目录
一、锁的基础知识
1. 互斥量/互斥锁
2. CAS（compare and swap）
3. 自旋锁
4. 读写锁
5. 乐观锁 & 悲观锁
6. 死锁
二、go中锁机制
1. Mutex-互斥锁
2. RWMutex-读写锁
2.1 RWMutex流程概览
2.2 写锁饥饿问题
2.3. golang的读写锁源码剖析
2.3.1 读锁实现
2.3.2 写锁实现
2.3.3 关键核心机制
3. 常见问题
一、锁的基础知识
1. 互斥量/互斥锁
互斥量（Mutex）， 又称为互斥锁， 是一种用来保护临界区的特殊变量， 它可以处于锁定（locked） 状态， 也可以处于解锁（unlocked） 状态。
在编程中，引入了对象互斥锁的概念，来保证共享数据操作的完整性。每个对象都对应于一个可称为" 互斥锁" 的标记，这个标记用来保证在任一时刻，只能有一个线程访问该对象。
2. CAS（compare and swap）
解决多线程并行情况下使用锁造成性能损耗的一种机制，CAS操作包含三个操作数——内存位置（V）、预期原值（A）和新值(B)。如果内存位置的值与预期原值相匹配，那么处理器会自动将该位置值更新为新值。否则，处理器不做任何操作。无论哪种情况，它都会在CAS指令之前返回该位置的值。CAS有效地说明了“我认为位置V应该包含值A；如果包含该值，则将B放到这个位置；否则，不要更改该位置，只告诉我这个位置现在的值即可。"
CAS机制执行流程：
CAS存在的问题：
1. ABA问题
CAS需要在操作值的时候，检查值有没有发生变化，如果没有发生变化就更新，但是如果一个值原来是A，变成了B，又变成了A，那么使用CAS进行检查时会发现它的值没有发生变化，但是实际上却变化了 —> 这就是所谓的ABA问题。
ABA问题的解决思路其实也很简单，就是使用版本号。在变量前面追加上版本号，每次变量更新的时候把版本号加1，那么A→B→A就会变成1A→2B→3A了。
2. 循环时间长开销大
自旋CAS如果长时间不成功，会给CPU带来非常大的执行开销
3. 只能保证一个共享变量的原子操作
当对一个共享变量执行操作时，我们可以使用循环CAS的方式来保证原子操作，但是对多个共享变量操作时，循环CAS就无法保证操作的原子性，这个时候就可以用锁。
3. 自旋锁
自旋锁与互斥锁比较类似，它们都是为了解决对某项资源的互斥使用。无论是互斥锁，还是自旋锁，在任何时刻，最多只能有一个保持者，也就说，在任何时刻最多只能有一个执行单元获得锁。但是两者在调度机制上略有不同。对于互斥锁，如果资源已经被占用，资源申请者只能进入睡眠状态。但是自旋锁不会引起调用者睡眠，如果自旋锁已经被别的执行单元保持，调用者就一直循环在那里看是否该自旋锁的保持者已经释放了锁，"自旋"一词就是因此而得名。
自旋锁可能存在的2个问题：
-
试图递归地获得自旋锁必然会引起死锁：递归程序的持有实例在第二个实例循环，以试图获得相同自旋锁时，不会释放此自旋锁。
在递归程序中使用自旋锁应遵守下列策略：递归程序决不能在持有自旋锁时调用它自己，也决不能在递归调用时试图获得相同的自旋锁。 -
过多占用cpu资源。如果不加限制，由于申请者一直在循环等待，因此自旋锁在锁定的时候,如果不成功,不会睡眠,会持续的尝试,单cpu的时候自旋锁会让其它process动不了. 因此，一般自旋锁实现会有一个参数限定最多持续尝试次数. 超出后, 自旋锁放弃当前time slice. 等下一次机会。
由此可见，自旋锁比较适用于锁使用者保持锁时间比较短的情况。正是由于自旋锁使用者一般保持锁时间非常短，因此选择自旋而不是睡眠是非常必要的，自旋锁的效率远高于互斥锁。
4. 读写锁
读写锁实际是一种特殊的自旋锁，它把对共享资源的访问者划分成读者和写者，读者只对共享资源进行读访问，写者则需要对共享资源进行写操作。
这种锁相对于自旋锁而言，能提高并发性，因为在多处理器系统中，它允许同时有多个读者来访问共享资源，最大可能的读者数为实际的逻辑CPU数。写者是排他性的，一个读写锁同时只能有一个写者或多个读者（与CPU数相关），但不能同时既有读者又有写者。在读写锁保持期间也是抢占失效的。
如果读写锁当前没有读者，也没有写者，那么写者可以立刻获得读写锁，否则它必须自旋在那里，直到没有任何写者或读者。如果读写锁没有写者，那么读者可以立即获得该读写锁，否则读者必须自旋在那里，直到写者释放该读写锁。
5. 乐观锁 & 悲观锁
乐观锁其实主要就是一种思想，因为乐观锁的操作过程中其实没有没有任何锁的参与，乐观锁只是和悲观锁相对，严格的说乐观锁不能称之为锁。
悲观锁：总是假设最坏的情况，每次去拿数据的时候都认为别人会修改，所以每次在拿数据的时候都会上锁，这样别人想拿这个数据就会阻塞，直到它拿到锁（共享资源每次只给一个线程使用，其它线程阻塞，用完后再把资源转让给其它线程）。
乐观锁：总是假设最好的情况，每次去拿数据的时候都认为别人不会修改，所以不会上锁，只在更新的时候会判断一下在此期间别人有没有去更新这个数据。
乐观锁适用于写比较少的情况下（多读场景），即冲突真的很少发生的时候，这样可以省去了锁的开销，加大了系统的整个吞吐量。但如果是多写的情况，一般会经常产生冲突，这就会导致上层应用会不断的进行retry，这样反倒是降低了性能，所以一般多写的场景下用悲观锁就比较合适。
乐观锁常见的两种实现方式：
1. 版本号机制
CAS机制保证了在更新数据的时候没有被修改为其他数据的同步机制，版本机制就保证了没有被修改过的同步机制
2. CAS机制
当多个线程尝试使用CAS同时更新同一个变量时，只有其中一个线程能更新变量的值，而其它线程都失败。
6. 死锁
死锁是指两个或两个以上的进程在执行过程中，由于竞争资源或者由于彼此通信而造成的一种阻塞的现象，若无外力作用，它们都将无法推进下去。此时称系统处于死锁状态或系统产生了死锁，这些永远在互相等待的进程称为死锁进程。
虽然进程在运行过程中，可能发生死锁，但死锁的发生也必须具备一定的条件，死锁的发生必须具备以下四个必要条件：
- 互斥条件：指进程对所分配到的资源进行排它性使用，即在一段时间内某资源只由一个进程占用。如果此时还有其它进程请求资源，则请求者只能等待，直至占有资源的进程用毕释放。
- 请求和保持条件：指进程已经保持至少一个资源，但又提出了新的资源请求，而该资源已被其它进程占有，此时请求进程阻塞，但又对自己已获得的其它资源保持不放。
- 不剥夺条件：指进程已获得的资源，在未使用完之前，不能被剥夺，只能在使用完时由自己释放。
- 环路等待条件：指在发生死锁时，必然存在一个进程——资源的环形链，即进程集合{P0，P1，P2，···，Pn}中的P0正在等待一个P1占用的资源；P1正在等待P2占用的资源，……，Pn正在等待已被P0占用的资源。
二、go中锁机制
在 Golang 里有专门的方法来实现锁，就是 sync 包，这个包有两个很重要的锁类型。一个叫 Mutex， 利用它可以实现互斥锁。一个叫 RWMutex，利用它可以实现读写锁。
sync.Mutex的锁只有一种锁：Lock()，它是互斥锁，同一时间只能有一个锁。sync.RWMutex叫读写锁，它有两种锁：RLock()和Lock()：RLock()叫读锁。它不是绝对锁，可以有多个读者同时获取此锁（调用mu.RLock）。Lock()叫写锁，它是个绝对锁，就是说，如果一旦某人拿到了这个锁，别人就不能再获取此锁了。
1. Mutex-互斥锁
Mutex 的实现主要借助了 CAS 指令 + 自旋 + 信号量
数据结构：
type Mutex struct {state int32sema uint32
}
上述两个加起来只占 8 字节空间的结构体表示了 Go语言中的互斥锁
状态：
在默认情况下，互斥锁的所有状态位都是 0，int32 中的不同位分别表示了不同的状态：
- 1位表示是否被锁定
- 1位表示是否有协程已经被唤醒
- 1位表示是否处于饥饿状态
- 剩下29位表示阻塞的协程数
正常模式和饥饿模式
正常模式：正常模式下waiter都是先入先出，在队列中等待的waiter被唤醒后不会直接获取锁，因为要和新来的goroutine 进行竞争，新来的goroutine相对于被唤醒的waiter是具有优势的，新的goroutine 正在cpu上运行，被唤醒的waiter还要进行调度才能进入状态，所以在并发的情况下waiter大概率抢不过新来的goroutine，这个时候waiter会被放到队列的头部，如果等待的时间超过了1ms，这个时候Mutex就会进入饥饿模式。
饥饿模式：当Mutex进入饥饿模式之后，锁的所有权会从解锁的goroutine移交给队列头部的goroutine，这几个时候新来的goroutine会直接放入队列的尾部，这样很好的解决了老的goroutine一直抢不到锁的场景。
对于两种模式，正常模式下的性能是最好的，goroutine可以连续多次获取锁，饥饿模式解决了取锁公平的问题，但是性能会下降，其实是性能和公平的一个平衡模式。所以在lock的源码里面，当队列只剩本省goroutine一个并且等待时间没有超过1ms，这个时候Mutex会重新恢复到正常模式。
Lock函数
// 加锁
// 如果锁已经被使用，调用goroutine阻塞，直到锁可用
func (m *Mutex) Lock() {// 快速路径：没有竞争直接获取到锁，修改状态位为加锁if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, 0, mutexLocked) {// 开启-race之后会进行判断，正常情况可忽略if race.Enabled {race.Acquire(unsafe.Pointer(m))}return}// 慢路径（以便快速路径可以内联）m.lockSlow()
}
来看看Lock函数，分为两个部分， 快速路径，先通过CAS尝试直接获取锁，如果能获取到直接返回，否则进入慢路径的方法，这里的代码注释提到了内联
tips：方法内联
简单的说方法内联就是将被调用方函数代码“复制”到调用方函数中，减少函数调用开销，在2018年之前的go版本中，所有的逻辑都在Lock函数中，并没有拆出来，2018年之后Go开发者将slow path拆出来，当lock方法被频繁调用的时候，有两种情况，如果直接获得锁走的是fast path，这个时候内联就只有fast path 的代码，这样会减少方法调用的堆栈空间和时间的消耗 ，如果处于自旋，锁竞争的情况下，走的是slow path，这个时候才会把lock slow 的方法内联进来，这样方便了编译器做内联。
lockSlow 函数
func (m *Mutex) lockSlow() {var waitStartTime int64 //记录请求锁的初始时间starving := false //饥饿标记awoke := false //唤醒标记iter := 0 //自旋次数old := m.state //当前锁的状态for {//锁处于正常模式还没有释放的时候，尝试自旋if old&(mutexLocked|mutexStarving) == mutexLocked && runtime_canSpin(iter) { //在临界区耗时很短的情况下提高性能if !awoke && old&mutexWoken == 0 && old>>mutexWaiterShift != 0 && atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, old|mutexWoken) {awoke = true}runtime_doSpin()iter++//更新锁的状态old = m.statecontinue}new := old// 非饥饿状态进行加锁if old&mutexStarving == 0 {new |= mutexLocked}// 等待着数量+1if old&(mutexLocked|mutexStarving) != 0 {new += 1 << mutexWaiterShift}// 加锁的情况下切换为饥饿模式if starving && old&mutexLocked != 0 {new |= mutexStarving}//goroutine 唤醒的时候进行重置标志if awoke {if new&mutexWoken == 0 {throw("sync: inconsistent mutex state")}new &^= mutexWoken}// 设置新的状态if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {if old&(mutexLocked|mutexStarving) == 0 {break }// 判断是不是第一次加入队列// 如果之前就在队列里面等待了，加入到队头queueLifo := waitStartTime != 0if waitStartTime == 0 {waitStartTime = runtime_nanotime()}// 阻塞等待runtime_SemacquireMutex(&m.sema, queueLifo, 1)// 检查锁是否处于饥饿状态starving = starving || runtime_nanotime()-waitStartTime > starvationThresholdNsold = m.state// 如果锁处于饥饿状态，直接抢到锁if old&mutexStarving != 0 {if old&(mutexLocked|mutexWoken) != 0 || old>>mutexWaiterShift == 0 {throw("sync: inconsistent mutex state")}// 设置标志，进行加锁并且waiter-1delta := int32(mutexLocked - 1<<mutexWaiterShift)// 如果是最后一个的话清除饥饿标志if !starving || old>>mutexWaiterShift == 1 {// 退出饥饿模式 delta -= mutexStarving}atomic.AddInt32(&m.state, delta)break}awoke = trueiter = 0} else {old = m.state}}// -race开启检测冲突，可以忽略if race.Enabled {race.Acquire(unsafe.Pointer(m))}
}
Unlock函数
//如果对没有lock 的Mutex进行unlock会报错
//unlock和goroutine是没有绑定的，对于一个Mutex，可以一个goroutine加锁，另一个goroutine进行解锁
func (m *Mutex) Unlock() {if race.Enabled {_ = m.staterace.Release(unsafe.Pointer(m))}// 快速之路，直接解锁，去除加锁位的标记new := atomic.AddInt32(&m.state, -mutexLocked)if new != 0 {// 解锁失败进入慢路径//同样的对慢路径做了单独封装，便于内联m.unlockSlow(new)}
}
unlockSlow函数
func (m *Mutex) unlockSlow(new int32) {//解锁一个未加锁的Mutex会报错（可以想想为什么，Mutex使用状态位进行标记锁的状态的）if (new+mutexLocked)&mutexLocked == 0 {throw("sync: unlock of unlocked mutex")}if new&mutexStarving == 0 {old := newfor {//正常模式下，没有waiter或者在处理事情的情况下直接返回if old>>mutexWaiterShift == 0 || old&(mutexLocked|mutexWoken|mutexStarving) != 0 {return}//如果有等待者，设置mutexWoken标志，waiter-1，更新statenew = (old - 1<<mutexWaiterShift) | mutexWokenif atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {runtime_Semrelease(&m.sema, false, 1)return}old = m.state}} else {// 饥饿模式下会直接将mutex交给下一个等待的waiter，让出时间片，以便waiter执行runtime_Semrelease(&m.sema, true, 1)}
}
同样的，在unlock也有fastpath和slowpath，fastpath尝试解锁，解锁成功就返回，否则进入slowpath，slowpath分为正常模式的处理和饥饿模式的处理，饥饿模式直接将锁的控制权交给队列中等待的waiter，正常模式分两种情况 如果当前没有waiter，只有自己本身，直接解锁返回，如果有waiter，解锁后唤醒下个等待者。
2. RWMutex-读写锁
RWMutex 是一个读/写互斥锁，在某一时刻只能由任意数量的 reader 持有 或者 一个 writer 持有。也就是说，要么放行任意数量的 reader，多个 reader 可以并行读；要么放行一个 writer，多个 writer 需要串行写。
RWMutex 对外暴露的方法有五个：
RLock()：读操作获取锁，如果锁已经被 writer 占用，会一直阻塞直到 writer 释放锁；否则直接获得锁；RUnlock()：读操作完毕之后释放锁；Lock()：写操作获取锁，如果锁已经被 reader 或者 writer 占用，会一直阻塞直到获取到锁；否则直接获得锁；Unlock()：写操作完毕之后释放锁；RLocker()：返回读操作的 Locker 对象，该对象的 Lock() 方法对应 RWMutex 的 -RLock()，Unlock() 方法对应 RWMutex 的 RUnlock() 方法。
一旦涉及到多个 reader 和 writer ，就需要考虑优先级问题，是 reader 优先还是 writer 优先。
2.1 RWMutex流程概览
可以想象 RWMutex 有两个队伍，一个是包含 所有reader 和你获得准入权writer 的 队列A，一个是还没有获得准入权 writer 的 队列B。
队列 A 最多只允许有 一个writer，如果有其他 writer，需要在 队列B 等待；
当一个 writer 到了 队列A 后，只允许它 之前的reader 执行读操作，新来的 reader 需要在 队列A 后面排队；
当前面的 reader 执行完读操作之后，writer 执行写操作；
writer 执行完写操作后，让 后面的reader 执行读操作，再唤醒队列B 的一个 writer 到 队列A 后面排队。
初始时刻 队列A 中 writer W1 前面有三个 reader，后面有两个 reader，队列B中有两个 writer
并发读 多个 reader 可以同时获取到读锁，进入临界区进行读操作；writer W1 在 队列A 中等待，同时又来了两个 reader，直接在 队列A 后面排队
写操作 W1 前面所有的 reader 完成后，W1 获得锁，进入临界区操作
获得准入权 W1 完成写操作退出，先让后面排队的 reader 进行读操作，然后从 队列B 中唤醒 W2 到 队列A 排队。W2 从 队列B 到 队列A 的过程中，R8 先到了 队列A，因此 R8 可以执行读操作。R9、R10、R11 在 W2 之后到的，所以在后面排队；新来的 W4 直接在队列B 排队。
从上面的示例可以看出，RWMutex 可以看作是没有优先级，按照先来先到的顺序去执行，只不过是 多个reader 可以 并行去执行罢了。
2.2 写锁饥饿问题
因为读锁是共享的，所以如果当前已经有读锁，那后续goroutine继续加读锁正常情况下是可以加锁成功，但是如果一直有读锁进行加锁，那尝试加写锁的goroutine则可能会长期获取不到锁，这就是因为读锁而导致的写锁饥饿问题
go通过引入以下特性避免出现写锁饥饿：
- 当写锁阻塞时，新的读锁是无法申请的
即在sync.RWMutex的使用中，一个线程请求了他的写锁（mx.Lock()）后，即便它还没有取到该锁（可能由于资源已被其他人锁定），后面所有的读锁的申请，都将被阻塞，只有取写锁的请求得到了锁且用完释放后，读锁才能去取。
这种特性可以有效防止写锁饥饿。如果一个线程因为某种原因，导致长时间得不到CPU时间片，这种状态被称之为饥饿。
2.3. golang的读写锁源码剖析
成员变量
结构体
type RWMutex struct {w Mutex // held if there are pending writerswriterSem uint32 // 用于writer等待读完成排队的信号量readerSem uint32 // 用于reader等待写完成排队的信号量readerCount int32 // 读锁的计数器readerWait int32 // 等待读锁释放的数量
}
写锁计数
读写锁中允许加读锁的最大数量是4294967296，在go里面对写锁的计数采用了负值进行，通过递减最大允许加读锁的数量从而进行写锁对读锁的抢占
const rwmutexMaxReaders = 1 << 30
2.3.1 读锁实现
读锁加锁逻辑
func (rw *RWMutex) RLock() {if race.Enabled {_ = rw.w.staterace.Disable()}// 累加reader计数器，如果小于0则表明有writer正在等待if atomic.AddInt32(&rw.readerCount, 1) < 0 {// 当前有writer正在等待读锁，读锁就加入排队runtime_SemacquireMutex(&rw.readerSem, false)}if race.Enabled {race.Enable()race.Acquire(unsafe.Pointer(&rw.readerSem))}
}
读锁释放逻辑
func (rw *RWMutex) RUnlock() {if race.Enabled {_ = rw.w.staterace.ReleaseMerge(unsafe.Pointer(&rw.writerSem))race.Disable()}// 如果小于0，则表明当前有writer正在等待if r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, -1); r < 0 {if r+1 == 0 || r+1 == -rwmutexMaxReaders {race.Enable()throw("sync: RUnlock of unlocked RWMutex")}// 将等待reader的计数减1，证明当前是已经有一个读的，如果值==0，则进行唤醒等待的if atomic.AddInt32(&rw.readerWait, -1) == 0 {// The last reader unblocks the writer.runtime_Semrelease(&rw.writerSem, false)}}if race.Enabled {race.Enable()}
}
2.3.2 写锁实现
加写锁实现
func (rw *RWMutex) Lock() {if race.Enabled {_ = rw.w.staterace.Disable()}// 首先获取mutex锁，同时多个goroutine只有一个可以进入到下面的逻辑rw.w.Lock()// 对readerCounter进行进行抢占，通过递减rwmutexMaxReaders允许最大读的数量// 来实现写锁对读锁的抢占r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, -rwmutexMaxReaders) + rwmutexMaxReaders// 记录需要等待多少个reader完成,如果发现不为0，则表明当前有reader正在读取，当前goroutine// 需要进行排队等待if r != 0 && atomic.AddInt32(&rw.readerWait, r) != 0 {runtime_SemacquireMutex(&rw.writerSem, false)}if race.Enabled {race.Enable()race.Acquire(unsafe.Pointer(&rw.readerSem))race.Acquire(unsafe.Pointer(&rw.writerSem))}
}
释放写锁
func (rw *RWMutex) Unlock() {if race.Enabled {_ = rw.w.staterace.Release(unsafe.Pointer(&rw.readerSem))race.Disable()}// 将reader计数器复位，上面减去了一个rwmutexMaxReaders现在再重新加回去即可复位r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, rwmutexMaxReaders)if r >= rwmutexMaxReaders {race.Enable()throw("sync: Unlock of unlocked RWMutex")}// 唤醒所有的读锁for i := 0; i < int(r); i++ {runtime_Semrelease(&rw.readerSem, false)}// 释放mutexrw.w.Unlock()if race.Enabled {race.Enable()}
}
2.3.3 关键核心机制
写锁对读锁的抢占
加写锁的抢占
// 在加写锁的时候通过将readerCount递减最大允许加读锁的数量，来实现对加读锁的抢占r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, -rwmutexMaxReaders) + rwmutexMaxReaders
加读锁的抢占检测
// 如果没有写锁的情况下读锁的readerCount进行Add后一定是一个>0的数字，这里通过检测值为负数
//就实现了读锁对写锁抢占的检测
if atomic.AddInt32(&rw.readerCount, 1) < 0 {// A writer is pending, wait for it.runtime_SemacquireMutex(&rw.readerSem, false)}
写锁抢占读锁后后续的读锁就会加锁失败，但是如果想加写锁成功还要继续对已经加读锁成功的进行等待
if r != 0 && atomic.AddInt32(&rw.readerWait, r) != 0 {// 写锁发现需要等待的读锁释放的数量不为0，就自己自己去休眠了runtime_SemacquireMutex(&rw.writerSem, false)
}
写锁既然休眠了，则必定要有一种唤醒机制其实就是每次释放锁的时候，当检查到有加写锁的情况下，就递减readerWait，并由最后一个释放reader lock的goroutine来实现唤醒写锁
if atomic.AddInt32(&rw.readerWait, -1) == 0 {// The last reader unblocks the writer.runtime_Semrelease(&rw.writerSem, false)
}
3. 常见问题
- 不可复制
和 Mutex 一样，RWMutex 也是不可复制。不能复制的原因和互斥锁一样。一旦读写锁被使用，它的字段就会记录它当前的一些状态。这个时候你去复制这把锁，就会把它的状态也给复制过来。但是，原来的锁在释放的时候，并不会修改你复制出来的这个读写锁，这就会导致复制出来的读写锁的状态不对，可能永远无法释放锁。 - 不可重入
不可重入的原因是，获得锁之后，还没释放锁，又申请锁，这样有可能造成死锁。比如 reader A 获取到了读锁，writer B 等待 reader A 释放锁，reader 还没释放锁又申请了一把锁，但是这把锁申请不成功，他需要等待 writer B。这就形成了一个循环等待的死锁。 - 加锁和释放锁一定要成对出现，不能忘记释放锁，也不能解锁一个未加锁的锁。