互斥锁
源码位置:
https://github.com/golang/go/blob/master/src/sync/mutex.go
Mutex数据结构
type Mutex struct {
state int32
sema uint32
}
Mutex.state 表示互斥锁的状态,比如是否被锁定等。
Mutex.sema 表示信号量,协程阻塞等待该信号量,解锁的协程释放信号量从而唤醒等待信号量的协程。
Mutex的内存布局:
Locked: 表示该Mutex是否已被锁定,0:没有锁定 1:已被锁定。
Woken: 表示是否有协程已被唤醒,0:没有协程唤醒 1:已有协程唤醒,正在加锁过程中。
Starving:表示该Mutex是否处理饥饿状态, 0:没有饥饿 1:饥饿状态,说明有协程阻塞了超过1ms。
Waiter: 表示阻塞等待锁的协程个数,协程解锁时根据此值来判断是否需要释放信号量。
协程之间抢锁实际上是抢给Locked赋值的权利,能给Locked域置1,就说明抢锁成功。抢不到的话就阻塞等待Mutex.sema信号量,一旦持有锁的协程解锁,等待的协程会依次被唤醒。
加解锁过程
简单加锁
假定当前只有一个协程在加锁,没有其他协程干扰,那么过程如下图所示:
加锁过程会去判断Locked标志位是否为0,如果是0则把Locked位置1,代表加锁成功。从上图可见,加锁成功后,只是Locked位置1,其他状态位没发生变化。
加锁被阻塞
假定加锁时,锁已被其他协程占用了,此时加锁过程如下图所示
从上图可看到,当协程B对一个已被占用的锁再次加锁时,Waiter计数器增加了1,此时协程B将被阻塞,直到Locked值变为0后才会被唤醒。
简单解锁
假定解锁时,没有其他协程阻塞,此时解锁过程如下图所示:
由于没有其他协程阻塞等待加锁,所以此时解锁时只需要把Locked位置为0即可,不需要释放信号量。
解锁并唤醒协程
假定解锁时,有1个或多个协程阻塞,此时解锁过程如下图所示:
协程A解锁过程分为两个步骤,一是把Locked位置0,二是查看到Waiter>0,所以释放一个信号量,唤醒一个阻塞的协程,被唤醒的协程B把Locked位置1,于是协程B获得锁。
Mutex模式
前面分析加锁和解锁过程中只关注了Waiter和Locked位的变化,现在我们看一下Starving位的作用。
每个Mutex都有两个模式,称为Normal和Starving。下面分别说明这两个模式。
normal模式
默认情况下,Mutex的模式为normal。
该模式下,协程如果加锁不成功不会立即转入阻塞排队,而是判断是否满足自旋的条件,如果满足则会启动自旋过程,尝试抢锁。
starvation模式
自旋过程中能抢到锁,一定意味着同一时刻有协程释放了锁,我们知道释放锁时如果发现有阻塞等待的协程,还会释放一个信号量来唤醒一个等待协程,被唤醒的协程得到CPU后开始运行,此时发现锁已被抢占了,自己只好再次阻塞,不过阻塞前会判断自上次阻塞到本次阻塞经过了多长时间,如果超过1ms的话,会将Mutex标记为"饥饿"模式,然后再阻塞。
处于饥饿模式下,不会启动自旋过程,也即一旦有协程释放了锁,那么一定会唤醒协程,被唤醒的协程将会成功获取锁,同时也会把等待计数减1。
Woken状态
Woken状态用于加锁和解锁过程的通信,举个例子,同一时刻,两个协程一个在加锁,一个在解锁,在加锁的协程可能在自旋过程中,此时把Woken标记为1,用于通知解锁协程不必释放信号量了,好比在说:你只管解锁好了,不必释放信号量,我马上就拿到锁了。
读写互斥锁
数据结构
type RWMutex struct {
w Mutex //用于控制多个写锁,获得写锁首先要获取该锁,如果有一个写锁在进行,那么再到来的写锁将会阻塞于此
writerSem uint32 //写阻塞等待的信号量,最后一个读者释放锁时会释放信号量
readerSem uint32 //读阻塞的协程等待的信号量,持有写锁的协程释放锁后会释放信号量
readerCount int32 //记录读者个数
readerWait int32 //记录写阻塞时读者个数
}
所谓读写锁RWMutex,完整的表述应该是读写互斥锁,可以说是Mutex的一个改进版,在某些场景下可以发挥更加灵活的控制能力,比如:读取数据频率远远大于写数据频率的场景。
例如,程序中写操作少而读操作多,简单的说,如果执行过程是1次写然后N次读的话,使用Mutex,这个过程将是串行的,因为即便N次读操作互相之间并不影响,但也都需要持有Mutex后才可以操作。如果使用读写锁,多个读操作可以同时持有锁,并发能力将大大提升。
实现读写锁需要解决如下几个问题:
- 写锁需要阻塞写锁:一个协程拥有写锁时,其他协程写锁定需要阻塞
- 写锁需要阻塞读锁:一个协程拥有写锁时,其他协程读锁定需要阻塞
- 读锁需要阻塞写锁:一个协程拥有读锁时,其他协程写锁定需要阻塞
- 读锁不能阻塞读锁:一个协程拥有读锁时,其他协程也可以拥有读锁
写操作是如何阻止写操作的
读写锁包含一个互斥锁(Mutex),写锁定必须要先获取该互斥锁,如果互斥锁已被协程A获取(或者协程A在阻塞等待读结束),意味着协程A获取了互斥锁,那么协程B只能阻塞等待该互斥锁。
所以,写操作依赖互斥锁阻止其他的写操作。
写操作是如何阻止读操作的
这个是读写锁实现中最精华的技巧。
我们知道RWMutex.readerCount是个整型值,用于表示读者数量,不考虑写操作的情况下,每次读锁定将该值+1,每次解除读锁定将该值-1,所以readerCount取值为[0, N],N为读者个数,实际上最大可支持2^30个并发读者。
当写锁定进行时,会先将readerCount减去230,从而readerCount变成了负值,此时再有读锁定到来时检测到readerCount为负值,便知道有写操作在进行,只好阻塞等待。而真实的读操作个数并不会丢失,只需要将readerCount加上230即可获得。
所以,写操作将readerCount变成负值来阻止读操作的。
读操作是如何阻止写操作的
读锁定会先将RWMutext.readerCount加1,此时写操作到来时发现读者数量不为0,会阻塞等待所有读操作结束。
所以,读操作通过readerCount来将来阻止写操作的。
为什么写锁定不会被饿死
我们知道,写操作要等待读操作结束后才可以获得锁,写操作等待期间可能还有新的读操作持续到来,如果写操作等待所有读操作结束,很可能被饿死。然而,通过RWMutex.readerWait可完美解决这个问题。
写操作到来时,会把RWMutex.readerCount值拷贝到RWMutex.readerWait中,用于标记排在写操作前面的读者个数。
前面的读操作结束后,除了会递减RWMutex.readerCount,还会递减RWMutex.readerWait值,当RWMutex.readerWait值变为0时唤醒写操作。
所以,写操作就相当于把一段连续的读操作划分成两部分,前面的读操作结束后唤醒写操作,写操作结束后唤醒后面的读操作。如下图所示: