sema.go semacquire1和 semrelease1 函数是 sync.mutex 用来阻塞 g 和释放 g 的实现，这两个方法也实现了类似信号量的功能，并且是针对 goroutine 的信号量，由于还没看 go 调度相关的代码，sema 里跟调度相关的逻辑也不做仔细说明和代码注解
semacquire1 函数
大致流程：获取 sudog 和 semaRoot ，其中 sudog 是 g 放在等待队列里的包装对象，sudog 里会有 g 的信息和一些其他的参数， semaRoot 则是队列结构体，内部是堆树，把和当前 g 关联的 sudog 放到 semaRoot 里，然后把 g 的状态改为等待，调用调度器执行别的 g，此时当前 g 就停止执行了。一直到被调度器重新调度执行，会首先释放 sudog 然后再去执行别的代码逻辑
semaRoot
// 一个 semaRoot 持有不同地址的 sudog 的平衡树
// 每一个 sudog 可能反过来指向等待在同一个地址上的 sudog 的列表
// 对同一个地址上的 sudog 的内联列表的操作的时间复杂度都是O(1)，扫描 semaRoot 的顶部列表是 O(log n)
// n 是 hash 到并且阻塞在同一个 semaRoot 上的不同地址的 goroutines 的总数
type semaRoot struct {
lock mutex
treap *sudog // root of balanced tree of unique waiters. 不同 waiter 的平衡树
nwait uint32 // Number of waiters. Read w/o the lock. waiter 的数量
}
复制代码func semacquire1(addr *uint32, lifo bool, profile semaProfileFlags, skipframes int) {
gp := getg()
if gp != gp.m.curg {
throw("semacquire not on the G stack")
}
// Easy case.
if cansemacquire(addr) {
return
}
// Harder case:
// increment waiter count
// try cansemacquire one more time, return if succeeded
// enqueue itself as a waiter
// sleep
// (waiter descriptor is dequeued by signaler)
// 获取一个 sudog
s := acquireSudog()
// 获取一个 semaRoot
root := semroot(addr)
t0 := int64(0)
s.releasetime = 0
s.acquiretime = 0
s.ticket = 0
// 一些性能采集的参数 应该是
if profile&semaBlockProfile != 0 && blockprofilerate > 0 {
t0 = cputicks()
s.releasetime = -1
}
if profile&semaMutexProfile != 0 && mutexprofilerate > 0 {
if t0 == 0 {
t0 = cputicks()
}
s.acquiretime = t0
}
for {
// 锁定在 semaRoot 上
lock(&root.lock)
// Add ourselves to nwait to disable "easy case" in semrelease.
// nwait 加一
atomic.Xadd(&root.nwait, 1)
// Check cansemacquire to avoid missed wakeup.
if cansemacquire(addr) {
atomic.Xadd(&root.nwait, -1)
unlock(&root.lock)
break
}
// Any semrelease after the cansemacquire knows we're waiting
// (we set nwait above), so go to sleep.
// 加到 semaRoot treap 上
root.queue(addr, s, lifo)
// 解锁 semaRoot ，并且把当前 g 的状态改为等待，然后让当前的 m 调用其他的 g 执行，当前 g 相当于等待
goparkunlock(&root.lock, waitReasonSemacquire, traceEvGoBlockSync, 4+skipframes)
if s.ticket != 0 || cansemacquire(addr) {
break
}
}
if s.releasetime > 0 {
blockevent(s.releasetime-t0, 3+skipframes)
}
// 释放 sudog
releaseSudog(s)
}
复制代码关键的 goparkunlock 函数，调用的是 gopark函数
// 把当前的 goroutine 改为等待状态，并且调用 unlockf 函数，如果函数返回 flase，则当前 g 被恢复
func gopark(unlockf func(*g, unsafe.Pointer) bool, lock unsafe.Pointer, reason waitReason, traceEv byte, traceskip int) {
if reason != waitReasonSleep {
checkTimeouts() // timeouts may expire while two goroutines keep the scheduler busy 两个 goroutine 使调度器忙时，有可能会超时
}
mp := acquirem()
gp := mp.curg
status := readgstatus(gp)
if status != _Grunning && status != _Gscanrunning {
throw("gopark: bad g status")
}
mp.waitlock = lock
// 记住： unlockf 永远返回 true
mp.waitunlockf = unlockf
gp.waitreason = reason
mp.waittraceev = traceEv
mp.waittraceskip = traceskip
releasem(mp)
// can't do anything that might move the G between Ms here.
mcall(park_m)
}
复制代码macll 会先切换成 g0，并把当前 g 作为参数调用 park_m
// 在 g0 上继续 park
func park_m(gp *g) {
// 当前 g 是g0
_g_ := getg()
if trace.enabled {
traceGoPark(_g_.m.waittraceev, _g_.m.waittraceskip)
}
// 设置参数 g 的状态
casgstatus(gp, _Grunning, _Gwaiting)
// 删除参数 g 和 m 的关系
dropg()
if fn := _g_.m.waitunlockf; fn != nil {
// 执行解锁操作， 假如是从 sema 过来的，fn 永远返回 true
ok := fn(gp, _g_.m.waitlock)
_g_.m.waitunlockf = nil
_g_.m.waitlock = nil
if !ok {
if trace.enabled {
traceGoUnpark(gp, 2)
}
casgstatus(gp, _Gwaiting, _Grunnable)
execute(gp, true) // Schedule it back, never returns.
}
}
// 调度其他的 g 执行
schedule()
}
复制代码park_m 执行之后，调度器就调度并执行其他的 g， 之前的 gp 也就等待了
semrelease1 函数
大致流程： 设置 addr 信号，从队列里取 sudog s，把 s 对应的 g 变为可执行状态，并且放在 p 的本地队列下一个执行的位置。如果参数 handoff 为 true，并且当前 m.locks == 0，就把当前的 g 放到 p 本地队列的队尾，调用调度器，因为s.g 被放到 p 本地队列的下一个执行位置，所以调度器此刻执行的就是 s.g
func semrelease1(addr *uint32, handoff bool, skipframes int) {
root := semroot(addr)
atomic.Xadd(addr, 1)
// Easy case: no waiters?
// This check must happen after the xadd, to avoid a missed wakeup
// (see loop in semacquire).
// 没有等待的 sudog
if atomic.Load(&root.nwait) == 0 {
return
}
// Harder case: search for a waiter and wake it.
lock(&root.lock)
if atomic.Load(&root.nwait) == 0 {
// The count is already consumed by another goroutine,
// so no need to wake up another goroutine.
unlock(&root.lock)
return
}
// 从队列里取出来 sudog ，此时 ticket == 0
s, t0 := root.dequeue(addr)
if s != nil {
atomic.Xadd(&root.nwait, -1)
}
unlock(&root.lock)
if s != nil { // May be slow or even yield, so unlock first
acquiretime := s.acquiretime
if acquiretime != 0 {
mutexevent(t0-acquiretime, 3+skipframes)
}
if s.ticket != 0 {
throw("corrupted semaphore ticket")
}
if handoff && cansemacquire(addr) {
s.ticket = 1
}
// 把 sudog 对应的 g 改为待执行状态，并且放到 p 本地队列的下一个执行
readyWithTime(s, 5+skipframes)
if s.ticket == 1 && getg().m.locks == 0 {
// Direct G handoff
// readyWithTime has added the waiter G as runnext in the
// current P; we now call the scheduler so that we start running
// the waiter G immediately.
// Note that waiter inherits our time slice: this is desirable
// to avoid having a highly contended semaphore hog the P
// indefinitely. goyield is like Gosched, but it does not emit a
// GoSched trace event and, more importantly, puts the current G
// on the local runq instead of the global one.
// We only do this in the starving regime (handoff=true), as in
// the non-starving case it is possible for a different waiter
// to acquire the semaphore while we are yielding/scheduling,
// and this would be wasteful. We wait instead to enter starving
// regime, and then we start to do direct handoffs of ticket and
// P.
// See issue 33747 for discussion.
// 调用调度器立即执行 G
// 等待的 g 继承时间片，避免无限制的争夺信号量
// 把当前 g 放到 p 本地队列的队尾，启动调度器，因为 s.g 在本地队列的下一个，所以调度器立马执行 s.g
goyield()
}
}
}
复制代码readyWithTime 把 sudog 对应的 g 唤醒，并且放到 p 本地队列的下一个执行位置
readWithTime 会调用 systemstack , systemstack 会切换到当前 os 线程的堆栈执行 read
// Mark gp ready to run.
func ready(gp *g, traceskip int, next bool) {
if trace.enabled {
traceGoUnpark(gp, traceskip)
}
status := readgstatus(gp)
// Mark runnable.
// 此刻的— _g_ 不是 gp
_g_ := getg()
mp := acquirem() // disable preemption because it can be holding p in a local var
if status&^_Gscan != _Gwaiting {
dumpgstatus(gp)
throw("bad g->status in ready")
}
// status is Gwaiting or Gscanwaiting, make Grunnable and put on runq
casgstatus(gp, _Gwaiting, _Grunnable)
// 把 g 放到 p 本地队列，next 为 true， 就放在下一个执行， next 为 false，放在队尾
runqput(_g_.m.p.ptr(), gp, next)
// TODO 这个看了调度代码再解释
if atomic.Load(&sched.npidle) != 0 && atomic.Load(&sched.nmspinning) == 0 {
wakep()
}
releasem(mp)
}
复制代码goyield 调用 mcall 执行 goyield_m， goyield_m 会把当前的 g 放到 p 本地对象的队尾， 然后执行调度器
func goyield_m(gp *g) {
pp := gp.m.p.ptr()
casgstatus(gp, _Grunning, _Grunnable)
dropg()
runqput(pp, gp, false)
schedule()
}
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