源码剖析golang中sync.Mutex

 阅读约 25 分钟

go语言以并发作为其特性之一,并发必然会带来对于资源的竞争,这时候我们就需要使用go提供的sync.Mutex这把互斥锁来保证临界资源的访问互斥。

既然经常会用这把锁,那么了解一下其内部实现,就能了解这把锁适用什么场景,特性如何了。

引子

在我第一次看这段代码的时候,感觉真的是惊为天人,特别是整个Mutex只用到了两个私有字段,以及一次CAS就加锁的过程,这其中设计以及编程的理念真的让我感觉自愧不如。

在看sync.Mutex的代码的时候,一定要记住,同时会有多个goroutine会来要这把锁,所以锁的状态state是可能会一直更改的。

锁的性质

先说结论:sync.Mutex是把公平锁。

在源代码中,有一段注释:

// Mutex fairness.
//
// Mutex can be in 2 modes of operations: normal and starvation.
// In normal mode waiters are queued in FIFO order, but a woken up waiter
// does not own the mutex and competes with new arriving goroutines over
// the ownership. New arriving goroutines have an advantage -- they are
// already running on CPU and there can be lots of them, so a woken up
// waiter has good chances of losing. In such case it is queued at front
// of the wait queue. If a waiter fails to acquire the mutex for more than 1ms,
// it switches mutex to the starvation mode.
//
// In starvation mode ownership of the mutex is directly handed off from
// the unlocking goroutine to the waiter at the front of the queue.
// New arriving goroutines don't try to acquire the mutex even if it appears
// to be unlocked, and don't try to spin. Instead they queue themselves at
// the tail of the wait queue.
//
// If a waiter receives ownership of the mutex and sees that either
// (1) it is the last waiter in the queue, or (2) it waited for less than 1 ms,
// it switches mutex back to normal operation mode.
//
// Normal mode has considerably better performance as a goroutine can acquire
// a mutex several times in a row even if there are blocked waiters.
// Starvation mode is important to prevent pathological cases of tail latency.

看懂这段注释对于我们理解mutex这把锁有很大的帮助,这里面讲了这把锁的设计理念。大致意思如下:

// 公平锁
//
// 锁有两种模式:正常模式和饥饿模式。
// 在正常模式下,所有的等待锁的goroutine都会存在一个先进先出的队列中(轮流被唤醒)
// 但是一个被唤醒的goroutine并不是直接获得锁,而是仍然需要和那些新请求锁的(new arrivial)
// 的goroutine竞争,而这其实是不公平的,因为新请求锁的goroutine有一个优势——它们正在CPU上
// 运行,并且数量可能会很多。所以一个被唤醒的goroutine拿到锁的概率是很小的。在这种情况下,
// 这个被唤醒的goroutine会加入到队列的头部。如果一个等待的goroutine有超过1ms(写死在代码中)
// 都没获取到锁,那么就会把锁转变为饥饿模式。
//
// 在饥饿模式中,锁的所有权会直接从释放锁(unlock)的goroutine转交给队列头的goroutine,
// 新请求锁的goroutine就算锁是空闲状态也不会去获取锁,并且也不会尝试自旋。它们只是排到队列的尾部。
//
// 如果一个goroutine获取到了锁之后,它会判断以下两种情况:
// 1. 它是队列中最后一个goroutine;
// 2. 它拿到锁所花的时间小于1ms;
// 以上只要有一个成立,它就会把锁转变回正常模式。

// 正常模式会有比较好的性能,因为即使有很多阻塞的等待锁的goroutine,
// 一个goroutine也可以尝试请求多次锁。
// 饥饿模式对于防止尾部延迟来说非常的重要。

在下一步真正看源代码之前,我们必须要理解一点:当一个goroutine获取到锁的时候,有可能没有竞争者,也有可能会有很多竞争者,那么我们就需要站在不同的goroutine的角度上去考虑goroutine看到的锁的状态和实际状态、期望状态之间的转化。

字段定义

sync.Mutex只包含两个字段:

// A Mutex is a mutual exclusion lock.
// The zero value for a Mutex is an unlocked mutex.
//
// A Mutex must not be copied after first use.
type Mutex struct {
    state int32
    sema    uint32
}

const (
    mutexLocked = 1 << iota // mutex is locked
    mutexWoken
    mutexStarving
    mutexWaiterShift = iota

    starvationThresholdNs = 1e6
)

其中state是一个表示锁的状态的字段,这个字段会同时被多个goroutine所共用(使用atomic.CAS来保证原子性),第0个bit(1)表示锁已被获取,也就是已加锁,被某个goroutine拥有;第1个bit(2)表示有goroutine被唤醒,尝试获取锁;第2个bit(4)标记这把锁是否为饥饿状态。

sema字段就是用来唤醒goroutine所用的信号量。

Lock

在看代码之前,我们需要有一个概念:每个goroutine也有自己的状态,存在局部变量里面(也就是函数栈里面),goroutine有可能是新到的、被唤醒的、正常的、饥饿的。

atomic.CAS

先瞻仰一下惊为天人的一行代码加锁的CAS操作:

// Lock locks m.
// If the lock is already in use, the calling goroutine
// blocks until the mutex is available.
func (m *Mutex) Lock() {
    // Fast path: grab unlocked mutex.
    if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, 0, mutexLocked) {
        if race.Enabled {
            race.Acquire(unsafe.Pointer(m))
        }
        return
    }
    ...
}

这是第一段代码,这段代码调用了atomic包中的CompareAndSwapInt32这个方法来尝试快速获取锁,这个方法的签名如下:

// CompareAndSwapInt32 executes the compare-and-swap operation for an int32 value.
func CompareAndSwapInt32(addr *int32, old, new int32) (swapped bool)

意思是,如果addr指向的地址中存的值和old一样,那么就把addr中的值改为new并返回true;否则什么都不做,返回false。由于是atomic中的函数,所以是保证了原子性的。

我们来具体看看CAS的实现(src/runtime/internal/atomic/asm_amd64.s):

// bool Cas(int32 *val, int32 old, int32 new)
// Atomically:
//    if(*val == old){
//        *val = new;
//        return 1;
//    } else
//        return 0;
// 这里参数及返回值大小加起来是17,是因为一个指针在amd64下是8字节,
// 然后int32分别是占用4字节,最后的返回值是bool占用1字节,所以加起来是17
TEXT runtime∕internal∕atomic·Cas(SB),NOSPLIT,$0-17 
    // 为什么不把*val指针放到AX中呢?因为AX有特殊用处,
    // 在下面的CMPXCHGL里面,会从AX中读取要比较的其中一个数
    MOVQ    ptr+0(FP), BX
    // 所以AX要用来存参数old
    MOVL    old+8(FP), AX
    // 把new中的数存到寄存器CX中
    MOVL    new+12(FP), CX
    // 注意这里了,这里使用了LOCK前缀,所以保证操作是原子的
    LOCK
    // 0(BX) 可以理解为 *val
    // 把 AX中的数 和 第二个操作数 0(BX)——也就是BX寄存器所指向的地址中存的值 进行比较
    // 如果相等,就把 第一个操作数 CX寄存器中存的值 赋给 第二个操作数 BX寄存器所指向的地址
    // 并将标志寄存器ZF设为1
    // 否则将标志寄存器ZF清零
    CMPXCHGL    CX, 0(BX)
    // SETE的作用是:
    // 如果Zero Flag标志寄存器为1,那么就把操作数设为1
    // 否则把操作数设为0
    // 也就是说,如果上面的比较相等了,就返回true,否则为false
    // ret+16(FP)代表了返回值的地址
    SETEQ    ret+16(FP)
    RET

如果看不懂也没太大关系,只要知道这个函数的作用,以及这个函数是原子性的即可。

那么这段代码的意思就是:先看看这把锁是不是空闲状态,如果是的话,直接原子性地修改一下state为已被获取就行了。多么简洁(虽然后面的代码并不是……)!

主流程

接下来具体看主流程的代码,代码中有一些位运算看起来比较晕,我会试着用伪代码在边上注释。

// Lock locks m.
// If the lock is already in use, the calling goroutine
// blocks until the mutex is available.
func (m *Mutex) Lock() {
    // Fast path: grab unlocked mutex.
    if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, 0, mutexLocked) {
        if race.Enabled {
            race.Acquire(unsafe.Pointer(m))
        }
        return
    }

    // 用来存当前goroutine等待的时间
    var waitStartTime int64
    // 用来存当前goroutine是否饥饿
    starving := false
    // 用来存当前goroutine是否已唤醒
    awoke := false
    // 用来存当前goroutine的循环次数(想一想一个goroutine如果循环了2147483648次咋办……)
    iter := 0
    // 复制一下当前锁的状态
    old := m.state
    // 自旋
    for {
        // 如果是饥饿情况之下,就不要自旋了,因为锁会直接交给队列头部的goroutine
        // 如果锁是被获取状态,并且满足自旋条件(canSpin见后文分析),那么就自旋等锁
        // 伪代码:if isLocked() and isNotStarving() and canSpin()
        if old&(mutexLocked|mutexStarving) == mutexLocked && runtime_canSpin(iter) {
            // 将自己的状态以及锁的状态设置为唤醒,这样当Unlock的时候就不会去唤醒其它被阻塞的goroutine了
            if !awoke && old&mutexWoken == 0 && old>>mutexWaiterShift != 0 &&
                atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, old|mutexWoken) {
                awoke = true
            }
            // 进行自旋(分析见后文)
            runtime_doSpin()
            iter++
            // 更新锁的状态(有可能在自旋的这段时间之内锁的状态已经被其它goroutine改变)
            old = m.state
            continue
        }
        
        // 当走到这一步的时候,可能会有以下的情况:
        // 1. 锁被获取+饥饿
        // 2. 锁被获取+正常
        // 3. 锁空闲+饥饿
        // 4. 锁空闲+正常
        
        // goroutine的状态可能是唤醒以及非唤醒
        
        // 复制一份当前的状态,目的是根据当前状态设置出期望的状态,存在new里面,
        // 并且通过CAS来比较以及更新锁的状态
        // old用来存锁的当前状态
        new := old

        // 如果说锁不是饥饿状态,就把期望状态设置为被获取(获取锁)
        // 也就是说,如果是饥饿状态,就不要把期望状态设置为被获取
        // 新到的goroutine乖乖排队去
        // 伪代码:if isNotStarving()
        if old&mutexStarving == 0 {
            // 伪代码:newState = locked
            new |= mutexLocked
        }
        // 如果锁是被获取状态,或者饥饿状态
        // 就把期望状态中的等待队列的等待者数量+1(实际上是new + 8)
        // (会不会可能有三亿个goroutine等待拿锁……)
        if old&(mutexLocked|mutexStarving) != 0 {
            new += 1 << mutexWaiterShift
        }
        // 如果说当前的goroutine是饥饿状态,并且锁被其它goroutine获取
        // 那么将期望的锁的状态设置为饥饿状态
        // 如果锁是释放状态,那么就不用切换了
        // Unlock期望一个饥饿的锁会有一些等待拿锁的goroutine,而不只是一个
        // 这种情况下不会成立
        if starving && old&mutexLocked != 0 {
            // 期望状态设置为饥饿状态
            new |= mutexStarving
        }
        // 如果说当前goroutine是被唤醒状态,我们需要reset这个状态
        // 因为goroutine要么是拿到锁了,要么是进入sleep了
        if awoke {
            // 如果说期望状态不是woken状态,那么肯定出问题了
            // 这里看不懂没关系,wake的逻辑在下面
            if new&mutexWoken == 0 {
                throw("sync: inconsistent mutex state")
            }
            // 这句就是把new设置为非唤醒状态
            // &^的意思是and not
            new &^= mutexWoken
        }
        // 通过CAS来尝试设置锁的状态
        // 这里可能是设置锁,也有可能是只设置为饥饿状态和等待数量
        if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {
            // 如果说old状态不是饥饿状态也不是被获取状态
            // 那么代表当前goroutine已经通过CAS成功获取了锁
            // (能进入这个代码块表示状态已改变,也就是说状态是从空闲到被获取)
            if old&(mutexLocked|mutexStarving) == 0 {
                break // locked the mutex with CAS
            }
            // 如果之前已经等待过了,那么就要放到队列头
            queueLifo := waitStartTime != 0
            // 如果说之前没有等待过,就初始化设置现在的等待时间
            if waitStartTime == 0 {
                waitStartTime = runtime_nanotime()
            }
            // 既然获取锁失败了,就使用sleep原语来阻塞当前goroutine
            // 通过信号量来排队获取锁
            // 如果是新来的goroutine,就放到队列尾部
            // 如果是被唤醒的等待锁的goroutine,就放到队列头部
            runtime_SemacquireMutex(&m.sema, queueLifo)
            
            // 这里sleep完了,被唤醒
            
            // 如果当前goroutine已经是饥饿状态了
            // 或者当前goroutine已经等待了1ms(在上面定义常量)以上
            // 就把当前goroutine的状态设置为饥饿
            starving = starving || runtime_nanotime()-waitStartTime > starvationThresholdNs
            // 再次获取一下锁现在的状态
            old = m.state
            // 如果说锁现在是饥饿状态,就代表现在锁是被释放的状态,当前goroutine是被信号量所唤醒的
            // 也就是说,锁被直接交给了当前goroutine
            if old&mutexStarving != 0 {
                // 如果说当前锁的状态是被唤醒状态或者被获取状态,或者说等待的队列为空
                // 那么是不可能的,肯定是出问题了,因为当前状态肯定应该有等待的队列,锁也一定是被释放状态且未唤醒
                if old&(mutexLocked|mutexWoken) != 0 || old>>mutexWaiterShift == 0 {
                    throw("sync: inconsistent mutex state")
                }
                // 当前的goroutine获得了锁,那么就把等待队列-1
                delta := int32(mutexLocked - 1<<mutexWaiterShift)
                // 如果当前goroutine非饥饿状态,或者说当前goroutine是队列中最后一个goroutine
                // 那么就退出饥饿模式,把状态设置为正常
                if !starving || old>>mutexWaiterShift == 1 {
                    // Exit starvation mode.
                    // Critical to do it here and consider wait time.
                    // Starvation mode is so inefficient, that two goroutines
                    // can go lock-step infinitely once they switch mutex
                    // to starvation mode.
                    delta -= mutexStarving
                }
                // 原子性地加上改动的状态
                atomic.AddInt32(&m.state, delta)
                break
            }
            // 如果锁不是饥饿模式,就把当前的goroutine设为被唤醒
            // 并且重置iter(重置spin)
            awoke = true
            iter = 0
        } else {
            // 如果CAS不成功,也就是说没能成功获得锁,锁被别的goroutine获得了或者锁一直没被释放
            // 那么就更新状态,重新开始循环尝试拿锁
            old = m.state
        }
    }

    if race.Enabled {
        race.Acquire(unsafe.Pointer(m))
    }
}

以上为什么CAS能拿到锁呢?因为CAS会原子性地判断old state和当前锁的状态是否一致;而总有一个goroutine会满足以上条件成功拿锁。

canSpin

接下来我们来看看上文提到的canSpin条件如何:

// Active spinning for sync.Mutex.
//go:linkname sync_runtime_canSpin sync.runtime_canSpin
//go:nosplit
func sync_runtime_canSpin(i int) bool {
    // 这里的active_spin是个常量,值为4
    // 简单来说,sync.Mutex是有可能被多个goroutine竞争的,所以不应该大量自旋(消耗CPU)
    // 自旋的条件如下:
    // 1. 自旋次数小于active_spin(这里是4)次;
    // 2. 在多核机器上;
    // 3. GOMAXPROCS > 1并且至少有一个其它的处于运行状态的P;
    // 4. 当前P没有其它等待运行的G;
    // 满足以上四个条件才可以进行自旋。
    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
}

所以可以看出来,并不是一直无限自旋下去的,当自旋次数到达4次或者其它条件不符合的时候,就改为信号量拿锁了。

doSpin

然后我们来看看doSpin的实现(其实也没啥好看的):

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

这是一个汇编实现的函数,简单看两眼amd64上的实现:

TEXT runtime·procyield(SB),NOSPLIT,$0-0
    MOVL    cycles+0(FP), AX
again:
    PAUSE
    SUBL    $1, AX
    JNZ    again
    RET

看起来没啥好看的,直接跳过吧。

Unlock

接下来我们来看看Unlock的实现,对于Unlock来说,有两个比较关键的特性:

  1. 如果说锁不是处于locked状态,那么对锁执行Unlock会导致panic;
  2. 锁和goroutine没有对应关系,所以我们完全可以在goroutine 1中获取到锁,然后在goroutine 2中调用Unlock来释放锁(这是什么骚操作!)(虽然不推荐大家这么干……)
func (m *Mutex) Unlock() {
    if race.Enabled {
        _ = m.state
        race.Release(unsafe.Pointer(m))
    }

    // Fast path: drop lock bit.
    // 这里获取到锁的状态,然后将状态减去被获取的状态(也就是解锁),称为new(期望)状态
    // 注意以上两个操作是原子的,所以不用担心多个goroutine并发的问题
    new := atomic.AddInt32(&m.state, -mutexLocked)
    // 如果说,期望状态加上被获取的状态,不是被获取的话
    // 那么就panic
    // 在这里给大家提一个问题:干嘛要这么大费周章先减去再加上,直接比较一下原来锁的状态是否被获取不就完事了?
    if (new+mutexLocked)&mutexLocked == 0 {
        throw("sync: unlock of unlocked mutex")
    }
    // 如果说new状态(也就是锁的状态)不是饥饿状态
    if new&mutexStarving == 0 {
        // 复制一下原先状态
        old := new
        for {
            // 如果说锁没有等待拿锁的goroutine
            // 或者锁被获取了(在循环的过程中被其它goroutine获取了)
            // 或者锁是被唤醒状态(表示有goroutine被唤醒,不需要再去尝试唤醒其它goroutine)
            // 或者锁是饥饿模式(会直接转交给队列头的goroutine)
            // 那么就直接返回,啥都不用做了
            if old>>mutexWaiterShift == 0 || old&(mutexLocked|mutexWoken|mutexStarving) != 0 {
                return
            }
            // 走到这一步的时候,说明锁目前还是空闲状态,并且没有goroutine被唤醒且队列中有goroutine等待拿锁
            // 那么我们就要把锁的状态设置为被唤醒,等待队列-1
            new = (old - 1<<mutexWaiterShift) | mutexWoken
            // 又是熟悉的CAS
            if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {
                // 如果状态设置成功了,我们就通过信号量去唤醒goroutine
                runtime_Semrelease(&m.sema, false)
                return
            }
            // 循环结束的时候,更新一下状态,因为有可能在执行的过程中,状态被修改了(比如被Lock改为了饥饿状态)
            old = m.state
        }
    } else {
        // 如果是饥饿状态下,那么我们就直接把锁的所有权通过信号量移交给队列头的goroutine就好了
        // handoff = true表示直接把锁交给队列头部的goroutine
        // 注意:在这个时候,锁被获取的状态没有被设置,会由被唤醒的goroutine在唤醒后设置
        // 但是当锁处于饥饿状态的时候,我们也认为锁是被获取的(因为我们手动指定了获取的goroutine)
        // 所以说新来的goroutine不会尝试去获取锁(在Lock中有体现)
        runtime_Semrelease(&m.sema, true)
    }
}

总结

根据以上代码的分析,可以看出,sync.Mutex这把锁在你的工作负载(所需时间)比较低,比如只是对某个关键变量赋值的时候,性能还是比较好的,但是如果说对于临界资源的操作耗时很长(特别是单个操作就大于1ms)的话,实际上性能上会有一定的问题,这也就是我们经常看到“的锁一直处于饥饿状态”的问题,对于这种情况,可能就需要另寻他法了。

好了,至此整个sync.Mutex的分析就此结束了,虽然只有短短200行代码(包括150行注释,实际代码估计就50行),但是其中的算法、设计的思想、编程的理念却是值得感悟,所谓大道至简、少即是多可能就是如此吧。

阅读 392发布于 8月11日
推荐阅读
目录