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Go 1.13 版本中有几个比较大的修改，其中之一是sync.Pool修改了部分实现，减小某些极端情况下的性能开销。文中内容来源于笔者读完 sync.Pool 源代码的思考和总结，内容以 Go 1.13 中的实现为准，少量内容涉及到 Go 1.13 之前，如有误区请读者多多指教。
概念
在本文内容开始之前需要理解几个在 Go runtime 中的概念，以便于更好的理解sync.Pool中一些实现。
goroutine 抢占
Go 中调度器是 GMP 模型，简单理解 G 就是 goroutine；M 可以类比内核线程，是执行 G 的地方；P 是调度 G 以及为 G 的执行准备所需资源。一般情况下，P 的数量 CPU 的可用核心数，也可由runtime.GOMAXPROCS指定。本文的重点并非 goroutine 调度器，在此不做详细解释，感兴趣可以翻阅延伸阅读的文章。
Go 有这样的调度规则：某个 G 不能一直占用 M，在某个时刻的时候，runtime（参见sysmon）会判断当前 M 是否可以被抢占，即 M 上正在执行的 G 让出。P 在合理的时刻将 G 调度到合理的 M 上执行，在 runtime 里面，每个 P 维护一个本地存放待执行 G 的队列 localq，同时还存在一个全局的待执行 G 的队列 globalq；调度就是 P 从 localq 或 globalq 中取出 G 到对应的 M 上执行，所谓抢占，runtime 将 G 抢占移出运行状态，拷贝 G 的执行栈放入待执行队列中，可能是某个 P 的 localq，也可能是 globalq，等待下一次调度，因此当被抢占的 G 重回待执行队列时有可能此时的 P 与前一次运行的 P 并非同一个。
所谓禁止抢占，即当前执行 G 不允许被抢占调度，直到禁止抢占标记解除。Go runtime 实现了 G 的禁止抢占与解除禁止抢占。
func runtime_procPin() int禁止抢占，标记当前 G 在 M 上不会被抢占，并返回当前所在 P 的 ID。
func runtime_procUnpin()解除 G 的禁止抢占状态，之后 G 可被抢占。
数据结构
poolDequeue
type poolDequeue struct {
headTail uint64
vals []eface
}
type eface struct {
typ, val unsafe.Pointer
}
poolDequeue被实现为单生产者多消费者的固定大小的无锁 Ring 式队列。生产者可以从 head 插入 head 删除，而消费者仅可从 tail 删除。headTail指向了队列的头和尾，通过位运算将 head 和 tail 位置存入headTail变量中。
func (d *poolDequeue) pushHead(val interface{}) bool {
ptrs := atomic.LoadUint64(&d.headTail)
head, tail := d.unpack(ptrs)
// Ring式队列，头尾相等则队列已满
if (tail+uint32(len(d.vals)))&(1<<dequeueBits-1) == head {
return false
}
slot := &d.vals[head&uint32(len(d.vals)-1)]
// 原子操作拿到slot.typ
typ := atomic.LoadPointer(&slot.typ)
if typ != nil {
return false
}
if val == nil {
val = dequeueNil(nil)
}
// slot占位，将val存入vals中
*(*interface{})(unsafe.Pointer(slot)) = val
// 更改队列指向头
atomic.AddUint64(&d.headTail, 1<<dequeueBits)
return true
}
1.在头入时，先判断队列是否已满，判断条件：head == tail
2.从队列中取到 head 位置的slot，根据slot.typ判断当前 slot 是否已被存放数据，注意这里使用了atomic.LoadPointer取代锁操作。
3.将val赋值给slot，这里实现的比较巧妙，slot是eface类型，将slot转为interface{}类型，这样val能以interface{}赋值给slot让slot.typ和slot.val指向其内存块，这样slot.typ和slot.val均不为空，这也就是第 2 点条件判断的来由。插入成功后 head 加 1，指向队头的前一个空位，由于插入删除都涉及到对headTail的修改，此处使用原子操作取代锁。
func (d *poolDequeue) popHead() (interface{}, bool) {
var slot *eface
for {
ptrs := atomic.LoadUint64(&d.headTail)
head, tail := d.unpack(ptrs)
// 判断队列是否为空
if tail == head {
return nil, false
}
// head位置是队头的前一个位置，所以此处要先退一位
head--
ptrs2 := d.pack(head, tail)
if atomic.CompareAndSwapUint64(&d.headTail, ptrs, ptrs2) {
slot = &d.vals[head&uint32(len(d.vals)-1)]
break
}
}
// 取出val
val := *(*interface{})(unsafe.Pointer(slot))
if val == dequeueNil(nil) {
val = nil
}
// 重置slot，typ和val均为nil
*slot = eface{}
return val, true
}
popHead的代码比较简单，流程上无非就是判断队列是否空，拿出slot转换为interface{}然后重置slot。popHead与pushHead有一点需要注意，在popHead中，是先修改了headTail，然后再取slot，而在pushHead中是先插入数据，然后再修改headTail，至于为什么这里先留一个疑问，后面将会详细解释。
func (d *poolDequeue) popTail() (interface{}, bool) {
var slot *eface
for {
ptrs := atomic.LoadUint64(&d.headTail)
head, tail := d.unpack(ptrs)
// 判断队列是否空
if tail == head {
return nil, false
}
ptrs2 := d.pack(head, tail+1)
if atomic.CompareAndSwapUint64(&d.headTail, ptrs, ptrs2) {
slot = &d.vals[tail&uint32(len(d.vals)-1)]
break
}
}
// 取出val
val := *(*interface{})(unsafe.Pointer(slot))
if val == dequeueNil(nil) {
val = nil
}
// 重置slot.typ
slot.val = nil
atomic.StorePointer(&slot.typ, nil)
return val, true
}
popTail的代码类似popHead，只是删除对象从队首变成队尾，注意结尾部分代码，使用了atomic.StorePointer取代锁操作。
poolChain
poolDequeue被实现为 Ring 式队列，而poolChain则是基于poolDequeue实现为双向链表。
type poolChain struct {
head *poolChainElt
tail *poolChainElt
}
type poolChainElt struct {
poolDequeue
next, prev *poolChainElt
}同理，poolChain也实现了pushHead，popHead和popTail。
func (c *poolChain) pushHead(val interface{}) {
d := c.head
if d == nil {
// poolDequeue初始长度为8
const initSize = 8
d = new(poolChainElt)
d.vals = make([]eface, initSize)
c.head = d
storePoolChainElt(&c.tail, d)
}
if d.pushHead(val) {
return
}
// 前一个poolDequeue长度的2倍
newSize := len(d.vals) * 2
if newSize >= dequeueLimit {
newSize = dequeueLimit
}
// 首尾相连，构成链表
d2 := &poolChainElt{prev: d}
d2.vals = make([]eface, newSize)
c.head = d2
storePoolChainElt(&d.next, d2)
d2.pushHead(val)
}
到这里大概就明白了，poolDequeue是在poolChain的pushHead中创建的，且每次创建的长度都是前一个poolDequeue长度的 2 倍，初始长度为 8。
func (c *poolChain) popHead() (interface{}, bool) {
d := c.head
for d != nil {
if val, ok := d.popHead(); ok {
return val, ok
}
d = loadPoolChainElt(&d.prev)
}
return nil, false
}
popHead以队首向队尾为方向遍历链表，对每个poolDequeue执行popHead尝试取出存放的对象。
func (c *poolChain) popTail() (interface{}, bool) {
d := loadPoolChainElt(&c.tail)
if d == nil {
return nil, false
}
for {
d2 := loadPoolChainElt(&d.next)
if val, ok := d.popTail(); ok {
return val, ok
}
if d2 == nil {
return nil, false
}
if atomic.CompareAndSwapPointer((*unsafe.Pointer)(unsafe.Pointer(&c.tail)), unsafe.Pointer(d), unsafe.Pointer(d2)) {
storePoolChainElt(&d2.prev, nil)
}
d = d2
}
}
popTail以队尾向队队首为方向遍历链表，对每个poolDequeue执行popTail尝试从尾部取出存放的对象。
宏观上来看，poolChain的结构如下图：
Pool 的源代码实现
poolChain为 sync.Pool 的底层数据结构，接下来一览 Pool 的实现。
type Pool struct {
// ...
// 每个P的本地队列，实际类型为[P]poolLocal
local unsafe.Pointer
// [P]poolLocal的大小，<= P
localSize uintptr
victim unsafe.Pointer
victimSize uintptr
// 自定义的对象创建回调，当pool中无可用对象时会调用此函数
New func() interface{}
}
type poolLocalInternal struct {
// 每个P的私有共享，使用时无需加锁
private interface{}
// 对象列表，本地P可以pushHead/popHead，其他P仅能popTail
shared poolChain
}
type poolLocal struct {
poolLocalInternal
// 伪共享，仅占位用，防止在cache line上分配多个poolLocalInternal
pad [128 - unsafe.Sizeof(poolLocalInternal{})%128]byte
}
接下来看看 Pool 的具体实现。
Pool.Get
func (p *Pool) pin() (*poolLocal, int) {
pid := runtime_procPin()
s := atomic.LoadUintptr(&p.localSize)
l := p.local
if uintptr(pid) < s {
return indexLocal(l, pid), pid
}
return p.pinSlow()
}
pin首先标记了当前 G 禁止抢占，在runtime_procUnpin之前，当前 G 和 P 不会被抢占。此处之所以标记禁止抢占是因为下文中有使用到 P ID，如果被抢占了，有可能接下里使用的 P ID 与所绑定的 P 并非同一个。
在获得 P ID 之后，当 P ID 小于p.local数组长度时在p.local数组里找到 P 对应的poolLocal对象，否则进入pinSlow函数创建新的poolLocal。
func (p *Pool) pinSlow() (*poolLocal, int) {
runtime_procUnpin()
allPoolsMu.Lock()
defer allPoolsMu.Unlock()
pid := runtime_procPin()
s := p.localSize
l := p.local
if uintptr(pid) < s {
return indexLocal(l, pid), pid
}
if p.local == nil {
allPools = append(allPools, p)
}
// 当前P的数量
size := runtime.GOMAXPROCS(0)
local := make([]poolLocal, size)
atomic.StorePointer(&p.local, unsafe.Pointer(&local[0]))
atomic.StoreUintptr(&p.localSize, uintptr(size))
return &local[pid], pid
}
pinSlow的实现比较简单，即当前 P ID 在 Pool 中没有对应的poolLocal对象时，则创建一个新的poolLocal对象，旧的poolLocal将会进入 GC。仔细观察pinSlow函数发现先执行了runtime_procUnpin，随后有执行了runtime_procPin，后者的目的在于获取最新的 P ID，这里的意图有点难以理解，在仔细阅读和理解之后，发现目的在于尽量减少[]poolLocal的创建次数，因为pinSlow之前和pinSlow里面可能会因为解除禁止抢占而导致绑定的 P 不一致，万一新绑定的 P 里存在可用的poolLocal呢。
func (p *Pool) Get() interface{} {
// ...
l, pid := p.pin()
x := l.private
l.private = nil
if x == nil {
x, _ = l.shared.popHead()
if x == nil {
x = p.getSlow(pid)
}
}
// 解除禁止抢占
runtime_procUnpin()
// ...
if x == nil && p.New != nil {
x = p.New()
}
return x
}
1.根据当前 P 取得对应的poolLocal和 P ID。
2.若当前poolLocal.private不为空，则表示可复用此对象；若为空，则在poolLocal.shared队列中获取对象。
3.若poolLocal.shared无可用对象，则进入getSlow获取对象。
4.若未能从其他 P 成功窃取对象，则调用自定义的对象创建函数，如果该函数不为nil。
func (p *Pool) getSlow(pid int) interface{} {
size := atomic.LoadUintptr(&p.localSize)
locals := p.local
// 从其他P中窃取对象
for i := 0; i < int(size); i++ {
l := indexLocal(locals, (pid+i+1)%int(size))
if x, _ := l.shared.popTail(); x != nil {
return x
}
}
// 尝试从victim cache中取对象
size = atomic.LoadUintptr(&p.victimSize)
if uintptr(pid) >= size {
return nil
}
locals = p.victim
l := indexLocal(locals, pid)
if x := l.private; x != nil {
l.private = nil
return x
}
for i := 0; i < int(size); i++ {
l := indexLocal(locals, (pid+i)%int(size))
if x, _ := l.shared.popTail(); x != nil {
return x
}
}
// 清空victim cache
atomic.StoreUintptr(&p.victimSize, 0)
return nil
}
进入getSlow的前提是当前 P 本地无可用对象，于是转头去其他 P 的里窃取对象，getSlow就是做这件事情。
5.遍历Pool.local中的其他 P，确认其他 P 的shared里是否有可用对象，如果有，则从链尾取出。
6.如果其他 P 中也没有可用对象，则尝试从 victim cache 中取可用对象，至于 victim cache 本文下半部分将会做详细解释。
纵观整个 Get 过程会发现，从当前 P 的poolLocal中取对象时使用的时popHead，而从其他 P 的poolLocal中窃取对象时使用的时popTail，再回到上文中对poolChain的定义，可以知道，当前 P 对本地 poolLocal 是生产者，对其他 P 的 poolLocal 而言是消费者。
再次回到poolDequeue和poolChain上。我们知道某一时刻 P 只会调度一个 G，那么对于生产者而言，调用pushHead和popHead并不需要加锁，因为当前 P 操作的是本地poolLocal；当消费者是其他 P，在进行popTail操作时，则会对pushHead以及popHead形成竞争关系，对这种问题，poolDequeue的实现直指要害。
首先注意eface这个结构，若插入成功eface下的两个字段会指向要缓存对象的内存地址，在pushHead中使用了原子操作判断typ字段是否为nil，存在这样一种可能性：pushHead所取到的slot正在popTail里准备重置，这种情况下pushHead会直接返回失败。
回到竞争问题上，pushHead的流程可以简化为先取slot，再判断是否可插入最后修改headTail，而popTail的流程可以简化为先修改headTail再取slot然后重置slot，pushHead修改 head 位置，popTail修改 tail 位置，所以对于headTail字段使用原子操作避免即可读写冲突。
疑问是为何popTail中需要先修改headTail呢，因为存在其他 P 都会到当前 P 上窃取对象，当多个 P 都调用本地 P 的popTail时，竞争现象就会更加明显，所以此时应尽早修改headTail，一旦某个 P 窃取到了其他 P 就无法再窃取此对象。
Pool.Put
func (p *Pool) Put(x interface{}) {
if x == nil {
return
}
// ...
l, _ := p.pin()
if l.private == nil {
l.private = x
x = nil
}
if x != nil {
l.shared.pushHead(x)
}
runtime_procUnpin()
// ...
}
Put的实现比较简单，优先将对象存入private，若private已存在则放入 shared 链表中，pin中会标记禁止抢占，因此需要在pin结束以及 Put 逻辑结束后取消禁止抢占。
Victim Cache
Victim Cache 本是计算机架构里面的一个概念，是 CPU 硬件处理缓存的一种技术，sync.Pool引入的意图在于降低 GC 压力同时提高命中率，本文并不需要详解 Victim Cache 的原理，分析sync.Pool即可明白其意图。对于 Pool 而言有一点需要明白，这个 Pool 并非是无限制扩展的，否则会引起内存溢出。几乎所有的池技术中，都会在某个时刻清空或清除部分缓存对象，那么在 Go 中何时清理未使用的对象呢？
在 Pool.Get 函数中，取不到对象时会尝试从p.victim中取，用完后放回当前 P 的本地队列，而p.vcitim是什么被创建的呢？是在poolCleanup函数中，该函数会在 GC 时被调用到，在init函数里注册。
func poolCleanup() {
// 1
for _, p := range oldPools {
p.victim = nil
p.victimSize = 0
}
// 2
for _, p := range allPools {
p.victim = p.local
p.victimSize = p.localSize
p.local = nil
p.localSize = 0
}
oldPools, allPools = allPools, nil
}
poolCleanup会在 STW 阶段被调用，函数实现虽然看起来简单，但其意图较为复杂，那么该如何解释呢？
尝试模拟一下实际情况：
1.初始状态下，oldPools和allPools均为nil
2.第 1 次调用 Get，由于p.local为nil，将会在pinSlow中创建p.local，然后将p放入allPools，此时allPools长度为 1，oldPools为nil
3.对象使用完毕，第 1 次调用 Put 放回对象
4.第 1 次 GC STW 阶段，allPools中所有p.local将值赋值给victim并置为nil，最后allPools为nil，oldPools长度为 1
5.第 2 次调用 Get，由于p.local为nil，此时会从p.victim里面尝试取对象
6.对象使用完毕，第 2 次调用 Put 放回对象，但由于p.local为nil，重新创建p.local，并将对象放回，此时allPools长度为 1，oldPools长度为 1
7.第 2 次 GC STW 阶段，oldPools中所有p.victim置nil，前一次的 cache 在本次 GC 时被回收，allPools所有p.local将值赋值给victim并置为nil，最后allPools为 nil，oldPools长度为 1
再来看看 Go 1.13 以前poolCleanup的实现：
func poolCleanup() {
for i, p := range allPools {
allPools[i] = nil
for i := 0; i < int(p.localSize); i++ {
l := indexLocal(p.local, i)
l.private = nil
for j := range l.shared {
l.shared[j] = nil
}
l.shared = nil
}
p.local = nil
p.localSize = 0
}
allPools = []*Pool{}
}
Go 1.13 以前poolCleanup的实现简单粗暴，每次 GC STW 阶段遍历allPools，清空p.local、poolLocal.shared。通过两者的对比发现，新版的实现相比 Go 1.13 之前，GC 的粒度拉大了，由于实际回收的时间线拉长，单位时间内 GC 的开销减小。
由此基本明白p.victim的作用，它的定位是次级缓存，GC 时将对象放入其中，下一次 GC 来临之前如果有 Get 调用则会从p.victim中取，直到再一次 GC 来临做回收，同时由于从p.victim中取出对象使用完毕之后并未放回p.victim中，在一定程度也减小了下一次 GC 的开销。原来 1 次 GC 的开销被拉长到 2 次且会有一定程度的开销减小，这就是p.victim引入的意图。
关于 Victim Cache 更多的信息可以在延伸阅读中找到。
sync.Pool 的设计理念
无锁
无锁编程是很多编程语言里逃离不了的话题。sync.Pool的无锁是在poolDequeue和poolChain层面实现的。
操作对象隔离
纵观整个 sync.Pool的实现，明确了生产者（本地 P）访问 head，消费者（其他 P）访问 tail，从 P 的角度切入操作方向，实现了目标操作对象层面的 “解耦”，大部分时候两者的操作互不影响。图文示意如下：
原子操作代替锁
poolDequeue对一些关键变量采用了 CAS 操作，比如poolDequeue.headTail，既可完整保证并发又能降低相比锁而言的开销。
行为隔离——链表
这点与 “操作对象隔离” 是相辅相成的，一旦设计目标为尽量减少对同一对象的操作锁，就需要对行为进行隔离，链表能很好的满足这个设计目标：特定的 P 访问特定的位置。从整个过程来看，链表是减少锁的高效数据结构。
Victim Cache 降低 GC 开销
GC 的开销已经足够足够小了，但仍不可避免。对于sync.Pool而言，避免极端情况 GC 的开销也是重点之一，所以 Go 1.13 的sync.Pool引入了 Victim Cache 机制，有效拉长真正回收的时间线，从而减小单次 GC 的开销。
延伸阅读
High Performance Cache Architecture Using Victim Cache
Go: Understand the Design of Sync.Pool
也谈 Goroutine 调度器
Goroutine 调度实例简要分析
有疑问加站长微信联系（非本文作者）
