您好，登录后才能下订单哦！
密码登录
登录注册
点击 登录注册 即表示同意《亿速云用户服务条款》
本篇内容介绍了“Golang Mutex互斥锁实例代码分析”的有关知识，在实际案例的操作过程中，不少人都会遇到这样的困境，接下来就让小编带领大家学习一下如何处理这些情况吧！希望大家仔细阅读，能够学有所成！
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。
// 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：
state字段
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()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。
// 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()
}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：
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）
锁被占用 或者 处于饥饿模式下，新增一个等待者
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
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：
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；
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：
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
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()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）。
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)
}
}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)
}
}“Golang Mutex互斥锁实例代码分析”的内容就介绍到这里了，感谢大家的阅读。如果想了解更多行业相关的知识可以关注亿速云网站，小编将为大家输出更多高质量的实用文章！
免责声明：本站发布的内容（图片、视频和文字）以原创、转载和分享为主，文章观点不代表本网站立场，如果涉及侵权请联系站长邮箱：is@yisu.com进行举报，并提供相关证据，一经查实，将立刻删除涉嫌侵权内容。