Golang中sync.Mutex的源码分析

目录Mutex结构常量Locker接口加锁LockLock()lockSlow()解锁UnlockUnlockunlockSlowMutex结构typeMutexstruct{stateint...

目录

Mutex结构

type Mutex struct {
state int32
sema  uint32
}

常量

const (
mutexLocked = 1 << iota // mutex is locked  //值1，转二进制后三位为001，表示锁已被抢
mutexWoken                                  //值2，转二进制后三位为010，告诉即将释放锁的g现在已有g被唤醒
mutexStarving                               //值4，转二进制后三位为100，表示当前处在饥饿状态
mutexWaiterShift = iota                     //值3，表示mutex.state右移3位为等待锁的goroutine数量
starvationThresholdNs = 1e6                 //表示mutext切换到饥饿状态所需等待时间的阈值，1ms。
）

Locker接口

type Locker interface {
Lock()
Unlock()
}

下面重点看这两个方法。

加锁Lock

Lock()

func (m *Mutex) Lock() {
// 第一种情况：快上锁，即此刻无人来抢锁
if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, 0, mutexLocked) {
if race.Enabled {  //竞争检测相关，不用看
race.Acquire(unsafe.Pointer(m))
}
return
}
// 第二种情况：慢上锁，即此刻有竞争对手
m.lockSlow()
}

CompareAndSwapInt32(addr *int32, old, new int32) (swapped bool){}，go的CAS操作，底层通过调用cpu指令集提供的CAS指令实现，位置在src/runtime/internal/atomic/atomic_amd64.s/·Cas(SB)。

lockSlow()

// 注释里的第一人称“我”只当前g
func (m *Mutex) lockSlow() {
var waitStartTime int64// 等待开始的时间
starving := false// 我是否饥饿
awoke := false// 我是否被唤醒
iter := 0// 我的自旋次数
old := m.state// 这个锁此时此刻所有的信息
for {
// 如果：锁已经被抢了 或着 正处在饥饿状态 或者 允许我自旋 那么进行自旋
if old&(mutexLocked|mutexStarving) == mutexLocked && runtime_canSpin(iter) {
// 如果：我没有处在唤醒态 并且 当前无g处在唤醒态 并且
            // 有等待锁的g 并且CAS尝试将我置为唤醒态成功 则进行自旋
            // 之所以将我置为唤醒态是为了明示那些执行完毕正在退出的g不用再去唤醒其它g了，因为只允许存在一个唤醒的g。
if !awoke && old&mutexWoken == 0 && old>>mutexWaiterShift != 0 &&
atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, old|mutexWoken) {
awoke = true
}
runtime_DOSpin()// 我自旋一次
iter++// 我自旋次数加1
old = m.state
continue
}
new := old// new只是个中间态，后面的cas操作将会判断是否将这个中间态落实
// 如果不是处在饥饿模式就立即抢锁
if old&mutexStarving == 0 {
new |= mutexLocked
}
        // 如果锁被抢了 或者 处在饥饿模式，那就去排队
if old&(mutexLocked|mutexStarving) != 0 {
new += 1 << mutexWaiterShift// 等待锁的goroutine数量加1
}
// 如果我现在饥渴难耐 而且 锁也被抢走了，那就立即将锁置为饥饿模式
if starving && old&mutexLocked != 0 {
new |= mutexStarving
}
if awoke {
if new&mutexWoken == 0 {
throw("sync: inconsistent mutex state")
}
            // 释放我的唤醒态
            // 因为后面我要么抢到锁要么被阻塞，都不是处在和唤醒态
new &^= mutexWoken
}
        //此处CAS操作尝试将new这个中间态落实
if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {
if old&(mutexLocked|mutexStarving) == 0 {
break // 抢锁成功！
}
// queueLifo我之前有没有排过队
queueLifo := waitStartTime != 0
if waitStartTime == 0 {
waitStartTime = runtime_nanotime()
}
            //原语：如果我之前排过队，这次就把我放到等待队列队首，否则把我放到队尾，并将我挂起
runtime_SeMACquireMutex(&m.sema, queueLifo, 1) 
            // 刚被唤醒的我先判断自己是不是饥饿了，如果我等待锁的时间小于starvationThresholdNs（1ms），那就不饿
starving = starving || runtime_nanotime()-waitStartTime > starvationThresholdNs
old = m.state
if old&mutexStarving != 0 {
// 我一觉醒来发觉锁正处在饥饿状态，苍天有眼这个锁属于我了，因为饥饿状态绝对没有人跟我抢锁
if old&(mutexLocked|mutexWoken) != 0 || old>>mutexWaiterShift == 0 {
throw("sync: inconsistent mutex state")
}
                // delta是一个中间状态，atomic.AddInt32方法将给锁落实这个状态
delta := int32(mutexLocked - 1<<mutexWaiterShift)
if !starving || old>>mutexWaiterShift == 1 {
                    // 如果现在我不饥饿或者等待锁的就我一个，那么就将锁切换到正常状态。
                    // 饥饿模式效率很低，而且一旦有两个g把mutex切换为饥饿模式，那就会死锁。
delta -= mutexStarving
}
                // 原语：给锁落实delta的状态。
atomic.AddInt32(&m.state, delta)
                // 我拿到锁啦
break
}
            // 把我的状态置为唤醒，我将继续去抢锁
awoke = true
            // 把我的自旋次数置0，我又可以自旋抢锁啦
iter = 0
} else {
            // 继续去抢锁
old = m.state
}
}

    // 竞争检测的代码，不管
if race.Enabled {
race.Acquire(unsafe.Pointer(m))
}
}

runtime_canSpin(iter) 判断当前g可否自旋，已经自旋过iter次

func sync_runtime_canSpin(i int) bool {
// 可自旋的条件：
    // 1.多核cpu
    // 2.GOMAXPROCS > 1 且 至少有一个其他的p在运行 且 该p的本地runq为空
    // 3.iter小于最大自旋次数active_spin = 4
if i >= active_spin || ncpu <= 1 || gomaxprocs <= int32(sched.npidle+sched.nmspinning)+1 {
  return false
}
  if p := getg().m.p.ptr(); !runqempty(p) {
return false
}
return true
}

runtime_doSpin()通过调用procyield(n int32)方法来实现空耗CPU，n乃空耗CPU的次数。

//go:linkname sync_runtime_doSpin sync.runtime_doSpin
//go:nosplit
func sync_runtime_doSpin() {
procyield(active_spin_cnt)
}

procyield(active_spin_cnt) 的底层通过执行PAUSE指令来空耗30个CPU时钟周期。

TEXT runtimeprocyield(SB),NOSPLIT,$0-0
MOVLcycles+0(FP), AX
again:
PAUSE
SUBL$1, AX
JNZagain
RET

runtime_SemacquireMutex(&m.sema, queueLifo, 1) 将当前g放到mutex的等待队列中去

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

semacquire1(addr *uint32, lifo bool, profile semaProfileFlags, skipframes int) 若lifo为true，则把g放到等待队列队首，若lifo为false，则把g放到队尾

atomic.AddInt32(int32_t *val, int32_t delta) 原语：给t加上t_delta

uint32_t
AddUint32 (uint32_t *val, uint32_t delta)
{
  return __atomic_add_fetch (val, delta, __ATOMIC_SEQ_CST);
}

解锁Unlock

Unlock

func (m *Mutex) Unlock() {
if race.Enabled {
_ = m.state
race.Release(unsafe.Pointer(m))
}

// 如果没有g在等待锁则立即释放锁
new := atomic.AddInt32(&m.state, -mutexLocked)
if new != 0 {
// 如果还有g在等待锁，则在锁释放后需要做一点收尾工作。
m.unlockSlow(new)
}
}

unlockSlow

func (m *Mutex) unlockSlow(new int32) {
if (new+mutexLocked)&mutexLocked == 0 {
throw("sync: unlock of unlocked mutex")
}
    // 如果锁处在正常模式下
if new&mutexStarving == 0 {
old := new
for {
// 如果锁正处在正常模式下，同时 没有等待锁的g 或者 已经有g被唤醒了 或者 锁已经被抢了，就什么也不用做直接返回
// 如果锁正处在饥饿模式下，也是什么也不用做直接返回
if old>>mutexWaiterShift == 0 || old&(mutexLocked|mutexWoken|mutexStarving) != 0 {
return
}
// 给锁的唤醒标志位置1，表示已经有g被唤醒了，Mutex.state后三位010
new = (old - 1<<mutexWaiterShift) | mutexWoken
if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {
                // 唤醒锁的等待队列头部的一个g
                // 并把g放到p的funq尾部
runtime_Semrelease(&m.sema, false, 1)
return
}
old = m.state
}
} else {
// 锁处在饥饿模式下，直接唤醒锁的等待队列头部的一个g
//因为在饥饿模式下没人跟刚被唤醒的g抢锁，所以不用设置锁的唤醒标志位
runtime_Semrelease(&m.sema, true, 1)
}
}

runtime_Semrelease(&m.sema, false, 1) 用来释放mutex等待队列上的一个g

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

semrelease1(addr, handoff, skipframes) 参数handoff若为true，则让被唤醒的g立刻继承当前g的时间片继续执行。若handoff为false，则把刚被唤醒的g放到当前p的runq中。

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