Golang中读写锁和互斥锁源码详解

1. 前言

Golang中有两种类型的锁，Mutex （互斥锁）和RWMutex（读写锁）对于这两种锁的使用这里就不多说了，本文主要侧重于从源码的角度分析这两种锁的具体实现。

2. 引子问题

我一般喜欢带着问题去看源码。那么对于读写锁，你是否有这样的问题，为什么可以有多个读锁？有没有可能出现有协程一直无法获取到写锁的情况？带着你的疑问来往下看看，具体这个锁是如何实现的。

如果你自己想看，我给出阅读的一个思路，可以先看读写锁，因为读写锁的实现依赖于互斥锁，并且读写锁比较简单一些，然后整理思路之后再去想一下实际的应用场景，然后再去看互斥锁。

下面我就会按照这个思路一步步往下走。

3. 基础知识点

知识点1：信号量
- 信号量是 Edsger Dijkstra 发明的数据结构（没错就是那个最短路径算法那个牛人），在解决多种同步问题时很有用。其本质是一个整数，并关联两个操作：
  - 申请acquire（也称为 wait、decrement 或 P 操作）
    - acquire操作将信号量减 1，如果结果值为负则线程阻塞，且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，线程则继续执行。
  - 释放release（也称 signal、increment 或 V 操作）
    - release操作将信号量加 1，如存在被阻塞的线程，此时他们中的一个线程将解除阻塞。
知识点2：锁的定义
- 在goalng中如果实现了Lock和Unlock方法，那么它就可以被称为锁。

知识点3：锁的自旋
知识点4：cas算法：（最好有所了解，不知道问题也不大）
- cas算法
  - 一个线程失败或挂起并不会导致其他线程也失败或挂起，那么这种算法就被称为非阻塞算法。而CAS就是一种非阻塞算法实现，也是一种乐观锁技术，它能在不使用锁的情况下实现多线程安全，所以CAS也是一种无锁算法。
  - CAS 比较并交换，是一种实现并发算法时常用到的技术，Java并发包中的很多类都使用了CAS技术。CAS具体包括三个参数：当前内存值V、旧的预期值A、即将更新的值B，当且仅当预期值A和内存值V相同时，将内存值修改为B并返回true，否则什么都不做，并返回false。CAS 有效地说明了“ 我认为位置 V 应该包含值 A，如果真的包含A值，则将 B 放到这个位置，否则，不要更改该位置，只告诉我这个位置现在的值(A)即可。 ”整个比较并交换的操作是原子操作。
    
    ABA问题：
    ABA问题是CAS中的一个漏洞。CAS的定义，当且仅当内存值V等于就得预期值A时，CAS才会通过原子方式用新值B来更新V的值，否则不会执行任何操作。那么如果先将预期值A改成B，再改回A，那CAS操作就会误认为A的值从来没有被改变过，这时其他线程的CAS操作仍然能够成功，但是很明显是个漏洞，因为预期值A的值变化过了。如何解决这个异常现象？java并发包为了解决这个漏洞，提供了一个带有标记的原子引用类“AtomicStampedReference”，它可以通过控制变量值的版本来保证CAS的正确性，即在变量前面添加版本号，每次变量更新的时候都把版本号+1，这样变化过程就从“A－B－A”变成了“1A－2B－3A”。

4. 读写锁RWMutex

首先我们来看看RWMutex大体结构：

看到结构发现读写锁内部包含了一个w Mutex互斥锁。注释也很明确，这个锁的目的就是控制多个写入操作的并发执行
writerSem是写入操作的信号量
readerSem是读操作的信号量
readerCount是当前读操作的个数
readerWait当前写入操作需要等待读操作解锁的个数

这几个现在看不懂没关系，后面等用到了你再回来看就好了。问题的关键就在于锁和解锁的几个方法，因为我已经看过，所以推荐这几个方法的阅读顺序是RLock，Lock，RUnlock，Unlock。

4.1 RLock（获取读锁）

先不看竞态检测的部分，先重点看红色框中的部分
可以看到，其实很简单，每当有协程需要获取读锁的时候，就将readerCount + 1
但是需要注意的是，这里有一个条件，当readerCount + 1之后的值 < 0的时候，那么将会调用runtime_Semacquire方法

这个方法是一个runtime的方法，会一直等待传入的s出现>0的时候
然后我们可以记得，这里有这样一个情况，当出先readerCount + 1为负数的情况那么就会被等待，看注释我们可以猜到，是当有写入操作出现的时候，那么读操作就会被等待。

4.2 Lock（获取写锁）

写锁稍微复杂一些，但是样子也差不多，我们还是先来看红色框中的部分。
首先操作最前面说的互斥锁，目的就是处理多个写锁并发的情况，因为我们知道写锁只有一把。这里不需要深入互斥锁，只需要知道，互斥锁只有一个人能拿到，所以写锁只有一个人能拿到。
然后重点来了，这里的这个操作细细体会一下，atomic.AddInt32(&rw.readerCount, -rwmutexMaxReaders)，是将当前的readerCount减去一个非常大的值rwmutexMaxReaders为1 << 30，大概是1073741823这么大吧
所以我们可以从源码中看出，readerCount由于每有一个协程获取读锁就+1，一直都是正数，而当有写锁过来的时候，就瞬间减为很大的负数。
然后做完上面的操作以后的r其实就是原来的readerCount。
后面进行判断，如果原来的readerCount不为0（原来有协程已经获取到了读锁）并且将readerWait加上readerCount（表示需要等待readerCount这么多个读锁进行解锁），如果满足上述条件证明原来有读锁，所以暂时没有办法获取到写锁，所以调用runtime_Semacquire进行等待，等待的信号量为writerSem

4.3 RUnlock(释放读锁)

如果是我们来写的话，可能就是将之前+1的readerCount，-1就完事了，但是其实还有一些操作需要注意。
如果-1之后+1==0是啥情况？没错就是我们常见的，新手程序员，没有获取读锁就想去释放读锁，于是异常了。当然+1之后刚好是rwmutexMaxReaders，就是获取了写锁而去释放了读锁，导致异常。
除去异常情况，剩下的就是r还是<0的情况，那么证明确实有协程正在想要获取写锁，那么就需要操作我们前面看到的readerWait，当readerWait减到0的时候就证明没有人正在持有写锁了，就通过信号量writerSem的变化告知刚才等待的协程（想要获取写锁的协程）：你可以进行获取了。

4.4 Unlock（释放写锁）

写锁释放需要恢复readerCount，还记得上锁的时候减了一个很大的数，这个时候要加回来了。
当然加完之后如果>=rwmutexMaxReaders本身，那么还是新手程序员的问题，当没有获取写锁的时候就开始想着释放写锁了。
然后for循环就是为了通知所有在我们RLock方法中看到的，当有因为持有写锁所以等待的那些协程，通过信号量readerSem告诉他们可以动了。
最后别忘记还有一个互斥锁需要释放，让别的协程也可以开始抢写锁了。

至此，读写锁的分析基本上告一段落了。针对于其中关于竞态分析的代码，有兴趣的小伙伴可以去了解一下。

5. 互斥锁Mutex

互斥锁比读写锁复杂，但是好在golang给的注释很详细，所以也不困难（注释真的很重要）。我们先来看看里面的一段注释：

很长的一段英文，我用英语四级的翻译能力给你翻译一下，可以将就看看，如果可以建议你仔细看英文看懂它，因为这对于后面的源码阅读非常重要。
///
这个互斥锁是公平锁

互斥锁有两种操作模式：正常模式和饥饿模式。
在正常模式下等待获取锁的goroutine会以一个先进先出的方式进行排队，但是被唤醒的等待者并不能代表它已经拥有了这个mutex锁，它需要与新到达的goroutine争夺mutex锁。新来的goroutine有一个优势 —— 他们已经在CPU上运行了并且他们，所以抢到的可能性大一些，所以一个被唤醒的等待者有很大可能抢不过。在这样的情况下，被唤醒的等待者在队列的头部。如果一个等待者抢锁超过1ms失败了，就会切换为饥饿模式。

在饥饿模式下，mutex锁会直接由解锁的goroutine交给队列头部的等待者。
新来的goroutine不能尝试去获取锁，即使可能根本就没goroutine在持有锁，并且不能尝试自旋。取而代之的是他们只能排到队伍尾巴上乖乖等着。

如果一个等待者获取到了锁，并且遇到了下面两种情况之一，就恢复成正常工作模式。
情况1：它是最后一个队列中的等待者。
情况2：它等待的时间小于1ms

正常模式下，即使有很多阻塞的等待者，有更好的表现，因为一轮能多次获得锁的机会。饥饿模式是为了避免那些一直在队尾的倒霉蛋。
///

我的话简单总结就是，互斥锁有两种工作模式，竞争模式和队列模式，竞争就是大家一起抢，队列就是老老实实排队，这两种工作模式会通过一些情况进行切换。

可以看到，相对读写锁，结构上面很简单，只有两个值，但是千万不要小瞧它，减少了字段就增加了理解难度。

state：将一个32位整数拆分为：
当前阻塞的goroutine数(29位)
饥饿状态(1位，0为正常模式；1为饥饿模式)
唤醒状态(1位，0未唤醒；1已唤醒)
锁状态(1位，0可用；1占用)
sema：信号量

方法也很简单，就是Lock和Unlock两个方法，一个上锁，一个解锁，没啥好说的。

5.1 一个方法

我们先来看一个的要用到的方法

func CompareAndSwapInt32(addr *int32, old, new int32) (swapped bool)
这个函数，会先判断参数addr指向的被操作值与参数old的值是否相等，如果相等会将参数new替换参数addr所指向的值，不然的话就啥也不做。
需要特别说明的是，这个方法并不会阻塞。

5.2 几个常量

这是定义的几个常量，我们在一开始的注释周围可以看到，后面需要用到，暂时记住它们的初始值就好。

mutexLocked = 1 << iota // 1左移0位，是1，二进制是1，（1表示已经上锁）
mutexWoken // 1左移1位，是2，二进制是10
mutexStarving // 1左移2位，是4，二进制是100
mutexWaiterShift = iota // 就是3，二进制是11

starvationThresholdNs = 1e6 // 这个就是我们一开始在注释里面看到的1ms，一定超过这个门限值就会更换模式

5.3 Lock获取锁

因为Lock方法比较长，所以我切分一段段看，需要完整的请自己翻看源码。要注意的一点是，一定要时刻记住，Lock方法是做什么的，很简单，就是要抢锁。看不懂的时候想想这个目标。

第一步，判断state状态是否为0，如果为0，证明没有协程持有锁，那么就很简单了，直接获取到锁，将mutexLocked（为1）赋值到state就可以了。

看后面的方法时，告诉需要告诉你们一个小技巧，当遇到这种位操作很多的情况，有两个方法挺好用，对于你看源码会有帮助：
第一个是将所有定值先计算，然后判断非定值的情况；
第二个是将所有的计算写下来，自己用笔去计算，不要执着于打字。

然后我们以下面这个段举例：

首先，看注释应该能明白这一段大致意思是，如果不是饥饿模式，就会进行自旋操作，然后不断循环。

然后根据上面的技巧，old&(mutexLocked|mutexStarving) == mutexLocked
（下面均为二进制）
mutexLocked = 1
mutexStarving = 11
mutexLocked = 1
这三个是定值，所以我们容易得到，满足情况的结果为，当old为xxxx0xx（二进制第三位为0）等式成立。也就是我们一开始说的，state的第三位是表示这个锁当前的模式，0为正常模式，1为饥饿模式。

那么第一个if就表示，如果当前模式为正常模式，且可以自旋，就进入if条件内部。
if !awoke && old&mutexWoken == 0 && old>>mutexWaiterShift != 0 &&

同样的分析，awoke表示是否唤醒，old&mutexWoken是取第二位，0表示当前协程未被唤醒，old>>mutexWaiterShift表示右移3位，也就是前29位，不为0证明有协程在等待，并且尝试去对比当前m.state与取出时的old状态，尝试去唤醒自己。然后自旋，并且增加自旋次数表示iter，然后重新赋值old。再循环下一次。

（你自己理一理，确实有点绕，仔细想想就想通了就对了。）

以上是使用自旋的情况，就是canSpin的。

然后进行判断old&mutexStarving == 0就是第三位为0的情况，还是所说的正常模式。new就马上拿到锁了，new |= mutexLocked，表示或1，就是第一位无论是啥都赋值为1

old&(mutexLocked|mutexStarving)，也就是old & 0101
必须当old的1和3两个位置为1的时候才是true，也就是说当前处于饥饿模式，并且锁已经被占用的情况，那么就需要排队去。
排队也很精妙，new += 1 << mutexWaiterShift
这边注意是先计算1 << mutexWaiterShift也就是将new的前29位+1，就是表示有一个协程在等待了。

好了到这里你的位操作应该就习惯的差不多了，之后我就直接说结论，不仔细的帮你01表示了，你已经长大了，要学会自己动手了。

如果当前已经标记为饥饿模式，并且没有锁住，那么设置new为饥饿模式
if starving && old&mutexLocked != 0 {
new |= mutexStarving
}

如果唤醒，需要在两种情况下重设标志
if awoke {
如果唤醒标志为与awoke不相协调就panic
if new&mutexWoken == 0 {
throw("sync: inconsistent mutex state")
}
设置唤醒状态位0,被唤醒
new &^= mutexWoken
}