你真的了解 sync.Mutex吗

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Mutex是一个互斥的排他锁，零值Mutex为未上锁状态，Mutex一旦被使用 禁止被拷贝。使用起来也比较简单

package main

import "sync"

func main() {
    m := sync.Mutex{}
    m.Lock()
    defer m.Unlock()
  // do something
}

Mutex有两种操作模式：

• 正常模式（非公平模式）

阻塞等待的goroutine保存在FIFO的队列中，唤醒的goroutine不直接拥有锁，需要与新来的goroutine竞争获取锁。因为新来的goroutine很多已经占有了CPU，所以唤醒的goroutine在竞争中很容易输；但如果一个goroutine获取锁失败超过1ms,则会将Mutex切换为饥饿模式。

• 饥饿模式（公平模式）

这种模式下，直接将等待队列队头goroutine解锁goroutine；新来的gorountine也不会尝试获得锁，而是直接插入到等待队列队尾。

mutex mode

如果一个goroutine获得了锁，并且他在等待队列队尾 或者 他等待小于1ms，则会将Mutex的模式切换回正常模式。正常模式有更好的性能，新来的goroutine通过几次竞争可以直接获取到锁，尽管当前仍有等待的goroutine。而饥饿模式则是对正常模式的补充，防止等待队列中的goroutine永远没有机会获取锁。

其数据结构为：

type Mutex struct {
    state int32 // 锁竞争的状态值
    sema  uint32 // 信号量
}

state代表了当前锁的状态、 是否是存在自旋、是否是饥饿模式、阻塞goroutine数量

    mutexLocked = 1 << iota // mutex is locked
    mutexWoken
    mutexStarving
    mutexWaiterShift = iota

mutex state

mutex.state & mutexLocked 加锁状态 1 表示已加锁 0 表示未枷锁

mutex.state & mutexWoken 唤醒状态 1 表示已唤醒状态 0 表示未唤醒

mutex.state & mutexStarving 饥饿状态 1 表示饥饿状体 0表示正常状态

mutex.state >> mutexWaiterShift得到当前goroutine数目

Lock

上锁大致分为fast-path和slow-path

Fast-path

lock通过调用atomic.CompareAndSwapInt32来竞争更新m.state，成功则获得锁；失败，则进入slow-path

func (m *Mutex) Lock() {
    // Fast path: grab unlocked mutex.
    if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, 0, mutexLocked) {
        if race.Enabled {
            race.Acquire(unsafe.Pointer(m))
        }
        return
    }
    // Slow path (outlined so that the fast path can be inlined)
    m.lockSlow()
}

atomic.CompareAndSwapInt32正如签名一样，进行比较和交换操作，这过程是原子的

// CompareAndSwapInt32 executes the compare-and-swap operation for an int32 value.
func CompareAndSwapInt32(addr *int32, old, new int32) (swapped bool)

源码中我们并不能看到该函数的具体实现，他的实现跟硬件平台有关，我们可以查看汇编代码一窥究竟，go tool compile -S mutex.go也可以对二进制文件go tool objdump -s methodname binary

    0x0036 00054 (loop.go:6)    MOVQ    AX, CX
    0x0039 00057 ($GOROOT/src/sync/mutex.go:74) XORL    AX, AX
    0x003b 00059 ($GOROOT/src/sync/mutex.go:74) MOVL    $1, DX
    0x0040 00064 ($GOROOT/src/sync/mutex.go:74) LOCK
    0x0041 00065 ($GOROOT/src/sync/mutex.go:74) CMPXCHGL    DX, (CX)
    0x0044 00068 ($GOROOT/src/sync/mutex.go:74) SETEQ   AL
    0x0047 00071 ($GOROOT/src/sync/mutex.go:74) TESTB   AL, AL
    0x0049 00073 ($GOROOT/src/sync/mutex.go:74) JEQ 150
    0x004b 00075 (loop.go:8)    MOVL    $8, ""..autotmp_6+16(SP)
    0x0053 00083 (loop.go:8)    LEAQ    sync.(*Mutex).Unlock·f(SB), AX

重点关注第5行CMPXCHGL DX, (CX)这个CMPXCHGL是x86和Intel架构中的compare and exchange指令，Java的那套AtomicXX底层也是依赖这个指令来保证原子性操作的。

所以我们看到Mutex是互斥排他锁且不可重入,当我们在一个goroutine获取同一个锁会导致死锁。

package main

import "sync"

func main() {
    m := sync.Mutex{}
    m.Lock()
  //这里会导致死锁
    m.Lock()
    defer m.Unlock()
}

slow-path

如果goroutinefast-path失败，这调用m.lockSlow()进入slow-path，函数内部主要是一个for{}死循环，进入循环的goroutine大致分为两类：

• 新来的gorountine
• 被唤醒的goroutine

Mutex默认为正常模式，若新来的goroutine抢占成功，则另一个就需要阻塞等待；阻塞等待一旦超过阈值1ms则会将Mutex切换到饥饿模式，这个模式下新来的goroutine只能阻塞等待在队列尾部，没有抢占的资格。当然等待阻塞->唤醒->参与抢占锁，这个过程显示不是很高效，所以这里有一个自旋的优化

当mutex处于正常模式且能够自旋,会让当前goroutine自旋等待，同时设置mutex.state的mutexWoken位为1，保证自旋等待的goroutine一定比新来goroutine更有优先权。这样unlock操作也会优先保证自旋等待的goroutine获取锁

golang对自旋做了些限制要求 需要：

• 多核CPU
• GOMAXPROCS>1
• 至少有一个运行的P并且local的P队列为空

感兴趣的可以跟下源码比较简单

func (m *Mutex) lockSlow() {
    var waitStartTime int64
    starving := false
    awoke := false
    iter := 0
    old := m.state
    for {
    //饥饿模式下不能自旋,也没有资格抢占，锁是手递手给到等待的goroutine
        if old&(mutexLocked|mutexStarving) == mutexLocked && runtime_canSpin(iter) {//当Mutex处于正常模式且能够自旋
      //设置mutexWoken为1 告诉unlock操作，存在自旋gorountine unlock后不需要唤醒其他goroutine
            if !awoke && old&mutexWoken == 0 && old>>mutexWaiterShift != 0 &&
                atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, old|mutexWoken) {
                awoke = true
            }
            runtime_doSpin()
            iter++
            old = m.state
            continue
        }
  //  自旋完了 还是没拿到锁
        new := old
    //当mutex处于正常模式，将new的mutexLocked设置为1 即准备抢占锁
        if old&mutexStarving == 0 {
            new |= mutexLocked
        }
    //加锁状态或饥饿模式下 新来的goroutine进入等待队列
        if old&(mutexLocked|mutexStarving) != 0 {
            new += 1 << mutexWaiterShift
        }

    //将Mutex切换为饥饿模式，若未加锁则不必切换
    //Unlock操作希望饥饿模式存在等待者
        if starving && old&mutexLocked != 0 {
            new |= mutexStarving
        }
        if awoke {
      // 当前goroutine自旋过 已被被唤醒，则需要将mutexWoken重置
            if new&mutexWoken == 0 {
                throw("sync: inconsistent mutex state")
            }
            new &^= mutexWoken //重置mutexWoken
        }
        if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {
      // 当前goroutine获取锁前mutex处于未加锁 正常模式下
            if old&(mutexLocked|mutexStarving) == 0 {
                break // 使用CAS成功抢占到锁
            }
            // waitStartTime!=0表示当前goroutine是等待状态唤醒的 
      // 为了与第一次调用Lock的goroutine划分不同的优先级
            queueLifo := waitStartTime != 0
            if waitStartTime == 0 {
        //开始记录等待时间
                waitStartTime = runtime_nanotime()
            }
      // 将被唤醒但是没有获得锁的goroutine插入到当前等待队列队首
      // 使用信号量阻塞当前goroutine
            runtime_SemacquireMutex(&m.sema, queueLifo, 1)
      // 当goroutine等待时间超过starvationThresholdNs，mutex进入饥饿模式
            starving = starving || runtime_nanotime()-waitStartTime > starvationThresholdNs
            old = m.state
            if old&mutexStarving != 0 {
        //如果当前goroutine被唤醒且mutex处于饥饿模式 则将锁手递手交给当前goroutine
                if old&(mutexLocked|mutexWoken) != 0 || old>>mutexWaiterShift == 0 {
                    throw("sync: inconsistent mutex state")
                }
        //等待状态的goroutine - 1
                delta := int32(mutexLocked - 1<<mutexWaiterShift)
        //如果等待时间小于1ms 或 当前goroutine是队列中最后一个
                if !starving || old>>mutexWaiterShift == 1 {
                  // 退出饥饿模式
                    delta -= mutexStarving
                }
                atomic.AddInt32(&m.state, delta)
                break
            }
            awoke = true
            iter = 0
        } else {
            old = m.state
        }
    }
}

Unlock

解锁分两种情况

1. 当前只有一个goroutine占有锁 unlock完 直接结束

func (m *Mutex) Unlock() {

    // 去除加锁状态
    new := atomic.AddInt32(&m.state, -mutexLocked)
    if new != 0 {//存在等待的goroutine
        m.unlockSlow(new)
    }
}

2. unlock完闭mutex.state!=0 则存在以下可能
   • 正常模式下
     • 当前存在等待goroutine 然后唤醒它 但不是第一个goroutine
     • 当前存在自旋等待的goroutine 则不唤醒其他等待gorotune
   • 饥饿模式下
     • 直接将锁交给等待队列的第一个goroutine

func (m *Mutex) unlockSlow(new int32) {
  //未加锁的情况下不能多次调用unlock
    if (new+mutexLocked)&mutexLocked == 0 {
        throw("sync: unlock of unlocked mutex")
    }
    if new&mutexStarving == 0 {//正常模式下
        old := new
        for {
      //没有等待的goroutine 或 已经存在一个获得锁 或被唤醒 或处于饥饿模式下不需要唤醒任何处于等待的goroutine
            if old>>mutexWaiterShift == 0 || old&(mutexLocked|mutexWoken|mutexStarving) != 0 {
                return
            }
            // 等待状态goroutine数量-1 并设置唤醒状态为1 然后唤醒一个等待goroutine
            new = (old - 1<<mutexWaiterShift) | mutexWoken
            if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {
        //唤醒一个阻塞的goroutine 但不是第一个等待者
                runtime_Semrelease(&m.sema, false, 1)
                return
            }
            old = m.state
        }
    } else {
    //饥饿模式下手递手将锁交给队列第一个等待的goroutine
    //即使期间有新来的goroutine到来，只要处于饥饿模式 锁就不会被新来的goroutine抢占
        runtime_Semrelease(&m.sema, true, 1)
    }
}

信号量

上面可以看到Mutex对goroutine的阻塞和唤醒操作是利用semaphore来实现的，大致的思路是：Go runtime维护了一个全局的变量semtable,它保持了所有的信号量

// Prime to not correlate with any user patterns.
const semTabSize = 251

var semtable [semTabSize]struct {
    root semaRoot
    pad  [cpu.CacheLinePadSize - unsafe.Sizeof(semaRoot{})]byte
}

每个信号量都由一个变量地址指定，Mutex的栗子里就是mutex.sema的地址

type semaRoot struct {
    lock  mutex
    treap *sudog // root of balanced tree of unique waiters.
    nwait uint32 // Number of waiters. Read w/o the lock.
}

大致画了下其数据结构

semtable

1. 当goroutine未获取到锁，需要阻塞时调用sync.runtime_SemacquireMutex 进入阻塞逻辑

//go:linkname sync_runtime_SemacquireMutex sync.runtime_SemacquireMutex
func sync_runtime_SemacquireMutex(addr *uint32, lifo bool, skipframes int) {
    semacquire1(addr, lifo, semaBlockProfile|semaMutexProfile, skipframes)
}

func semacquire1(addr *uint32, lifo bool, profile semaProfileFlags, skipframes int) {
    gp := getg()
    if gp != gp.m.curg {
        throw("semacquire not on the G stack")
    }

    // 低成本case
  // 若addr大于1 并通过CAS -1 成功，则获取信号量成功 不需要阻塞
    if cansemacquire(addr) {
        return
    }

    // 复杂 case:
    //  增加等待goroutine数量
    //  再次尝试cansemacquire 成功则返回
    //  失败则将自己作为一个waiter入队
    //  sleep
    //  (waiter descriptor is dequeued by signaler)
    s := acquireSudog()
    root := semroot(addr)
    t0 := int64(0)
    s.releasetime = 0
    s.acquiretime = 0
    s.ticket = 0
    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 {
        lock(&root.lock)
        // 给nwait+1 这样semrelease中不会进低成本路径了
        atomic.Xadd(&root.nwait, 1)
        // 检查 cansemacquire 避免错过唤醒
        if cansemacquire(addr) {
            atomic.Xadd(&root.nwait, -1)
            unlock(&root.lock)
            break
        }
    //cansemacquire之后的semrelease都可以知道我们正在等待
    //上面设置了nwait，所以会直接进入sleep 即goparkunlock
        root.queue(addr, s, lifo)
        goparkunlock(&root.lock, waitReasonSemacquire, traceEvGoBlockSync, 4+skipframes)
        if s.ticket != 0 || cansemacquire(addr) {
            break
        }
    }
    if s.releasetime > 0 {
        blockevent(s.releasetime-t0, 3+skipframes)
    }
    releaseSudog(s)
}

如果addr大于1并通过CAS-1成功则获取信号量成功，直接返回

否则通过对信号量地址偏移取模&semtable[(uintptr(unsafe.Pointer(addr))>>3)%semTabSize].root拿到semaRoot（这里个3和251 没有明白为什么时这两个数？？？），semaRoot包含了一个sudog链表和一个nwait整型字段。nwait表示该信号量上阻塞等待的g的数量，同时为了保证线程安全需要一个互斥量来保护链表。

这里需要注意的是 此处的runtime.mutex并不是之前所说的sync.Mutex,是内部的一个简单版本

简单来说，sync_runtime_Semacquire就是wait知道*s>0 然后原子的递减它，来完成同步过程中简单的睡眠原语

2. 当goroutine要释放锁 唤醒等待的g时调用sync.runtime_Semrelease

//go:linkname sync_runtime_Semrelease sync.runtime_Semrelease
func sync_runtime_Semrelease(addr *uint32, handoff bool, skipframes int) {
    semrelease1(addr, handoff, skipframes)
}

func semrelease1(addr *uint32, handoff bool, skipframes int) {
    root := semroot(addr)
    atomic.Xadd(addr, 1)

    // Easy case: no waiters?
    // 这个检查必须发生在xadd之后 避免错过唤醒
    // (see loop in semacquire).
    if atomic.Load(&root.nwait) == 0 {
        return
    }

    // Harder case: 搜索一个waiter 并唤醒它
    lock(&root.lock)
    if atomic.Load(&root.nwait) == 0 {
        // count值已经被另一个goroutine消费了
        // 所以不需要唤醒其他goroutine
        unlock(&root.lock)
        return
    }
    s, t0 := root.dequeue(addr)
    if s != nil {
        atomic.Xadd(&root.nwait, -1)
    }
    unlock(&root.lock)
    if s != nil { // May be slow, 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
        }
        readyWithTime(s, 5+skipframes)
    }
}

关于信号量更深层的研究可以看下semaphore in plan9

总结

通过看源码发现个有意思的问题： 如果goroutine g1加的锁 可以被另一个goroutine g2解锁，但是等到g1解锁的时候就会panic

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