数据结构与状态机

sync.Mutex 由两个字段 state 和 sema 组成。其中 state 表示当前互斥锁的状态，而 sema 是用于控制锁状态的信号量。

type Mutex struct {
	state int32
	sema  uint32   //信号量，向处于Gwaitting的G发送信号
}

需要强调的是Mutex一旦使用之后，一定不要做copy操作。

Mutex的状态机比较复杂，使用一个int32来表示：

const (
	mutexLocked = 1 << iota // mutex is locked
	mutexWoken  //2
	mutexStarving //4
	mutexWaiterShift = iota //3
)
                                                                                             
32                                               3             2             1             0 
 |                                               |             |             |             | 
 |                                               |             |             |             | 
 v-----------------------------------------------v-------------v-------------v-------------+ 
 |                                               |             |             |             v 
 |                 waitersCount                  |mutexStarving| mutexWoken  | mutexLocked | 
 |                                               |             |             |             | 
 +-----------------------------------------------+-------------+-------------+-------------+

最低三位分别表示 mutexLocked、mutexWoken 和 mutexStarving，剩下的位置用来表示当前有多少个 Goroutine 等待互斥锁的释放：

在默认情况下，互斥锁的所有状态位都是 0，int32 中的不同位分别表示了不同的状态：

mutexLocked — 表示互斥锁的锁定状态；
mutexWoken — 表示从正常模式被从唤醒；
mutexStarving — 当前的互斥锁进入饥饿状态；
waitersCount — 当前互斥锁上等待的 goroutine 个数；

为了保证锁的公平性，设计上互斥锁有两种状态：正常状态和饥饿状态。

正常模式下，所有等待锁的goroutine按照FIFO顺序等待。唤醒的goroutine不会直接拥有锁，而是会和新请求锁的goroutine竞争锁的拥有。新请求锁的goroutine具有优势：它正在CPU上执行，而且可能有好几个，所以刚刚唤醒的goroutine有很大可能在锁竞争中失败。在这种情况下，这个被唤醒的goroutine会加入到等待队列的前面。 如果一个等待的goroutine超过1ms没有获取锁，那么它将会把锁转变为饥饿模式。

饥饿模式下，锁的所有权将从unlock的gorutine直接交给交给等待队列中的第一个。新来的goroutine将不会尝试去获得锁，即使锁看起来是unlock状态, 也不会去尝试自旋操作，而是放在等待队列的尾部。

如果一个等待的goroutine获取了锁，并且满足一以下其中的任何一个条件：(1)它是队列中的最后一个；(2)它等待的时候小于1ms。它会将锁的状态转换为正常状态。

正常状态有很好的性能表现，饥饿模式也是非常重要的，因为它能阻止尾部延迟的现象。

Lock

互斥锁无冲突是最简单的情况了，有冲突时，首先进行自旋，，因为大多数的Mutex保护的代码段都很短，经过短暂的自旋就可以获得；如果自旋等待无果，就只好通过信号量来让当前Goroutine进入Gwaitting状态。代码：

func (m *Mutex) Lock() {
	// 如果mutex的state没有被锁，也没有等待/唤醒的goroutine, 锁处于正常状态，那么获得锁[锁state设置为mutexLocked]，返回.
    // 比如锁第一次被goroutine请求时，就是这种状态。或者锁处于空闲的时候，也是这种状态。
	if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, 0, mutexLocked) {
		return
	}
	// Slow path (outlined so that the fast path can be inlined)
	m.lockSlow()
}
 
func (m *Mutex) lockSlow() {
	// 标记本goroutine的等待时间
	var waitStartTime int64
	// 本goroutine是否已经处于饥饿状态
	starving := false
	// 本goroutine是否已唤醒
	awoke := false
	// 自旋次数
	iter := 0
	old := m.state
	for {
		// 第一个条件：1.mutex已经被锁了；2.不处于饥饿模式(如果时饥饿状态，自旋时没有用的，锁的拥有权直接交给了等待队列的第一个。)
		// 尝试自旋的条件：参考runtime_canSpin函数
		if old&(mutexLocked|mutexStarving) == mutexLocked && runtime_canSpin(iter) {
			// 进入这里肯定是普通模式
			// 自旋的过程中如果发现state还没有设置woken标识，则设置它的woken标识， 并标记自己为被唤醒。
			if !awoke && old&mutexWoken == 0 && old>>mutexWaiterShift != 0 &&
				atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, old|mutexWoken) {
				awoke = true
			}
			runtime_doSpin()
			iter++
			old = m.state
			continue
		}
		
		// 到了这一步， state的状态可能是：
        // 1. 锁还没有被释放，锁处于正常状态
        // 2. 锁还没有被释放， 锁处于饥饿状态
        // 3. 锁已经被释放， 锁处于正常状态
        // 4. 锁已经被释放， 锁处于饥饿状态
        // 并且本gorutine的 awoke可能是true, 也可能是false (其它goutine已经设置了state的woken标识)
        
		// new 复制 state的当前状态， 用来设置新的状态
        // old 是锁当前的状态
		new := old
		
		// 如果old state状态不是饥饿状态, new state 设置锁， 尝试通过CAS获取锁,
        // 如果old state状态是饥饿状态, 则不设置new state的锁，因为饥饿状态下锁直接转给等待队列的第一个.
		if old&mutexStarving == 0 {
			new |= mutexLocked
		}
		// 将等待队列的等待者的数量加1
		if old&(mutexLocked|mutexStarving) != 0 {
			new += 1 << mutexWaiterShift
		}
		
		// 如果当前goroutine已经处于饥饿状态， 并且old state的已被加锁,
        // 将new state的状态标记为饥饿状态, 将锁转变为饥饿状态.
		if starving && old&mutexLocked != 0 {
			new |= mutexStarving
		}
		
 		// 如果本goroutine已经设置为唤醒状态, 需要清除new state的唤醒标记, 因为本goroutine要么获得了锁，要么进入休眠，
        // 总之state的新状态不再是woken状态.
		if awoke {
			// The goroutine has been woken from sleep,
			// so we need to reset the flag in either case.
			if new&mutexWoken == 0 {
				throw("sync: inconsistent mutex state")
			}
			new &^= mutexWoken
		}
 
		// 通过CAS设置new state值.
        // 注意new的锁标记不一定是true, 也可能只是标记一下锁的state是饥饿状态.
		if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {
			
			// 如果old state的状态是未被锁状态，并且锁不处于饥饿状态,
            // 那么当前goroutine已经获取了锁的拥有权，返回
			if old&(mutexLocked|mutexStarving) == 0 {
				break // locked the mutex with CAS
			}
			// If we were already waiting before, queue at the front of the queue.
			// 设置并计算本goroutine的等待时间
			queueLifo := waitStartTime != 0
			if waitStartTime == 0 {
				waitStartTime = runtime_nanotime()
			}
			// 既然未能获取到锁， 那么就使用sleep原语阻塞本goroutine
            // 如果是新来的goroutine,queueLifo=false, 加入到等待队列的尾部，耐心等待
            // 如果是唤醒的goroutine, queueLifo=true, 加入到等待队列的头部
			runtime_SemacquireMutex(&m.sema, queueLifo, 1)
 
			// sleep之后，此goroutine被唤醒
            // 计算当前goroutine是否已经处于饥饿状态.
			starving = starving || runtime_nanotime()-waitStartTime > starvationThresholdNs
			// 得到当前的锁状态
			old = m.state
 
			// 如果当前的state已经是饥饿状态
            // 那么锁应该处于Unlock状态，那么应该是锁被直接交给了本goroutine
			if old&mutexStarving != 0 {
				// If this goroutine was woken and mutex is in starvation mode,
				// ownership was handed off to us but mutex is in somewhat
				// inconsistent state: mutexLocked is not set and we are still
				// accounted as waiter. Fix that.
				if old&(mutexLocked|mutexWoken) != 0 || old>>mutexWaiterShift == 0 {
					throw("sync: inconsistent mutex state")
				}
				// 当前goroutine用来设置锁，并将等待的goroutine数减1.
				delta := int32(mutexLocked - 1<<mutexWaiterShift)
				// 如果本goroutine是最后一个等待者，或者它并不处于饥饿状态，
                // 那么我们需要把锁的state状态设置为正常模式.
				if !starving || old>>mutexWaiterShift == 1 {
					 // 退出饥饿模式
					delta -= mutexStarving
				}
				// 设置新state, 因为已经获得了锁，退出、返回
				atomic.AddInt32(&m.state, delta)
				break
			}
			awoke = true
			iter = 0
		} else {
			old = m.state
		}
	}
}

整个过程比较复杂，这里总结一下一些重点：

如果锁处于初始状态(unlock, 正常模式)，则通过CAS(0 -> Locked)获取锁；如果获取失败，那么就进入slowLock的流程：

slowLock的获取锁流程有两种模式：饥饿模式和正常模式。

(1)正常模式

mutex已经被locked了，处于正常模式下；
前 Goroutine 为了获取该锁进入自旋的次数小于四次；
当前机器CPU核数大于1；
当前机器上至少存在一个正在运行的处理器 P 并且处理的运行队列为空；

满足上面四个条件的goroutine才可以做自旋。自旋就会调用sync.runtime_doSpin 和 runtime.procyield 并执行 30 次的 PAUSE 指令，该指令只会占用 CPU 并消耗 CPU 时间。

处理了自旋相关的特殊逻辑之后，互斥锁会根据上下文计算当前互斥锁最新的状态new。几个不同的条件分别会更新 state 字段中存储的不同信息 — mutexLocked、mutexStarving、mutexWoken 和 mutexWaiterShift：

计算最新的new之后，CAS更新，如果更新成功且old状态是未被锁状态，并且锁不处于饥饿状态，就代表当前goroutine竞争成功并获取到了锁返回。(这也就是当前goroutine在正常模式下竞争时更容易获得锁的原因)

如果当前goroutine竞争失败，会调用 sync.runtime_SemacquireMutex 使用信号量保证资源不会被两个 Goroutine 获取。sync.runtime_SemacquireMutex 会在方法中不断调用尝试获取锁并休眠当前 Goroutine 等待信号量的释放，一旦当前 Goroutine 可以获取信号量，它就会立刻返回，sync.Mutex.Lock 方法的剩余代码也会继续执行。

关于自旋和获取信号量参考：https://zhuanlan.zhihu.com/p/27608263

(2) 饥饿模式

饥饿模式本身是为了一定程度保证公平性而设计的模式。所以饥饿模式不会有自旋的操作，新的 Goroutine 在该状态下不能获取锁、也不会进入自旋状态，它们只会在队列的末尾等待。

不管是正常模式还是饥饿模式，获取信号量，它就会从阻塞中立刻返回，并执行剩下代码：

在正常模式下，这段代码会设置唤醒和饥饿标记、重置迭代次数并重新执行获取锁的循环；
在饥饿模式下，当前 Goroutine 会获得互斥锁，如果等待队列中只存在当前 Goroutine，互斥锁还会从饥饿模式中退出；

Unlock

func (m *Mutex) Unlock() {
	// Fast path: drop lock bit.
	new := atomic.AddInt32(&m.state, -mutexLocked)
	if new != 0 {
		// Outlined slow path to allow inlining the fast path.
		// To hide unlockSlow during tracing we skip one extra frame when tracing GoUnblock.
		m.unlockSlow(new)
	}
}
 
func (m *Mutex) unlockSlow(new int32) {
	if (new+mutexLocked)&mutexLocked == 0 {
		throw("sync: unlock of unlocked mutex")
	}
	if new&mutexStarving == 0 {
		old := new
		for {
			// If there are no waiters or a goroutine has already
			// been woken or grabbed the lock, no need to wake anyone.
			// In starvation mode ownership is directly handed off from unlocking
			// goroutine to the next waiter. We are not part of this chain,
			// since we did not observe mutexStarving when we unlocked the mutex above.
			// So get off the way.
			if old>>mutexWaiterShift == 0 || old&(mutexLocked|mutexWoken|mutexStarving) != 0 {
				return
			}
			// Grab the right to wake someone.
			new = (old - 1<<mutexWaiterShift) | mutexWoken
			if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {
				runtime_Semrelease(&m.sema, false, 1)
				return
			}
			old = m.state
		}
	} else {
		// Starving mode: handoff mutex ownership to the next waiter, and yield
		// our time slice so that the next waiter can start to run immediately.
		// Note: mutexLocked is not set, the waiter will set it after wakeup.
		// But mutex is still considered locked if mutexStarving is set,
		// so new coming goroutines won't acquire it.
		runtime_Semrelease(&m.sema, true, 1)
	}
}

互斥锁的解锁过程 sync.Mutex.Unlock 与加锁过程相比就很简单，该过程会先使用 AddInt32 函数快速解锁，这时会发生下面的两种情况：

如果该函数返回的新状态等于 0，当前 Goroutine 就成功解锁了互斥锁；
如果该函数返回的新状态不等于 0，这段代码会调用 sync.Mutex.unlockSlow 方法开始慢速解锁：

sync.Mutex.unlockSlow 方法首先会校验锁状态的合法性 — 如果当前互斥锁已经被解锁过了就会直接抛出异常 sync: unlock of unlocked mutex 中止当前程序。

在正常情况下会根据当前互斥锁的状态，分别处理正常模式和饥饿模式下的互斥锁：

在正常模式下，这段代码会分别处理以下两种情况处理；

如果互斥锁不存在等待者或者互斥锁的 mutexLocked、mutexStarving、mutexWoken 状态不都为 0，那么当前方法就可以直接返回，不需要唤醒其他等待者；
如果互斥锁存在等待者，会通过 sync.runtime_Semrelease 唤醒等待者并移交锁的所有权；

在饥饿模式下，上述代码会直接调用 sync.runtime_Semrelease 方法将当前锁交给下一个正在尝试获取锁的等待者，等待者被唤醒后会得到锁，在这时互斥锁还不会退出饥饿状态；

转载：https://louyuting.blog.csdn.net/article/details/106293258

IT PHP 编程语言 Linux 开发编程科技 Elasticsearch HTML/CSS/XML 网络数据库 JAVA 面试 NoSQL C/C++ Golang Git 算法操作系统正则表达式 Redis 互联网 MySql JavaScript 运维软件国际架构设计 Mac OS TCP/IP Excel Vim Windows Socket Oracle VR MongoDB Python 运营 MemCache 商业硬件电子娱乐设计 nginx 摄影游戏 WordPress HTTP 团建数码电器

青岛私立学校与寄宿小学的特色和优势精通离子色谱柱操作与维护和确保色谱仪性能私人包机需要考虑哪些内容？私人飞机旅游的感受如何？测量能力持续增强彰显可编程电源高精度优势上海IB国际学校重视培养未来全球公民德国自驾游时国际租车的优势和便利性私人包机航班体验感如何？私人飞机报价和哪些因素有关？

略微加速

略速 - 互联网笔记

数据结构与状态机

Lock

(1)正常模式

(2) 饥饿模式

Unlock