多图详解Go的互斥锁Mutex
多图详解Go的互斥锁Mutex
转载请声明出处哦~，本篇文章发布于luozhiyun的博客：https://www.luozhiyun.com 本文使用的go的源码时14.4
Mutex介绍
Mutex 结构体包含两个字段：
- 字段state：表示当前互斥锁的状态。
- 字段 sema：是个信号量变量，用来控制等待 goroutine 的阻塞休眠和唤醒。
type Mutex struct {
state int32
sema uint32
}在Go的1.9版本中，为了解决等待中的 goroutine 可能会一直获取不到锁，增加了饥饿模式，让锁变得更公平，不公平的等待时间限制在 1 毫秒。
state状态字段所表示的含义较为复杂，如下图所示，最低三位分别表示mutexLocked、mutexWoken、mutexStarving，state总共是32位长度，所以剩下的位置，用来表示可以有1<<(32-3)个Goroutine 等待互斥锁的释放：
代码表示如下：
const (
mutexLocked = 1 << iota // mutex is locked
mutexWoken
mutexStarving
)加锁流程
fast path
func (m *Mutex) Lock() {
if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, 0, mutexLocked) {
if race.Enabled {
race.Acquire(unsafe.Pointer(m))
}
return
}
m.lockSlow()
}加锁的时候，一开始会通过CAS看一下能不能直接获取锁，如果可以的话，那么直接获取锁成功。
lockSlow
// 等待时间
var waitStartTime int64
// 饥饿标记
starving := false
// 唤醒标记
awoke := false
// 自旋次数
iter := 0
// 当前的锁的状态
old := m.state
for {
// 锁是非饥饿状态，锁还没被释放，尝试自旋
if old&(mutexLocked|mutexStarving) == mutexLocked && runtime_canSpin(iter) {
if !awoke && old&mutexWoken == 0 && old>>mutexWaiterShift != 0 &&
atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, old|mutexWoken) {
awoke = true
}
// 自旋
runtime_doSpin()
// 自旋次数加1
iter++
// 设置当前锁的状态
old = m.state
continue
}
...
}进入到lockSlow方法之后首先会判断以下能否可以自旋，判断依据就是通过计算：
old&(mutexLocked|mutexStarving) == mutexLocked可以知道当前锁的状态必须是上锁，并且不能处于饥饿状态，这个判断才为true，然后再看看iter是否满足次数的限制，如果都为true，那么则往下继续。
内层if包含了四个判断：
- 首先判断了awoke是不是唤醒状态；
-
old&mutexWoken == 0为真表示没有其他正在唤醒的节点； -
old>>mutexWaiterShift != 0表明当前有正在等待的goroutine； - CAS将state的mutexWoken状态位设置为
old|mutexWoken，即为1是否成功。
如果都满足，那么将awoke状态设置为真，然后将自旋次数加一，并重新设置状态。
继续往下看：
new := old
if old&mutexStarving == 0 {
// 如果当前不是饥饿模式，那么将mutexLocked状态位设置1，表示加锁
new |= mutexLocked
}
if old&(mutexLocked|mutexStarving) != 0 {
// 如果当前被锁定或者处于饥饿模式，则waiter加一，表示等待一个等待计数
new += 1 << mutexWaiterShift
}
// 如果是饥饿状态，并且已经上锁了，那么mutexStarving状态位设置为1，设置为饥饿状态
if starving && old&mutexLocked != 0 {
new |= mutexStarving
}
// awoke为true则表明当前线程在上面自旋的时候，修改mutexWoken状态成功
if awoke {
if new&mutexWoken == 0 {
throw("sync: inconsistent mutex state")
}
// 清除唤醒标志位
new &^= mutexWoken
}走到这里有两种情况：1. 自旋超过了次数；2. 目前锁没有被持有。
所以第一个判断，如果当前加了锁，但是没有处于饥饿状态，也会重复设置new |= mutexLocked，即将mutexLocked状态设置为1；
如果是old已经是饥饿状态或者已经被上锁了，那么需要设置Waiter加一，表示这个goroutine下面不会获取锁，会等待；
如果starving为真，表示当前goroutine是饥饿状态，并且old已经被上锁了，那么设置new |= mutexStarving，即将mutexStarving状态位设置为1；
awoke如果在自旋时设置成功，那么在这里要new &^= mutexWoken消除mutexWoken标志位。因为后续流程很有可能当前线程会被挂起,就需要等待其他释放锁的goroutine来唤醒，如果unlock的时候发现mutexWoken的位置不是0，则就不会去唤醒，则该线程就无法再醒来加锁。
继续往下：
if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {
// 1.如果原来状态没有上锁，也没有饥饿，那么直接返回，表示获取到锁
if old&(mutexLocked|mutexStarving) == 0 {
break // locked the mutex with CAS
}
// 2.到这里是没有获取到锁，判断一下等待时长是否不为0
// 如果不为0，那么加入到队列头部
queueLifo := waitStartTime != 0
// 3.如果等待时间为0，那么初始化等待时间
if waitStartTime == 0 {
waitStartTime = runtime_nanotime()
}
// 4.阻塞等待
runtime_SemacquireMutex(&m.sema, queueLifo, 1)
// 5.唤醒之后检查锁是否应该处于饥饿状态
starving = starving || runtime_nanotime()-waitStartTime > starvationThresholdNs
old = m.state
// 6.判断是否已经处于饥饿状态
if old&mutexStarving != 0 {
if old&(mutexLocked|mutexWoken) != 0 || old>>mutexWaiterShift == 0 {
throw("sync: inconsistent mutex state")
}
// 7.加锁并且将waiter数减1
delta := int32(mutexLocked - 1<<mutexWaiterShift)
if !starving || old>>mutexWaiterShift == 1 {
// 8.如果当前goroutine不是饥饿状态，就从饥饿模式切换会正常模式
delta -= mutexStarving
}
// 9.设置状态
atomic.AddInt32(&m.state, delta)
break
}
awoke = true
iter = 0
} else {
old = m.state
}到这里，首先会CAS设置新的状态，如果设置成功则往下走，否则返回之后循环设置状态。设置成功之后：
- 首先会判断old状态，如果没有饥饿，也没有获取到锁，那么直接返回，因为这种情况在进入到这段代码之前会将new状态设置为mutexLocked，表示已经获取到锁。这里还判断了一下old状态不能为饥饿状态，否则也不能获取到锁；
- 判断waitStartTime是否已经初始化过了，如果是新的goroutine来抢占锁，那么queueLifo会返回false；如果不是新的goroutine来抢占锁，那么加入到等待队列头部，这样等待最久的 goroutine 优先能够获取到锁；
- 如果等待时间为0，那么初始化等待时间；
- 阻塞等待，当前goroutine进行休眠；
- 唤醒之后检查锁是否应该处于饥饿状态，并设置starving变量值；
- 判断是否已经处于饥饿状态，如果不处于饥饿状态，那么这里直接进入到下一个for循环中获取锁；
- 加锁并且将waiter数减1，这里我看了一会，没用懂什么意思，其实需要分两步来理解，相当于state+mutexLocked，然后state再将waiter部分的数减一；
- 如果当前goroutine不是饥饿状态或者waiter只有一个，就从饥饿模式切换会正常模式；
- 设置状态；
下面用图例来解释：
这部分的图解是休眠前的操作，休眠前会根据old的状态来判断能不能直接获取到锁，如果old状态没有上锁，也没有饥饿，那么直接break返回，因为这种情况会在CAS中设置加上锁；
接着往下判断，waitStartTime是否等于0，如果不等于，说明不是第一次来了，而是被唤醒后来到这里，那么就不能直接放到队尾再休眠了，而是要放到队首，防止长时间抢不到锁；
下面这张图是处于唤醒后的示意图，如何被唤醒的可以直接到跳到解锁部分看完再回来。
被唤醒一开始是需要判断一下当前的starving状态以及等待的时间如果超过了1ms，那么会将starving设置为true；
接下来会有一个if判断， 这里有个细节，因为是被唤醒的，所以判断前需要重新获取一下锁，如果当前不是饥饿模式，那么会直接返回，然后重新进入到for循环中；
如果当前是处于饥饿模式，那么会计算一下delta为加锁，并且当前的goroutine是可以直接抢占锁的，所以需要将waiter减一，如果starving不为饥饿，或者等待时间没有超过1ms，或者waiter只有一个了，那么还需要将delta减去mutexStarving，表示退出饥饿模式；
最后通过AddInt32将state加上delta，这里之所以可以直接加上，因为这时候state的mutexLocked值肯定为0，并且mutexStarving位肯定为1，并且在获取锁之前至少还有当前一个goroutine在等待队列中，所以waiter可以直接减1。
解锁流程
fast path
func (m *Mutex) Unlock() {
if race.Enabled {
_ = m.state
race.Release(unsafe.Pointer(m))
}
//返回一个state被减后的值
new := atomic.AddInt32(&m.state, -mutexLocked)
if new != 0 {
//如果返回的state值不为0，那么进入到unlockSlow中
m.unlockSlow(new)
}
}这里主要就是AddInt32重新设置state的mutexLocked位为0，然后判断新的state值是否不为0，不为0则调用unlockSlow方法。
unlockSlow
unlockSlow方法里面也分为正常模式和饥饿模式下的解锁：
func (m *Mutex) unlockSlow(new int32) {
if (new+mutexLocked)&mutexLocked == 0 {
throw("sync: unlock of unlocked mutex")
}
// 正常模式
if new&mutexStarving == 0 {
old := new
for {
// 如果没有 waiter，或者已经有在处理的情况，直接返回
if old>>mutexWaiterShift == 0 || old&(mutexLocked|mutexWoken|mutexStarving) != 0 {
return
}
// waiter 数减 1，mutexWoken 标志设置上，通过 CAS 更新 state 的值
new = (old - 1<<mutexWaiterShift) | mutexWoken
if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {
// 直接唤醒等待队列中的 waiter
runtime_Semrelease(&m.sema, false, 1)
return
}
old = m.state
}
} else { // 饥饿模式
// 直接唤醒等待队列中的 waiter
runtime_Semrelease(&m.sema, true, 1)
}
}在正常模式下，如果没有 waiter，或者mutexLocked、mutexStarving、mutexWoken有一个不为零说明已经有其他goroutine在处理了，直接返回；如果互斥锁存在等待者，那么通过runtime_Semrelease直接唤醒等待队列中的 waiter；
在饥饿模式，直接调用runtime_Semrelease方法将当前锁交给下一个正在尝试获取锁的等待者，等待者被唤醒后会得到锁。
总结
Mutex的设计非常的简洁的，从代码可以看出为了设计出这么简洁的代码state一个字段可以当4个字段使用。并且为了解决goroutine饥饿问题，在1.9 中 Mutex 增加了饥饿模式让锁变得更公平，不公平的等待时间限制在 1 毫秒，但同时，代码也变得越来越难懂了，所以要理解它上面的思想需要慢慢的废些时间细细的体会一下了。