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责编 | 晋兆雨
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大纲
插入写屏障
删除写屏障
混合写屏障
golang 混合写屏障实现
源码文件
写屏障代码触发点
对象置灰
暂停 goroutine，栈扫描
总结
网上很多文章对 golang 实现的插入写屏障说的挺详细，但是删除写屏障原理和混合写屏障的由来语焉不详，这篇文章目标是弄明白混合写屏障到底是怎么来的，解决什么问题，插入写屏障，删除写屏障的特点分别是什么？
首先明白一个前提，栈上，寄存器对象的赋值（插入，删除）不能 hook ，这个因为实力不允许（太复杂，做不到）。
插入写屏障
Dijkstra屏障
伪代码：
writePointer(slot, ptr):
shade(ptr)
*slot = ptr
总结：
如果是纯粹的插入写屏障是满足强三色不变式的（永远不会出现黑色对象指向白色对象）；
但是由于栈上对象无写屏障（不 hook），那么导致黑色的栈可能指向白色的堆对象，所以必须假定赋值器（mutator）是灰色赋值器，扫描结束之后，必须 STW 重新扫描栈才能确保不丢对象；
STW 重新扫描栈再 goroutine 量大且活跃的场景，延迟不可控，经验值平均 10-100ms；
golang 1.5 之后实现的就是这种类型的插入写屏障。
删除写屏障
Yuasa-style 屏障
伪代码：
writePointer(slot, ptr)
shade(*slot)
*slot = ptr
总结：
删除写屏障也叫基于快照的写屏障方案，必须在起始时，STW 扫描整个栈（注意了，是所有的 goroutine 栈），保证所有堆上在用的对象都处于灰色保护下，保证的是弱三色不变式；
由于起始快照的原因，起始也是执行 STW，删除写屏障不适用于栈特别大的场景，栈越大，STW 扫描时间越长，对于现代服务器上的程序来说，栈地址空间都很大，所以删除写屏障都不适用，一般适用于很小的栈内存，比如嵌入式，物联网的一些程序；
并且删除写屏障会导致扫描进度（波面）的后退，所以扫描精度不如插入写屏障；
思考问题：我不整机暂停 STW 栈，而是一个栈一个栈的快照，这样也没有 STW 了，是否可以满足要求？（这个就是当前 golang 混合写屏障的时候做的哈，虽然没有 STW 了，但是扫描到某一个具体的栈的时候，还是要暂停这一个 goroutine 的）
不行，纯粹的删除写屏障，起始必须整个栈打快照，要把所有的堆对象都处于灰色保护中才行。
举例：如果没有把栈完全扫黑，那么可能出现丢数据，如下：
初始状态：
A 是 g1 栈的一个对象，g1栈已经扫描完了，并且 C 也是扫黑了的对象；
B 是 g2 栈的对象，指向了 C 和 D，g2 完全还没扫描，B 是一个灰色对象，D 是白色对象；
步骤一：g2 进行赋值变更，把 C 指向 D 对象，这个时候黑色的 C 就指向了白色的 D（由于是删除屏障，这里是不会触发hook的）
步骤二：把 B 指向 C 的引用删除，由于是栈对象操作，不会触发删除写屏障；
步骤三：清理，因为 C 已经是黑色对象了，所以不会再扫描，所以 D 就会被错误的清理掉。
解决办法有如下：
方法一：栈上对象也 hook，所有对象赋值（插入，删除）都 hook（这个就不实际了）;
所有的插入，删除如果都 hook ，那么一定都不会有问题，虽然本轮精度很差，但是下轮回收可以回收了。但是还是那句话，栈，寄存器的赋值 hook 是不现实的。
方法二：起始快照整栈跨找，扫黑，使得整个堆上的在用对象都处于灰色保护；
整栈扫黑，那么在用的堆上的对象是一定处于灰色堆对象的保护下的，之后配合堆对象删除写屏障就能保证在用对象不丢失。
方法三：加入插入写屏障的逻辑，C 指向 D 的时候，把 D 置灰，这样扫描也没问题。这样就能去掉起始 STW 扫描，从而可以并发，一个一个栈扫描。
细品下，这不就成了当前在用的混合写屏障了，所以我觉得正确的理解方式应该是：混合写屏障 = 删除写屏障 + 插入写屏障，必须先理解下删除写屏障，你才能理解混合写屏障。
混合写屏障
golang 1.5 之后已经实现了插入写屏障，但是由于栈对象赋值无法 hook 的原因，导致扫描完之后还有一次 STW 重新扫描栈的整机停顿，混合写屏障就是解决这个问题的。
论文里的伪代码：
writePointer(slot, ptr):
shade(*slot)
if current stack is grey:
shade(ptr)
*slot = ptr
golang 实际实现的伪代码：
writePointer(slot, ptr):
shade(*slot)
shade(ptr)
*slot = ptr
总结：
混合写屏障继承了插入写屏障的优点，起始无需 STW 打快照，直接并发扫描垃圾即可；
混合写屏障继承了删除写屏障的优点，赋值器是黑色赋值器，扫描过一次就不需要扫描了，这样就消除了插入写屏障时期最后 STW 的重新扫描栈；
混合写屏障扫描精度继承了删除写屏障，比插入写屏障更低，随着带来的是 GC 过程全程无 STW；
混合写屏障扫描栈虽然没有 STW，但是扫描某一个具体的栈的时候，还是要停止这个 goroutine 赋值器的工作的哈（针对一个 goroutine 栈来说，是暂停扫的，要么全灰，要么全黑哈，原子状态切换）；
思考一个问题：混合写屏障是全面去除 STW 的一个改进，转而并发一个一个栈处理的方式（每个栈单独暂停），从而消除了整机 STW 的影响，带来了吞吐的提升。有没有想过，这种 STW 整个系统栈，而只暂停一个 goroutine 栈会不会有问题，我钻牛角尖的思考过一些奇怪的场景，比如下面：
初始状态：
goroutine 1 已经被扫描黑了（由于混合写屏障的场景，赋值器是黑色赋值器，之后不会在扫描了），goroutine 1 上的 A 对象 指向 nil ；
B 唯一指向 C（灰色的栈对象 B，白色的 C 对象）；
步骤一：赋值器（g1）把 A 指向 C，赋值器（g2）把 B 指向 nil，删除 B -> C 的引用，由于A，B 都是栈上的对象，所以这里的赋值都不会触发写屏障；
这样操作下来，是不是就有问题了？
黑色的 A 指向了白色的 C，并且是唯一指向。由于我们说混合写屏障这里是黑色赋值器，黑色的 goroutine 1 栈是不会再扫描了，那等扫描完了，C 岂不是被错误回收了 ！！！
这里不会哈。因为这种情况不会出现，证明如下：
如果要实现如上所述场景，需要满足条件：
goroutine 1 栈上的黑色对象 A 引用白色对象 C 只有两种场景：
goroutine 1 持有 goroutine 2 栈上的对象 B ;
goroutine 1 对象 C；
g1 不能直接持有 B，不同栈的对象是无法相互访问的，否则就会溢出到堆上；
g1 不能直接持有 C，直接持有它就违反了假设，并且如果真是直接持有 C，C 一定是灰色的；
（旁白，理解一句话，对象不是天上掉下来的，一定是有路可循的。）
撇开这个上面的假设，如果 A 非要引用到 C ，可以通过 A 下面的一个对象 X （ X 指向 C）来获取，但如此一来，C 一定会处于灰色保护下;
golang 混合写屏障实现
源码文件
下面以 golang 1.13.3 版本源码演示举例。
src/runtimeruntime 下有大量的汇编实现的代码，这部分主要是考虑极致的性能，其实大部分还是 golang 的逻辑代码，另外还有如下子目录，分别是 cgo，pprof 的支持等。
Go SDK 1.13.3
├── runtime
│ ├── cgo
│ ├── debug
│ ├── internal
│ ├── msan
│ ├── pprof
│ ├── race
│ └── trace
mbarrier.go怎么理解精度会差呢？
因为有了删除写屏障的加持，golang 的栈是黑色赋值器，扫描过是不需要再扫描的。所以如果栈式灰色的，才需要置灰色，否则是 pass 的。golang 处于短期实现的一个简单化处理，源码实现其实是没有这个判断的，所以自然精度就会差些，但是实际效果其实还行。
混合写屏障伪代码：
writePointer(slot, ptr):
// 旧值 置灰
shade(*slot)
if current stack is grey:
// 新值 置灰
shade(ptr)
*slot = ptr
golang 实际实现伪代码如下：
writePointer(slot, ptr):
shade(*slot)
shade(ptr)
*slot = ptr
也就是是说，如果在垃圾回收阶段，只要是堆上的一个赋值 *slot = ptr 那么都会被 hook 住，然后把旧值（*slot）指向的对象，和新值（ptr）指向的对象都置灰（投到扫描队列）。
这个就是混合写屏障完整的逻辑了。
写屏障代码触发点
重点：
写屏障的代码在编译期间生成好，之后不会再变化；
堆上对象赋值才会生成写屏障；
哪些对象分配在栈上，哪些分配在堆上？也是编译期间由编译器决定，这个过程叫做“逃逸分析”；
举例：
main.funcAlloc0
func funcAlloc0 (a *Tstruct) {
a.base = new(BaseStruct) // new 一个BaseStruct结构体，赋值给 a.base 字段
}
反汇编就能看到编译出的代码，如下：
runtime·gcWriteBarrierif runtime.writeBarrier.enabled {
runtime.gcWriteBarrier(ptr, val)
} else {
*ptr = val
}
gcWriteBarrierruntime·gcWriteBarrier
src/runtime/asm_amd64.sTEXT runtime·gcWriteBarrier(SB),NOSPLIT,$120
get_tls(R13)
MOVQ g(R13), R13
MOVQ g_m(R13), R13
MOVQ m_p(R13), R13
MOVQ (p_wbBuf+wbBuf_next)(R13), R14
LEAQ 16(R14), R14
MOVQ R14, (p_wbBuf+wbBuf_next)(R13)
// 检查 buffer 队列是否满？
CMPQ R14, (p_wbBuf+wbBuf_end)(R13)
// 赋值的前后两个值都会被入队
// 把 value 存到指定 buffer 位置
MOVQ AX, -16(R14) // Record value
// 把 *slot 存到指定 buffer 位置
MOVQ (DI), R13
MOVQ R13, -8(R14)
// 如果 wbBuffer 队列满了，那么就下刷处理，比如置灰，置黑等操作
JEQ flush
ret:
// 赋值：*slot = val
MOVQ 104(SP), R14
MOVQ 112(SP), R13
MOVQ AX, (DI)
RET
flush:
。。。
// 队列满了，统一处理，这个其实是一个批量优化手段
CALL runtime·wbBufFlush(SB)
。。。
JMP ret
混合写屏障的两个 shade 直接操作就是上面的两行汇编赋值了：
// 把 value 存到指定 buffer 位置
MOVQ AX, -16(R14) // Record value
// 把 *slot 存到指定 buffer 位置
MOVQ (DI), R13
MOVQ R13, -8(R14)
runtime·gcWriteBarrier执行写请求（原本就要做的事情）
处理 GC 相关的逻辑（投队列，置灰色保护）
gcWriteBarrier其实是做的一个优化处理，每次触发写屏障的时候（ hook ），我们当然可以直接shade（ptr），但是我们知道，毕竟这段写屏障的代码是比业务多出来的，这些都是开销，我们能快就快，每次这样做太零散，我们可以攒一批，一批队列满了，一批去入队，置灰色。这样效率更高。一般情况下，只需要简单入队就行了，buf 满了之后，才 flush 去批量置灰，这样写屏障对业务的影响就更小了，wbBuf 就是这个队列的实现。
wbBufFlush
src/runtime/mwbbuf.go批量循环处理 buf 队列里的值；
shade（这个值）；
对象置灰
src/runtime/mwbbuf.gowbBufFlush1// Enqueue the greyed objects.
gcw.putBatch(ptrs[:pos])
在 golang 里面，到底什么样的是灰色对象？
只要在扫描队列中的对象，就是灰色的。
其实，白，灰，黑 三色这个是我们认为抽象出来的概念，也就是所谓的三色标记法，那么这个概念落到实处，又是怎么样的实现。
golang 内部对象并没有保存颜色的属性，三色只是对他们的状态的描述，是通过一个队列 + 掩码位图 来实现的：
白色对象：对象所在 span 的 gcmarkBits 中对应的 bit 为 0，不在队列；
灰色对象：对象所在 span 的 gcmarkBits 中对应的 bit 为 1，且对象在扫描队列中；
黑色对象：对象所在 span 的 gcmarkBits 中对应的 bit 为 1，且对象已经从扫描队列中处理并摘除掉；
暂停 goroutine，栈扫描
scangsrc/runtime/proc.goscangscangmarkrootsrc/runtime/mgcmark.go// 切系统调度栈
systemstack(func() {
userG := getg().m.curg
// 如果是在自己的 goroutine 运行的时候去协助处理 gc 任务，恰好处理到自己的时候，需要做些处理；
selfScan := gp == userG && readgstatus(userG) == _Grunning
if selfScan {
casgstatus(userG, _Grunning, _Gwaiting)
userG.waitreason = waitReasonGarbageCollectionScan
}
// 扫描 goroutine 栈
scang(gp, gcw)
if selfScan {
casgstatus(userG, _Gwaiting, _Grunning)
}
})
scangsrc/runtime/proc.gofunc scang(gp *g, gcw *gcWork) {
// 栈扫描是否完成的标识
gp.gcscandone = false
// 轮询的时长间隔
const yieldDelay = 10 * 1000
var nextYield int64
// 循环
loop:
for i := 0; !gp.gcscandone; i++ {
// 读取 goroutine 的状态标识；
switch s := readgstatus(gp); s {
default:
dumpgstatus(gp)
throw("stopg: invalid status")
// 如果是已经释放的 goroutine，那么跳出；
case _Gdead:
// No stack.
gp.gcscandone = true
break loop
// 拷贝栈的过程，等一下，稍后需要重试；
case _Gcopystack:
// Stack being switched. Go around again.
// 如果该是 goroutine 是已经挂起的状态（非运行状态）
case _Grunnable, _Gsyscall, _Gwaiting:
// 重要：设置扫描标识（GScan）这个标识会阻塞该 goroutine 的运行，直到栈扫描完成；
if castogscanstatus(gp, s, s|_Gscan) {
if !gp.gcscandone {
// 调用 scanstack 扫描栈
scanstack(gp, gcw)
gp.gcscandone = true
}
// 重启 goroutine ，这个 goroutine 又可以继续跑业务代码了；
restartg(gp)
break loop
}
// 如果已经是扫描状态了，那么说明别的地方已经在扫描这个g栈了，等别人完成就好了；
case _Gscanwaiting:
// newstack is doing a scan for us right now. Wait.
// 如果这个 goroutine 是一个 runing 状态，那么需要抢占调度，然后让它自己去扫描 g 栈，现场就等他自己扫描完之后就好了；
// 这里只需要设置抢占标识和扫描标识就可以了，真正的扫描现场在这个 gp 自己运行现场；
case _Grunning:
if gp.preemptscan && gp.preempt && gp.stackguard0 == stackPreempt {
break
}
// 打上 Scan 标识，通知 gp 抢占调度，让它自己扫描栈；
if castogscanstatus(gp, _Grunning, _Gscanrunning) {
if !gp.gcscandone {
// 打上抢占标识
gp.preemptscan = true
gp.preempt = true
// 设置魔数标识
gp.stackguard0 = stackPreempt
}
// 设置完抢占标识，就可以把 goroutine 的 Scan 去掉了，下面就是循环等待它自己处理完了；
casfrom_Gscanstatus(gp, _Gscanrunning, _Grunning)
}
}
if i == 0 {
nextYield = nanotime() + yieldDelay
}
if nanotime() < nextYield {
procyield(10)
} else {
osyield()
nextYield = nanotime() + yieldDelay/2
}
}
gp.preemptscan = false // cancel scan request if no longer needed
}
scang 处理非 running 三种状态转换：
scang 处理 running 状态：
总结下 scang 做的最重要的两个事情：
_Grunnable_Gsyscall_Gwaitingscanstackgp.gcscandonegp.gcscandone = truegp.preemptscan = truegp.preempt = truegp.stackguard0 = stackPreemptscanstackscanblock扫描的实现非常朴实，就是一个个内存块，扫描分析，读一个，分析一个，发现指针投入队列，步进长度是以指针长度（ 8 字节 ）。
/*
bo ：开始地址
n0 ：内存块长度（结束边界），字节数
ptrmask ：掩码
*/
func scanblock(b0, n0 uintptr, ptrmask *uint8, gcw *gcWork, stk *stackScanState) {
b := b0
n := n0
for i := uintptr(0); i < n; {
// 获取位图
bits := uint32(*addb(ptrmask, i/(sys.PtrSize*8)))
// 如果整个 bits 为 0 ，就不需要往下走了，跳过 8 个指针的长度（ 8*8 = 64 ）；
// 这里也说明下面是每 8 个指针处理一批；
if bits == 0 {
i += sys.PtrSize * 8
continue
}
// 8 个指针处理
for j := 0; j < 8 && i < n; j++ {
//
if bits&1 != 0 {
// Same work as in scanobject; see comments there.
// 把对应内存地址里面存储的值取出来
p := *(*uintptr)(unsafe.Pointer(b + i))
if p != 0 {
// 如果是指针，那么就投入扫描队列，置灰色（ greyobject 这个和前面 置灰 是一样的，只是封装的函数略有不同）
if obj, span, objIndex := findObject(p, b, i); obj != 0 {
greyobject(obj, b, i, span, gcw, objIndex)
} else if stk != nil && p >= stk.stack.lo && p < stk.stack.hi {
stk.putPtr(p)
}
}
}
// bit 位图移去一 bit
bits >>= 1
// 内存地址前进一个指针长度（8）
i += sys.PtrSize
}
}
}
抢占调度
golang goroutine 的抢占调度是协商性质的（旁白：抢占只针对文明人，粗鲁人你抢占不了），不过这个是在 golang 1.14 之前的历史了，因为 golang 1.14 实现了真正的抢占，是基于异步信号的抢占，这种就不管协程本身文不文明了。咱们这里说的是 golang 1.13 哈。
总结一句话：系统想让某个 goroutine 自己放弃执行权，会给这个协程设置一个魔数，协程调用函数的时候，会有机会看到这个魔数标识，识别这个魔数标识到了就可以切走 cpu 了。
go 1.13 抢占实现是：
scanggp.stackguard0 = stackPreemptnewstacknewstack在 golang 里面，只要有函数调用，就会有感知抢占的时机，STW 就是基于这个实现的。
newstacknewstacksrc/runtime/stack.go// src/runtime/stack.go: newstack
// 如果开启了抢占调度标识
if preempt {
// g0 栈是系统调度栈，不能抢占；
if gp == thisg.m.g0 {
throw("runtime: preempt g0")
}
if thisg.m.p == 0 && thisg.m.locks == 0 {
throw("runtime: g is running but p is not")
}
// 下面的逻辑就是和 scang 交互同步的；
// 设置 Gwaiting 标识，表明 goroutine 在做别的事情，业务程序已经被 block 了
casgstatus(gp, _Grunning, _Gwaiting)
if gp.preemptscan {
// goroutine 设置 Gscan 标识
for !castogscanstatus(gp, _Gwaiting, _Gscanwaiting) {
// ...
}
if !gp.gcscandone {
// 调用 scanstack 扫描栈（scang 那边就是在等这里扫描完成）
gcw := &gp.m.p.ptr().gcw
scanstack(gp, gcw)
// 扫描完成
gp.gcscandone = true
}
// 扫描完了，去掉抢占标识
gp.preemptscan = false
gp.preempt = false
// 扫描完了，去除掉 Gscan 标识
casfrom_Gscanstatus(gp, _Gscanwaiting, _Gwaiting)
// 扫描完了，goroutine 切换成 Grunning 状态
casgstatus(gp, _Gwaiting, _Grunning)
gp.stackguard0 = gp.stack.lo + _StackGuard
gogo(&gp.sched) // never return
}
// ...
}
总结
虽然 golang 是先实现的插入写屏障，后实现的混合写屏障，但是从理解上，应该是先理解删除写屏障，后理解混合写屏障会更容易理解；
插入写屏障没有完全保证完整的强三色不变式（栈对象的影响），所以赋值器是灰色赋值器，最后必须 STW 重新扫描栈；
混合写屏障消除了所有的 STW，实现的是黑色赋值器，不用 STW 扫描栈；
混合写屏障的精度和删除写屏障的一致，比以前插入写屏障要低；
混合写屏障扫描栈式逐个暂停，逐个扫描的，对于单个 goroutine 来说，栈要么全灰，要么全黑；
暂停机制通过复用 goroutine 抢占调度机制来实现；
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