Mutex的数据结构
Go中Mutex的数据结构是这样的，因为足够简单，所以不需要额外的初始化，零值就是一个有效的互斥锁，处于Unlocked状态。state存储的是互斥锁的状态，加锁和解锁，都是通过atomic包提供的函数原子性，操作该字段。sema用作一个信号量，主要用于等待队列。
type Mutex struct {
state int32
sema uint32
}
Mutex.state的状态
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 — 用作锁状态标识
- mutexWoken — 记录是否已有goroutine被唤醒
- mutexStarving — 工作模式，0代表正常模式，1代表饥饿模式
- mutexWaiterShift — 表示除了低三位以外，state的其它位用来记录有多少个等待者在排队。
正常模式
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(正在自旋)竞争锁。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。失败的情况下，这个被唤醒的goroutine会加入到等待队列的最前面。 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
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。
正常状态有很好的吞吐量，饥饿模式也是非常重要的，因为它能阻止尾部延迟的现象。
所以sync.Mutex设计上互斥锁有两种状态：正常状态和饥饿状态。
源码解析Lock
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，那么获得锁并返回
// 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
}
// 如果锁已经有goroutine占用了，则进入lockslow阻塞
m.lockSlow()
}
func (m *Mutex) lockSlow() {
// 记录当前goroutine的等待时间
var waitStartTime int64
// 当前goroutine是否已经处于饥饿状态
starving := false
// 当前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，详解在前言那篇博文，这里不展开
if old&(mutexLocked|mutexStarving) == mutexLocked && runtime_canSpin(iter) {
// 进入这里肯定是正常模式
// 自旋的过程中如果发现state还没有设置woken标识(别的goroutine释放了自己的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 {//正常模式
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
}
// 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
}
}
}
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；
- 至少存在一个正在运行的 P 并且当前P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。
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。
- 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
- 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
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：
正常模式
- 如果 互斥锁没有等待者 或者互斥锁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
饥饿模式
上述代码会直接调用 sync.runtime_Semrelease 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