSem：关联读锁阻塞队列的信号量；

readerCount：正常情况下等于介入读锁流程的 goroutine 数量；当 goroutine 接入写锁流程时，该值为实际介入读锁流程的 goroutine 数量减 rwmutexMaxReaders.

readerWait：记录在当前 goroutine 获取写锁前，还需要等待多少个 goroutine 释放读锁.

RLock

基于原子操作，将 RWMutex 的 readCount 变量加一，表示占用或等待读锁的 goroutine 数加一；

倘若 RWMutex.readCount 的新值仍小于 0，说明有 goroutine 未释放写锁，因此将当前 goroutine 添加到读锁的阻塞队列中并阻塞挂起.

RUnlock

基于原子操作，将 RWMutex 的 readCount 变量加一，表示占用或等待读锁的 goroutine 数减一；

倘若 RWMutex.readCount 的新值小于 0，说明有 goroutine 在等待获取写锁，则走入 RWMutex.rUnlockSlow 的流程中.

rUnlockSlow

对 RWMutex.readerCount 进行校验，倘若发现当前协程此前未抢占过读锁，或者介入读锁流程的 goroutine 数量达到上限，则抛出 fatal；

(倘若 r+1 == -rwmutexMaxReaders，说明此时有 goroutine 介入写锁流程，但当前此前未加过读锁；倘若 r+1==0，则要么此前未加过读锁，要么介入读锁流程的 goroutine 数量达到上限.)

基于原子操作，对 RWMutex.readerWait 进行减一操作，倘若其新值为 0，说明当前 goroutine 是最后一个介入读锁流程的协程，因此需要唤醒一个等待写锁的阻塞队列的 goroutine.

Lock

对 RWMutex 内置的互斥锁进行加锁操作；

基于原子操作，对 RWMutex.readerCount 进行减少 -rwmutexMaxReaders 的操作；

倘若此时存在未释放读锁的 gouroutine，则基于原子操作在 RWMutex.readerWait 的基础上加上介入读锁流程的 goroutine 数量，并将当前 goroutine 添加到写锁的阻塞队列中挂起.

Unlock

基于原子操作，将 RWMutex.readerCount 的值加上 rwmutexMaxReaders；

倘若发现 RWMutex.readerCount 的新值大于 rwmutexMaxReaders，则说明要么当前 RWMutex 未上过写锁，要么介入读锁流程的 goroutine 数量已经超限，因此直接抛出 fatal；

因此唤醒读锁阻塞队列中的所有 goroutine；(可见，竞争读锁的 goroutine 更具备优势)

解开 RWMutex 内置的互斥锁.

参考资料：

Golang 单机锁实现原理 (qq.com)

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