Go Mutex 源码详解

>你必须非常努力，才能看起来毫不费力！ > >微信搜索公众号[ 漫漫Coding路 ]，一起From Zero To Hero ! ## 前言 在上一篇文章中，我们一起学习了如何使用 `Go` 中的互斥锁 `Mutex`，那么本篇文章，我们就一起来探究下 `Mutex` 底层是如何实现的，知其然，更要知其所以然！ > 说明：本文中的示例，均是基于Go1.17 64位机器 > > 提示：公众号设置星标，获取最新更新；文末博客内阅读，获得更佳的阅读体验 ## Mutex 特性 `Mutex` 就是一把互斥锁，可以想象成一个令牌，有且只有这一个令牌，只有持有令牌的 `goroutine` 才能进入房间（临界区），在房间内执行完任务后，走出房间并把令牌交出来，如果还有其余的 `goroutine` 等着获取这个令牌，让他们再去抢这个令牌，抢到的重复上述过程，没抢到的继续等。 上述是从宏观角度来看待互斥锁的，但是在 `Mutex` 内部，有着非常复杂的抢锁逻辑，`Mutex` 的发展也经历了几个版本，我们可以用拿令牌进餐厅吃饭来形象比喻下几个主要版本的变化。 前提：餐厅一次只能进入一个人，餐厅有一个令牌，只有持有这个令牌的人才能进去；从餐厅出来后，需要把这个令牌归还 **版本一** 餐厅在门外设置了一个队伍，如果令牌空闲，拿着令牌去餐厅用餐；如果令牌不是空闲的，新来的人就要去队伍后面排队等待叫号。（不是空闲包含两种情况：持有令牌的人在餐厅里面，队伍是空的；队伍有人排队。） 此版本的问题就是：只要令牌不是空闲的，新来的人必须直接去排队，没有商量的余地。这样看起来很公平，遵循先来后到的原则，但是对于餐厅来说，营业效率就会有所降低，即单位时间内接待顾客的数量（IO）会减少。为什么这样说呢，举个例子，有个顾客从餐厅出来归还令牌后，需要去等待队列去叫号，被叫到号的这个人需要花费时间走到餐厅（获取到CPU），这中间就浪费了不少时间。 **版本二** 为了提高营业效率，允许刚到门口的顾客和被叫到号的顾客一起去抢令牌，而不是直接去排队，这样就给了新人机会。举个例子：当持有令牌的人从餐厅出来归还令牌后，去等待队列叫个号，如果此时有顾客刚到门口，被叫到号的和新到的顾客一起抢令牌，抢到的就可以直接进入餐厅，抢不到的接着去排队，由于刚到的顾客离门口近（正在占据CPU），被叫到号的顾客离得远（需要等CPU），而且刚到的顾客可能不只一个，所以被叫到号的顾客很大概率抢不到令牌，可能还没走到门口（还没获取到CPU）就被新来的顾客抢走了。不管怎么样，这样提高了餐厅的效率，可以在单位时间内接待更多的客户。 **版本三** 餐厅发现有些人用餐很快，如果让抢不到令牌的先别直接去排队，而是在门口转悠会（当然不能一直转悠，有条件限制，到了限制还是要去排队），这种方式类似乐观锁，那么有顾客从餐厅出来后，就不用去叫号了，直接让门口的这些顾客继续抢就行了，这样就进一步提高了餐厅的运行效率，毕竟叫号真的太浪费时间了。 **版本四** 经过了多个版本的优化，餐厅的运营效率是越来越高了，但是有些人可要准备要骂娘了，这些人是谁呢，当然是已经在队伍里等待的那些人。由于给了新人机会，如果持续有新顾客来，那么已经在队伍里的那些人永远也拿不到令牌，可真的要饿死了。 `Mutex` 在这个版本只为三件事：公平、公平、还是tm的公平！坚持让每一个人都不饿肚子的原则，餐厅搞出了一个新的模式：饥饿模式。如果有顾客等的时间超过了阈值（1ms），餐厅变为饥饿模式，在该模式下，所有新来的顾客直接去排队，然后按照先来先到的顺序，依次将令牌给等待队列队首的顾客。 那么什么时候由饥饿模式变为正常模式呢？当拿到令牌的顾客发现自己从等待到拿到令牌的时间小于阈值（1ms）了，或者等待队伍没人等了，此时餐厅就变为正常模式，毕竟上述两个条件都说明当前餐厅竞争不是很激烈了。 同时这个版本修复了以前的一个问题：之前从等待队列唤醒的顾客如果没有抢到令牌，再回到队列后是插到队尾，这样对已经排到第一位的顾客太不友好了。在这个版本中修复了该问题，唤醒的顾客如果没有抢到令牌，直接插入到队首，下次叫号还是他。 **特性总结** 经过了多次迭代，目前的版本有了如下特性： 给新人机会：让刚来的顾客和从队列唤醒的顾客一起去抢令牌，唤醒也是按照先来先到的原则唤醒； 保持乐观态度：没抢到不是直接去排队，而是可以在门口转悠会，说不定里面的人马上就出来了； 正常模式和饥饿模式的切换：为了公平起见，正常模式下给了新人机会，一起去抢令牌；饥饿模式下照顾老人，所有人老老实实排队，按照先来先到的顺序拿令牌。整个餐厅既保持了公平，又提高了运行效率，一切井然有序起来了。 **回归正题** 让我们从餐厅回到 `Go` 中来，`Mutex` 有两种模式：正常模式和饥饿模式: 正常模式下，如果当前锁正在被持有，抢不到锁的就会进入一个先进先出的等待队列。当持有锁的 `goroutine` 释放锁之后，按照从前到后的顺序唤醒等待队列的第一个等待者，但是不会直接给被唤醒者锁，还是需要他去抢，即在唤醒等待队列等待者这个时间，同时也会有正在运行且还未进入等待队列的 `goroutine` 正在抢锁 （数量可能还很多），这些都会和刚唤醒的等待者一起去抢，刚唤醒的可能还没有分到 `CPU`，而正在运行的正在占据了`CPU`，所以正在运行的更有可能获取到锁，被唤醒的等待者可能抢锁失败。如果等待者抢锁失败，他会被放到等待队列的队首，如果超过 `1ms` 都没抢到锁，就会从 `正常模式` 切换到 `饥饿模式`。 饥饿模式下，要释放锁的 `goroutine` 会将锁直接交给等待队列的第一个等待者，不需要去抢了，而且新来的 `goroutine` 也不会尝试去抢锁，直接加入到等待队列的尾部。那么什么时候会从饥饿模式切换到正常模式呢： （1）如果当前被唤醒的等待者获得到锁后，发现自己是队列中的最后一个，队列中没有其他等待者了，此时会切换到正常模式 （2）如果当前被唤醒的等待者获得到锁后，发现自己总共的等待时间不超过 `1ms`，就获得到锁了，此时也会切换到正常模式 正常模式会带来更高的吞吐量：一个 `goroutine` 要释放锁，更大可能会被正在运行的 `goroutine` 抢到，这就避免了协程的上下文切换，运行更多的 `goroutine`，但是有可能造成一个问题，就是锁始终被新来的 `goroutine` 抢走，在等待队列中的等待者始终抢不到锁，这就会导致饥饿问题。饥饿模式就是为了解决这个问题出现的，保证了每个 `goroutine` 都有运行的机会，防止等待时间过长。 ## 数据结构 ```go // 互斥锁 type Mutex struct { state int32 // 状态 sema uint32 // 信号量 } const ( mutexLocked = 1 << iota // 1 mutexWoken // 2 mutexStarving // 4 mutexWaiterShift = iota // 3 starvationThresholdNs = 1e6 // 判断是否要进入饥饿状态的阈值 ) ``` 信号量 sema 就相当于我们说的令牌，state 是 int32 类型，一共 32位，通过每个位记录了当前的状态：  mutexLocked：当前是否已经上锁，`state & mutexLocked = 1` 表示已经上锁； mutexWoken：标记当前是否有唤醒的 goroutine，`state & mutexWoken = 1` 表示有唤醒的goroutine； mutexStarving：当前是否为饥饿状态，`state & mutexWoken = 1` 表示处于饥饿状态； mutexWaiterShift：29位，`state >> mutexWaiterShift` 得到等待者的数量； ## Lock() `Lock()`加锁方法分为两部分，第一部分是 `fast path`，可以理解为快捷通道，如果当前锁没被占用，直接获得锁返回；否则需要进入 `slow path`，判断各种条件去竞争锁，主要逻辑都在此处。 了解过原子操作的同学，对 `CompareAndSwap（CAS）` 应该不陌生，`CompareAndSwapInt32(addr *int32, old, new int32)` 有三个参数，如果地址 `addr` 指向的值与 `old` 相等，则将 `addr` 的值改为 `new`，否则不变，也就是说在我们修改前，如果有人修改了 `addr` 指向的值，本次修改就会失败。 ```go // 上锁 func (m *Mutex) Lock() { // fastpath：期望当前锁没有被占用，可以快速获取到锁， CAS 修改 state 最后一位的值为1（标记锁是否被占用） if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, 0, mutexLocked) { return } // Slow path : 单独抽出来放到一个函数里，方便 fast path 被内联 m.lockSlow() } ``` ```go func (m *Mutex) lockSlow() { var waitStartTime int64 // // 记录等待时间 starving := false // 当前的 goroutine 是否已经饥饿了（如果已经饥饿，就会将 state 的饥饿状态置为 1） awoke := false // 当前的 goroutine 是否被唤醒的 iter := 0 // 自旋次数 old := m.state // 保存当前的 state 状态 for { /* 自旋：如果满足如下条件，就会进入 if 语句，然后 continue，不断自旋: 1. 锁被占用，且不处于饥饿模式（饥饿状态直接去排队，不允许尝试获取锁） 2. 基于当前自旋的次数，再次自旋有意义 runtime_canSpin(iter) 那么退出自旋的条件也就是： 1. 锁被释放了，当前处于没被占用状态（说明等到了，该goroutine就会立即去获取锁） 2. mutex进入了饥饿模式，不自旋了，没意义（饥饿状态会直接把锁交给等待队列队首的goroutine） 3. 不符合自旋状态（自旋次数太多了，自旋失去了意义） 如下代码是位操作： mutexLocked|mutexStarving = 00000...101 mutexLocked = 00000...001 如果要满足 old & 00000...101 = 00000...001，需要 old = ...0*1,即状态为：锁被占用，且不处于饥饿状态 runtime_canSpin(iter) 会根据自旋次数，判断是否可以继续自旋 */ if old&(mutexLocked|mutexStarving) == mutexLocked && runtime_canSpin(iter) { /* 如果 1. 当前goroutine不是被唤醒的 (awoke=false) 2. 锁状态唤醒标志位为0（old&mutexWoken == 0） 3. 等待者数量不为0 （old>>mutexWaiterShift != 0 右移三位得到的就是等待者数量） 那么利用CAS，将 state 的唤醒标记置为1，标记自己是被唤醒的 （将state的唤醒标记置为1，说明外面有唤醒着的goroutine，那么在释放锁的时候，就不去等待队列叫号了，毕竟已经有唤醒的了） 如果有其他 goroutine 已经设置了 state 的唤醒标记位，那么本次就会失败 */ if !awoke && old&mutexWoken == 0 && old>>mutexWaiterShift != 0 && atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, old|mutexWoken) { awoke = true } runtime_doSpin() // 迭代次数加一 iter++ // 获取最新的状态 old = m.state // 想再次自旋，看看锁释放了没 continue } // 到这里，说明退出了自旋，当前锁没被占用 或者 系统处于饥饿模式 或者 自旋次数太多导致不符合自旋条件 // new 代表当前goroutine 基于当前状态要设置的新状态 new := old // 只要不是饥饿状态，就需要获取锁（饥饿状态直接去排队，不能抢锁） if old&mutexStarving == 0 { new |= mutexLocked } // 锁被占用 或者 处于饥饿模式下，新增一个等待者 if old&(mutexLocked|mutexStarving) != 0 { new += 1 << mutexWaiterShift } // 当前 goroutine 已经进入饥饿了，且锁还没有释放，需要把 Mutex 的状态改为饥饿状态 if starving && old&mutexLocked != 0 { new |= mutexStarving } // 如果是被唤醒的，把唤醒标志位置0，表示外面没有被唤醒的goroutine了（抢到就获得锁、抢不到就睡眠，把唤醒标志置0） if awoke { // 由于是被唤醒的，new 里面的 唤醒标记位一定是 1 if new&mutexWoken == 0 { throw("sync: inconsistent mutex state") } // a &^ b 的意思就是 清零a中，ab都为1的位，即清除唤醒标记 new &^= mutexWoken } /* 利用CAS,将状态设置为新的 1. 如果是饥饿状态，只增加一个等待者数量 2. 正常状态，加锁标记置为 1，如果锁已被占用增加一个等待者数量 3. 如果当前 goroutine 已经饥饿了，将 饥饿标记 置为 1 4. 如果是被唤醒的，清除唤醒标记 */ if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) { // 如果改状态之前，锁未被占用 且 处于正常模式，那么就相当于获取到锁了 if old&(mutexLocked|mutexStarving) == 0 { break } // 到这里说明：1. 之前锁被占用 或者 2.之前是处于饥饿状态 // 判断之前是否等待过（是否从队列里唤醒的），之前等待过，再次排队放在队首 queueLifo := waitStartTime != 0 // 如果之前没等过（新来的），设置等待起始时间当前时间 if waitStartTime == 0 { waitStartTime = runtime_nanotime() } // 之前排过队的老人，放到等待队列队首；新人放到队尾，然后等待获取信号量 runtime_SemacquireMutex(&m.sema, queueLifo, 1) // 锁被释放，goroutine 被唤醒 // 设置当前 goroutine 饥饿状态，如果之前已经饥饿，或者距离等待开始时间超过了 1ms，也变饥饿 starving = starving || runtime_nanotime()-waitStartTime > starvationThresholdNs // 获取最新的状态 old = m.state // 如果 state 饥饿标记为1，说明当前在饥饿模式，饥饿模式下被唤醒，已经获取到锁了； // 饥饿状态下，释放锁没有更新等待者数量和饥饿标记，需要获得锁的goroutine去更新状态 if old&mutexStarving != 0 { // 正确性校验： // 1. 锁还是锁住的状态（锁已经释放给当前goroutine了，不应该被锁住） // 2. 或者有被唤醒的goroutine（饥饿模式下不应该有醒着的goroutine，都应该去乖乖等着） // 3. 或者当前goroutine 的等待者数量为0（当前goroutine就是等待者） // 这三种情况不应该出现，与预期状态不符 if old&(mutexLocked|mutexWoken) != 0 || old>>mutexWaiterShift == 0 { throw("sync: inconsistent mutex state") } // 加锁，减去一个等待者 delta := int32(mutexLocked - 1<<mutexWaiterShift) // 如果当前的 goroutine 非饥饿，或者等待者只有一个（也就是只有当前goroutine，等待队列空了），可以取消饥饿状态，进入正常状态 if !starving || old>>mutexWaiterShift == 1 { delta -= mutexStarving } // 修改状态： // 加锁，减去一个等待者： m.state + mutexLocked - 1<<mutexWaiterShift : // 满足非饥饿条件，加锁，减去一个等待者，取消饥饿状态： // m.state + mutexLocked - 1<<mutexWaiterShift - mutexStarving: atomic.AddInt32(&m.state, delta) // 饥饿模式下被唤醒，相当于获得锁了，可以结束 break } // 之前是处于锁被占用且非饥饿状态，被唤醒，去继续抢锁 awoke = true // 新唤醒的，自旋数量置0 iter = 0 } else { // 修改新状态失败，状态有更新，需要重试 old = m.state } } } ``` 加锁的这部分代码，新来的 `goroutine` 或者从队列里面唤醒的 `goroutine` 都会进入如下逻辑，相当于`给新人机会`： 1. 乐观态度的自旋：判断是否可以自旋，如果可以自旋，就自旋等待；如果有可能，把唤醒标记位置为1，标记外面有唤醒的 `goroutine`，释放锁的时候就不会去队列里面唤醒了，毕竟已经有人在等待了； 2. 修改系统状态：跳出自旋后，每个 `goroutine` 根据当前系统状态修改系统状态： 1. 非饥饿状态，想要加锁（如果本来就是加锁状态，将加锁位 设置为 1 相当于不变） 2. 锁被占用 或者 处于饥饿模式下，新增一个等待者 3. 当前 `goroutine` 已经进入饥饿了，且锁还没有释放，需要把 `Mutex` 的状态改为饥饿状态 4. 如果当前 `goroutine` 是被唤醒的，清除系统唤醒标记 3. 利用 `CAS` 修改系统状态，同一时刻只有一个 `goroutine` 能够设置成功，但是设置成功并不代表获取到锁了： 1. 之前是非上锁的正常状态，设置成功说明本次`抢锁成功`，可以返回去操作临界区了； 2. 之前是上锁状态或者饥饿状态，本次只是新增了一个等待者，然后根据是否是新来的，去队列队尾或者队首排队，等待叫号； 4. 从队列中被叫号唤醒，不一定是获取到锁了： 1. 当前是饥饿状态，那么一定是获取到锁了，因为饥饿状态只把锁给队列的第一个 `goroutine` 2. 非饥饿状态，将自己状态置为唤醒，再去抢锁，重复上述过程 问：系统会不会同时存在 `唤醒标志和饥饿标志都为1` 的情况呢？ 答：不会。只有等待时间大于 `1ms` 的才会去设置饥饿标记，也就是只有从队列唤醒的才会去设置，那么从队列中唤醒的 `goroutine` ，自身的 `awoke=true`，每当去设置饥饿标记的时候会把唤醒标记清除。 ## Unlock() `Unlock()`解锁方法也分为两部分，第一部分是 `fast path`，可以理解为快捷通道，直接把锁状态位清除，如果此时系统状态恢复到初始状态，说明没有 goroutine 在抢锁等锁，直接返回，否则进入 `slow path`； `slow path` 会根据是否为饥饿状态，做出不一样的反应： - 正常状态：唤醒一个 `goroutine` 去抢锁，等待者数量减一，并将唤醒状态置为 `1`； - 饥饿状态：直接唤醒等待队列队首的 `goroutine`，锁的所有权直接移交（修改等待者数量、是否取消饥饿标记，由唤醒的 `goroutine` 去处理）。 ```go func (m *Mutex) Unlock() { // Fast path: 把锁标记清除 new := atomic.AddInt32(&m.state, -mutexLocked) if new != 0 { // 清除完锁标记，发现还有其他状态，比如等待队列不为空，需要唤醒其他 goroutine m.unlockSlow(new) } } ``` ```go func (m *Mutex) unlockSlow(new int32) { /* 状态正确性校验： 1. 如果解锁一个上锁状态的锁，最后一位则为1，fast path 中 new 已经减去了1, 此时 new 最后一位应当为0 2. 如果解锁一个未上锁状态的锁，最后一位则为0，fast path 中 new 已经减去了1, 此时 new 最后一位应当为1 如果 (new+mutexLocked)&mutexLocked == 0，说明 new 当前最后一位是1，那么就是解锁了一个没有上锁的锁，状态有误 */ if (new+mutexLocked)&mutexLocked == 0 { throw("sync: unlock of unlocked mutex") } // 正常模式，非饥饿，可能需要唤醒队列中的 goroutine，饥饿状态直接移交锁 if new&mutexStarving == 0 { old := new for { /* 系统运转正常，锁可以正确交接，可以直接返回了： 1. 没有等待者了 (没有等锁的了，去唤醒谁？) 2. 有唤醒状态的 goroutine (自旋状态的 goroutine，将唤醒状态置为1) 3. 有 goroutine 已经获取了锁 (Unlock方法已经将锁标记置为了0，可能自旋的此时已经抢到了锁) */ if old>>mutexWaiterShift == 0 || old&(mutexLocked|mutexWoken|mutexStarving) != 0 { return } // 没有唤醒状态的 goroutine，唤醒一个去抢锁 // 减去一个等待者，并且将 唤醒标记 置为 1 new = (old - 1<<mutexWaiterShift) | mutexWoken if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) { // 第二个参数为false, 唤醒队首的 goroutine 去抢锁(不一定能抢到) runtime_Semrelease(&m.sema, false, 1) return } // 上面 CAS 失败，可能由于新增了一个等待者，for 循环重试 old = m.state } } else { /* 1. 第二个参数为 true，直接将锁的所有权，交给等待队列的第一个等待者 2. 注意，此时没有设置 mutexLocked =1 ，被唤醒的 goroutine 会设置 3. 虽然没有设置 mutexLocked ，但是饥饿模式下, Mutex 始终被认为是锁住的，都会直接排队等待移交锁 */ runtime_Semrelease(&m.sema, true, 1) } } ``` ## 总结 本篇文章首先通过餐厅的示例，形象的介绍了 Mutex 的运行特性，然后对源码进行逐行分析，学习了 Mutex 加锁 Lock() 以及 解锁 Unlock()是如何实现的。如果本篇文章对有所帮助，点个关注 + 转发哦 \^_\^ ## 更多 个人博客: https://lifelmy.github.io/ 微信公众号：漫漫Coding路