Golang标准库中提供了互斥锁的原语来解决并发资源竞争，这篇文章探讨了标准库
中Mutex的实现原理
信号量 是计算机科学家 Dijkstra 发明的数据结构，是在多线程环境下使用的一种设施，是可以用来保证两个或多个关键代码段不被并发调用。其本质是一个整数，有两个基本操作：
申请acquire（也称为 wait、decrement 或 P 操作）:
将信号量减 1，如果结果值为负则挂起协程，直到其他线程进行了信号量累加为正数才能恢复。如结果为正数，则继续执行。
释放release（也称 signal、increment 或 V 操作）:
将信号量加 1，如存在被挂起的协程，此时唤醒他们中的一个协程。
CAS操作是CPU指令提供的一个原子操作， 其全程为 Compare And Swap，在Go标准库 sync/atomic 中实现了这个方法：
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| // CompareAndSwapInt32 executes the compare-and-swap operation for an int32 value.
func CompareAndSwapInt32(addr *int32, old, new int32) (swapped bool)
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这个函数会首先比较指针addr指向的值是否和old是否相等，如果相等则将addr指向的值替换为new，并返回true，
否则不做任何操作，并返回false。
在2008年 Russ Cox 提交了第一版的Mutex实现[1]，
当时的实现比较简单，我们先从这一版开始了解Mutex的底层原理，由于当时Go还未发布1.0版本，也没有sync/atomic包，与现在的实现有很大的区别，但这并不影响我们理解其中的逻辑
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| export type Mutex struct {
key int32; // 记录当前锁是否被某个goroutine持有
sema int32; // 信号量
}
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初版的Mutex定义非常简单，使用key记录当前锁是否被持有，sema记录当前信号量
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| func (m *Mutex) Lock() {
if xadd(&m.key, 1) == 1 { // 将标记加1，判断是否有其他goroutine持有锁
// changed from 0 to 1; we hold lock
return; // 当前 goroutine 持有锁，直接返回
}
sys.semacquire(&m.sema); // 挂起当前goroutine，等待调度
}
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这个函数实现的很简单，在加锁时，首先将当前锁标记为已持有，如果当前锁没有被其他goroutine持有，则直接返回，
否则，挂起当前goroutine，等待信号量调度。
xadd函数
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| func xadd(val *int32, delta int32) (new int32) {
for { // 不断自旋操作
v := *val;
if cas(val, v, v+delta) { // 判断是否被其他goroutine修改
return v+delta; // 返回新值
}
}
panic("unreached")
}
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xadd通过自旋CAS操作，将val的值加delta，就相当于现在Go语言的atomic.AddInt32
释放锁的实现也很简洁:
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| func (m *Mutex) Unlock() {
if xadd(&m.key, -1) == 0 { // 将标记减1
// changed from 1 to 0; no contention
return; // 如果没有其他goroutine持有锁，直接返回
}
sys.semrelease(&m.sema); // 通过信号量唤醒被挂起的goroutine
}
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释放锁时，首先将当前标记减一，如果当前锁没有被其他goroutine持有，则直接返回，
否则，通过信号量通知运行时，调度被挂起的goroutine。
在这个版本，Mutex已经实现了基本的功能，但是这个版本有一个问题，所有goroutine会排队等待
运行时的调度，虽然这保证了公平性，所有的goroutine都会有机会参与调度，但是从性能的角度上看，
这会导致频繁的上下文切换，如果我们把锁直接交给新人(未挂起的goroutine)，这样就可以避免上下文的切换，
于是Go 团队再 Go1.0 正式版时对Mutex进行了较大的调整。
在Go 1.0版本[2]中，
Mutex的结构体字段进行了调整
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| type Mutex struct {
state int32 // 复合数据，下文进行解释
sema uint32 // 信号量
}
const (
mutexLocked = 1 << iota // state的第一位，代表当前锁是否被持有
mutexWoken // state的第二位，唤醒标记
mutexWaiterShift = iota // 位移
)
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在这一版中，将Mutex的第一个字段由key改为state，其含义发生了很大的变化，state的第一位表示当前锁是否被持有，
相当于之前的key，state的第二位是唤醒标记，代表当前是否有唤醒的goroutine正在请求锁，剩下的30位用来表示等待中
的Waiter数量。
在这一版中，代码相比第一版有很大变化，其主要优化是给新来的goroutine一些机会，让新goroutine能不参与休眠就获取锁
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| func (m *Mutex) Lock() {
// Fast path: grab unlocked mutex.
if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, 0, mutexLocked) {
return // 当前锁未被持有
}
awoke := false
for {
old := m.state
new := old | mutexLocked // 新状态加上锁
if old&mutexLocked != 0 {
new = old + 1<<mutexWaiterShift // 如果已经有goroutine持有锁，则等待的 Waiter + 1
}
if awoke {
// The goroutine has been woken from sleep,
// so we need to reset the flag in either case.
new &^= mutexWoken // 清空唤醒标记
}
if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) { // 置新状态
if old&mutexLocked == 0 {
break // 旧状态锁已释放，获取当前锁
}
runtime_Semacquire(&m.sema) // 请求信号量
awoke = true
}
}
}
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我们可以用下面这个状态图表示请求锁的过程
我们可以发现，在这版的Mutex中，给新来的goroutine会在加入等待队列前就去尝试获取锁，
如果失败则加入等待队列中
同时在Go 1.0中，释放锁的代码也变得更加复杂了
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| func (m *Mutex) Unlock() {
// Fast path: drop lock bit.
new := atomic.AddInt32(&m.state, -mutexLocked) // 去掉持有锁标记
if (new+mutexLocked)&mutexLocked == 0 {
panic("sync: unlock of unlocked mutex") // 重复Unlock时panic
}
old := new
for {
// 如果没有其他的waiter
// 或者已经有唤醒的goroutine
if old>>mutexWaiterShift == 0 || old&(mutexLocked|mutexWoken) != 0 {
return
}
// 挑选一个waiter唤醒
new = (old - 1<<mutexWaiterShift) | mutexWoken // 打上唤醒标记
if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) { // 置新状态
runtime_Semrelease(&m.sema)
return
}
old = m.state
}
}
|
- 在释放锁时，首先会将锁标记为未锁状态，如果当前锁已经是未锁状态，则会
panic(第5行) - 如果当前已经有唤醒的
goroutine或者没有等待中的waiter，我们就什么都不用做，其他goroutine会自己抢夺这把锁 - 如果没有唤醒的
goroutine,就从等待队列中唤醒一个goroutine
在 Go1.5 版本中，Go团队又对Mutex进行了一次优化[3]
在某些临界区，代码执行的速度很快，如果加入等待队列就会浪费很多时间，Go 团队针对这一情景对Mutex进行了优化
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| func (m *Mutex) Lock() {
// Fast path: grab unlocked mutex.
if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, 0, mutexLocked) {
if raceenabled { // race detector 相关
raceAcquire(unsafe.Pointer(m))
}
return
}
awoke := false
iter := 0 // 自旋次数
for {
old := m.state
new := old | mutexLocked
if old&mutexLocked != 0 { // 当前锁被持有
if runtime_canSpin(iter) { // 检测是否可以自旋
// 如果当前的没有其他唤醒的goroutine
// 尝试将当前goroutine置为唤醒状态
// 提醒 Unlock 不去唤醒其他goroutine
if !awoke && old&mutexWoken == 0 && old>>mutexWaiterShift != 0 &&
atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, old|mutexWoken) {
awoke = true // 设置当前唤醒状态
}
runtime_doSpin()
iter++
continue // 自旋再次请求锁
}
new = old + 1<<mutexWaiterShift // 加入等待队列
}
if awoke {
// The goroutine has been woken from sleep,
// so we need to reset the flag in either case.
if new&mutexWoken == 0 {
panic("sync: inconsistent mutex state")
}
new &^= mutexWoken
}
if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {
if old&mutexLocked == 0 {
break
}
runtime_Semacquire(&m.sema)
awoke = true
iter = 0 // 清空自旋计数
}
}
if raceenabled { // race detector 相关
raceAcquire(unsafe.Pointer(m))
}
}
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在某些临界区，代码执行速度很快，如果通过自旋几次就能获取到锁的所有权，就可以避免加入等待队列，
这样就可以减少上下文的切换，在某些情况下能很好的提高性能。
进过几次优化后，Mutex的性能已经十分好了，但是由于自旋的存在，在特定情况下，有可能出现新人不断
地获取锁，而等待队列中的goroutine一直没有机会获取到锁，Go 团队针对这种情况加入了饥饿机制。
我们拿最新的 Go 1.15 中的源码进行分析
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| const (
mutexLocked = 1 << iota // mutex is locked
mutexWoken // 唤醒标记
mutexStarving // 饥饿标记
mutexWaiterShift = iota // 偏移量
starvationThresholdNs = 1e6 // 1ms
)
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在这个版本中， state的第三位被用作饥饿标记
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| func (m *Mutex) lockSlow() {
var waitStartTime int64
starving := false // 初始饥饿标记
awoke := false
iter := 0
old := m.state
for {
// Don't spin in starvation mode, ownership is handed off to waiters
// so we won't be able to acquire the mutex anyway.
if old&(mutexLocked|mutexStarving) == mutexLocked && runtime_canSpin(iter) {
// Active spinning makes sense.
// Try to set mutexWoken flag to inform Unlock
// to not wake other blocked goroutines.
if !awoke && old&mutexWoken == 0 && old>>mutexWaiterShift != 0 &&
atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, old|mutexWoken) {
awoke = true
}
runtime_doSpin()
iter++
old = m.state
continue
}
new := old
// Don't try to acquire starving mutex, new arriving goroutines must queue.
if old&mutexStarving == 0 {
new |= mutexLocked
}
if old&(mutexLocked|mutexStarving) != 0 {
new += 1 << mutexWaiterShift
}
// The current goroutine switches mutex to starvation mode.
// But if the mutex is currently unlocked, don't do the switch.
// Unlock expects that starving mutex has waiters, which will not
// be true in this case.
if starving && old&mutexLocked != 0 {
new |= mutexStarving
}
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
}
if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {
if old&(mutexLocked|mutexStarving) == 0 {
break // locked the mutex with CAS
}
// If we were already waiting before, queue at the front of the queue.
queueLifo := waitStartTime != 0
if waitStartTime == 0 {
waitStartTime = runtime_nanotime()
}
runtime_SemacquireMutex(&m.sema, queueLifo, 1)
starving = starving || runtime_nanotime()-waitStartTime > starvationThresholdNs
old = m.state
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")
}
delta := int32(mutexLocked - 1<<mutexWaiterShift)
if !starving || old>>mutexWaiterShift == 1 {
// Exit starvation mode.
// Critical to do it here and consider wait time.
// Starvation mode is so inefficient, that two goroutines
// can go lock-step infinitely once they switch mutex
// to starvation mode.
delta -= mutexStarving
}
atomic.AddInt32(&m.state, delta)
break
}
awoke = true
iter = 0
} else {
old = m.state
}
}
if race.Enabled {
race.Acquire(unsafe.Pointer(m))
}
}
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(咕了，过几天再写