1. 基本原语
1.1 Mutex
数据结构
Mutex 的结构非常简单，只有两个字段，一个 state 字段表示上锁的状态以及等待获取锁的协程数量；另一个 sema 字段表示信号量，用于控制等待锁的协程
// mutex 是一种互斥锁
// mutex 的零值是未锁状态，加锁就是赋值操作
// mutex 在第一次使用之后不能进行复制。因为要在不同函数中传递，一般以指针的方式使用；复制的话把指针也复制走了，在别处修改可能会破坏使用锁的地方
type Mutex struct {
state int32 // 表示锁状态的状态位
sema uint32 // 信号量，用来控制等待的 goroutine 的阻塞、休眠、唤醒
}
// 上面 state 的可选值
const (
mutexLocked = 1 << iota // 锁定标记，表示锁是否处于锁定状态
mutexWoken // 唤醒标记，表示从正常模式被从唤醒
mutexStarving // 饥饿标记，表示当前的互斥锁进入饥饿状态
mutexWaiterShift = iota // 阻塞等待的数量
starvationThresholdNs = 1e6 // 饥饿阈值 1ms
)
通过 1<<iota 的语法可以看出，state 字段通过各位置的二进制 01 表示状态。最低三位分别表示 mutexLocked、mutexWoken 和 mutexStarving，剩下的位置用来表示当前有多少个 Goroutine 在等待互斥锁的释放。
state 字段也可以视为一层缓存，当申请锁时先尝试修改 state 字段，如果修改成功则可以直接返回
修改失败才使用处理逻辑更为复杂的 sema 字段。sema 也是先 CAS 修改，修改失败则将当前协程 park 并放入一个等待队列。
Lock函数
加锁时，先通过 CAS 尝试修改 state 字段为 1，如果修改成功则视为成功获取锁，直接返回；否则进入慢路径：阻塞当前协程，等到获取锁为止。
分成快慢两部分，这样快速路径在一些情况下可以直接优化为内联函数。
// 如果锁已经被别的协程获取，则阻塞当前协程，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) {
return
}
// 慢路径（分成快慢两部分，这样快速路径在一些情况下可以直接优化为内联函数）
m.lockSlow()
}
慢路径
如果快速路径加锁失败，则进入慢路径，大家排队阻塞等待加锁，每个等待者叫 waiter，放入一个队列里等待。
1. 正常模式
正常模式下等待锁的协程是先入先出，从队列中弹出一个等待者唤醒。
2. 饥饿模式
如果协程等待锁的时间超过 1ms，会进入饥饿模式。
正常模式下 waiter 是先入先出。但该 waiter 不会直接获取锁，而是与新来的协程进行竞争。通常新来的协程更易获取锁（新协程正在 CPU 上运行，而被唤醒的 waiter 还要进行调度才能进入状态），所以 waiter 大概率抢不过，这个时候 waiter 会被放回队列的头部重新等待。
为了减少这种情况的出现，如果等待的时间超过了 1ms，这个时候 Mutex 就会进入饥饿模式，防止部分协程被饿死。新来的协程会直接放入队列的尾部，不和老的 waiter 竞争，这样很好的解决了老的 goroutine 一直抢不到锁的场景。
饥饿模式下释放锁后，锁直接给队列里的第一个等待者。
当队列只剩一个 goroutine 并且等待时间没有 <= 1ms 时，互斥锁便会重新恢复到正常模式。
该方法的主体是一个非常大 for 循环，这里将它分成几个部分介绍获取锁的过程：
判断当前 Goroutine 能否进入自旋，尝试通过自旋等待互斥锁的释放；
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 {
// 1. 正常模式
// 1. 尝试自旋获取锁
if old&(mutexLocked|mutexStarving) == mutexLocked && runtime_canSpin(iter) {
runtime_doSpin() // 自旋4次
iter++
old = m.state
continue
}
// 2. 处理了自旋相关的特殊逻辑之后，互斥锁会根据上下文计算当前互斥锁最新的状态
// 几个不同的条件分别会更新 state 字段中存储的不同信息: mutexLocked、mutexStarving、mutexWoken 和 mutexWaiterShift
new := old
if old&mutexStarving == 0 { // 非饥饿状态进行加锁
new |= mutexLocked
}
if old&(mutexLocked|mutexStarving) != 0 { // 等待者数量+1
new += 1 << mutexWaiterShift
}
// 饥饿模式下修改饥饿标记
if starving && old&mutexLocked != 0 {
new |= mutexStarving
}
// goroutine 唤醒的时候进行重置标志
if awoke {
new &^= mutexWoken
}
// 3. 计算了新的互斥锁状态之后，会使用 CAS 函数 sync/atomic.CompareAndSwapInt32 更新状态
// 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 != 0
if waitStartTime == 0 {
waitStartTime = runtime_nanotime()
}
// 调用 runtime.semacquire1() 阻塞等待
runtime_SemacquireMutex(&m.sema, queueLifo, 1)
// 等待时间超过1ms：修改饥饿状态变量
starving = starving || runtime_nanotime()-waitStartTime > starvationThresholdNs
old = m.state
// 如果锁处于饥饿状态，直接给它锁
if old&mutexStarving != 0 {
// 设置标志，进行加锁并且waiter-1
delta := int32(mutexLocked - 1<<mutexWaiterShift)
// 如果是最后一个的话清除饥饿标志
if !starving || old>>mutexWaiterShift == 1 { // old右移三位 = 等待锁的协程数量，数量为1时退出饥饿模式
delta -= mutexStarving
}
atomic.AddInt32(&m.state, delta)
break
}
awoke = true
iter = 0
} else {
old = m.state
}
}
}
自旋 = 死循环持续占用 CPU。是一种多线程同步机制，当前的进程在进入自旋的过程中会一直保持 CPU 的占用，持续检查某个条件是否为真。在多核的 CPU 上，自旋可以避免 Goroutine 的切换，使用恰当会对性能带来很大的增益，但是使用的不恰当就会拖慢整个程序。Lock() 通过 runtime_canSpin 函数检查自旋条件，条件非常苛刻：
runtime.sync_runtime_canSpin 需要返回 true
当前 Goroutine 为了获取该锁进入自旋的次数小于4次
P和M的数量足够并且当前协程绑定的P的本地队列为空
可以进入自旋的话，会执行4次自旋，自旋通过汇编的 PAUSE 指令实现
当加锁仍然失败时，会调用 runtime_SemacquireMutex(&m.sema, queueLifo, 1) 将当前协程休眠并放入一个等待队列。这部分逻辑参考 2-1.runtime.sema信号量
Unlock函数
先尝试直接 CAS 解锁，如果解锁不成功进入慢路径：
正常模式下：
如果互斥锁不存在等待者或者互斥锁的 mutexLocked、mutexStarving、mutexWoken 状态不都为 0，那么当前方法可以直接返回，不需要唤醒其他等待者；
func (m *Mutex) Unlock() {
new := atomic.AddInt32(&m.state, -mutexLocked)
if new != 0 {
m.unlockSlow(new)
}
}
func (m *Mutex) unlockSlow(new int32) {
// unlockSlow 会先校验锁状态的合法性: 如果当前互斥锁已经被解锁过了会直接抛出异常
if (new+mutexLocked)&mutexLocked == 0 {
throw("sync: unlock of unlocked mutex")
}
if new&mutexStarving == 0 { // 正常模式
old := new
for {
if old>>mutexWaiterShift == 0 || old&(mutexLocked|mutexWoken|mutexStarving) != 0 { // 等待着数量为0，或锁的状态不为0，直接返回
return
}
new = (old - 1<<mutexWaiterShift) | mutexWoken
if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {
runtime_Semrelease(&m.sema, false, 1) // sync.runtime_Semrelease 唤醒等待者
return
}
old = m.state
}
} else { // 饥饿模式
runtime_Semrelease(&m.sema, true, 1)
}
}
小结
互斥锁的加锁过程比较复杂，它涉及自旋、信号量以及调度等概念：
如果互斥锁处于初始化状态，会通过置位 mutexLocked 加锁；
如果互斥锁处于 mutexLocked 状态并且在普通模式下工作，会进入自旋，执行 30 次 PAUSE 指令消耗 CPU 时间等待锁的释放；
如果当前 Goroutine 等待锁的时间超过了 1ms，互斥锁就会切换到饥饿模式；饥饿模式下等待锁的协程比新来的协程有更高优先级
如果当前 Goroutine 是互斥锁上的最后一个等待的协程或者等待的时间小于 1ms，那么它会将互斥锁切换回正常模式；
互斥锁的解锁过程与之相比就比较简单，其代码行数不多、逻辑清晰，也比较容易理解：
当互斥锁处于饥饿模式时，将锁的所有权交给队列中的下一个等待者，等待者会负责设置 mutexLocked 标志位；
1.2 RWMutex
读写互斥锁 sync.RWMutex 是细粒度的互斥锁，它允许资源的并发读（读读），但是读写、写写操作无法并行执行。
常见服务的资源读写比例会非常高，因为大多数的读请求之间不会相互影响，所以我们可以分离读写操作，以此来提高服务的性能。
结构体
在 Mutex 的基础上，加些变量存储并发读的数量即可：
type RWMutex struct {
w Mutex // 嵌套 Mutex, 复用互斥锁提供的能力
writerSem uint32 // 信号量，用于写等待读
readerSem uint32 // 读等待写
readerCount int32 // 正在执行的读操作数量
readerWait int32 // 写操作被阻塞时等待的读操作个数
}
写锁
当资源的使用者想要获取写锁时，使用 sync.RWMutex.Lock 方法：
func (rw *RWMutex) Lock() {
// 1. 调用底层嵌套的 Mutex 的 Lock() 方法，阻塞后续的【写】操作
rw.w.Lock()
// 2. 修改 readerCount 字段为负数，阻塞后续的【读】操作
// const rwmutexMaxReaders = 1 << 30
r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, -rwmutexMaxReaders) + rwmutexMaxReaders
// 3. 如果有其他 Goroutine 持有互斥锁的读锁，该协程会进入休眠状态等待所有读锁所有者执行结束后释放 writerSem 信号量将当前协程唤醒
if r != 0 && atomic.AddInt32(&rw.readerWait, r) != 0 {
runtime_SemacquireMutex(&rw.writerSem, false, 0)
}
}
写锁的释放使用 sync.RWMutex.Unlock
func (rw *RWMutex) Unlock() {
// 1. readerCount 字段变回正数，释放读锁
r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, rwmutexMaxReaders)
if r >= rwmutexMaxReaders {
throw("sync: Unlock of unlocked RWMutex")
}
// 2. 通过 for 循环释放所有因为获取读锁而陷入等待的协程
for i := 0; i < int(r); i++ {
runtime_Semrelease(&rw.readerSem, false, 0)
}
// 3. 调用 sync.Mutex.Unlock 释放写锁
rw.w.Unlock()
}
读锁
读锁的加锁方法 sync.RWMutex.RLock 很简单，该方法会通过 sync/atomic.AddInt32 将 readerCount 加一：
func (rw *RWMutex) RLock() {
if atomic.AddInt32(&rw.readerCount, 1) < 0 {
// 如果该方法返回负数，说明其他 Goroutine 获得了写锁，当前协程就会陷入休眠
runtime_SemacquireMutex(&rw.readerSem, false, 0)
}
}
读锁的释放会调用 sync.RWMutex.RUnlock 方法：
func (rw *RWMutex) RUnlock() {
// 1. 先减少正在读资源的 readerCount 整数
if r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, -1); r < 0 {
// 2. 如果返回值 < 0，说明有一个正在执行的写操作（写操作会把 readerCount 改成负数），进入慢路径
rw.rUnlockSlow(r)
}
}
func (rw *RWMutex) rUnlockSlow(r int32) {
if r+1 == 0 || r+1 == -rwmutexMaxReaders {
throw("sync: RUnlock of unlocked RWMutex")
}
// 1. 减少获取锁的写操作等待的读操作数 readerWait
if atomic.AddInt32(&rw.readerWait, -1) == 0 {
// 2. 在所有读操作都被释放之后触发写操作的信号量 writerSem，该信号量被触发时，调度器就会唤醒等待写锁的协程
runtime_Semrelease(&rw.writerSem, false, 1)
}
}
小结
虽然读写互斥锁 sync.RWMutex 提供的功能比较复杂，但是因为它建立在 sync.Mutex 上，所以实现会简单很多。我们总结一下读锁和写锁的关系：
调用 sync.RWMutex.Lock 尝试获取写锁时；
将 readerCount 减成负数以阻塞后续的读操作；
读写互斥锁在互斥锁之上提供了额外的更细粒度的控制，能够在读操作远远多于写操作时提升性能。
参考
crabman - golang-浅析mutex
https://draveness.me/golang/docs/part3-runtime/ch06-concurrency/golang-sync-primitives
