如何掌握go的sync.RWMutex鎖

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在簡略的說之前，首先要對RW鎖的結構有一個大致的了解

type RWMutex struct {
    w           Mutex  // 寫鎖互斥鎖，只鎖寫鎖，和讀鎖無關
    writerSem   uint32 // sema鎖--用于“寫協程”排隊等待
    readerSem   uint32 // sema鎖--用于“讀協程”排隊等待
    readerCount int32  // 讀鎖的計數器
    readerWait  int32  // 等待讀鎖釋放的數量
}

這里要額外說一句，writerSem和readerSem底層都是semaRoot，這個結構體有興趣可以了解下，他的用法有點類似于一個簡版的channel，很多地方把他的初始值設置為0，使得所有想獲取該sema鎖的協程都排隊等待，也就是說初始值為0的sema鎖，他本身起到的作用是成為一個協程等待隊列，就像沒有緩沖區的channel一樣。

前提：

readerCount這個參數非常重要

• 為負數時：說明此鎖已經被寫協程占據，所有渴望加讀鎖的協程被阻塞在readerSem

• 為正數時：正數的數值為當前持有該鎖的所有讀協程的數量總和，所有渴望加寫鎖的協程被阻塞在writerSem

讀寫鎖互斥性

• 讀鎖是并發的，可以多個協程持有一把讀鎖。

• 寫鎖是唯一的，互斥的，同一時刻只能有一個寫協程擁有寫鎖

• 讀鎖和寫鎖是互斥的，寫鎖生效時，是不能有讀鎖被獲取到，同樣，必須所有的讀鎖都被釋放，或者壓根沒有讀協程獲取讀鎖，寫鎖方可被獲取。

一個很重要的參數：const rwmutexMaxReaders = 1 << 30 ，rwmutexMaxReaders 非常大，意思是最多能有rwmutexMaxReaders（1 << 30  十進制為  4294967296）個協程同時持有讀鎖。

寫鎖上鎖場景：

首先分析寫鎖，因為讀鎖的很多操作是根據寫鎖來的，如果一上來就說讀鎖，很多東西沒法串起來

 func (rw *RWMutex) Lock() {
    // race.Enabled是官方的一些測試，性能檢測的東西，無需關心，這個只在編譯階段才能啟用
	if race.Enabled {
		_ = rw.w.state
		race.Disable()
	}
	// First, resolve competition with other writers.
	rw.w.Lock()
	// Announce to readers there is a pending writer.
	r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, -rwmutexMaxReaders) + rwmutexMaxReaders
	// Wait for active readers.
	if r != 0 && atomic.AddInt32(&rw.readerWait, r) != 0 {
		runtime_SemacquireMutex(&rw.writerSem, false, 0)
	}
	if race.Enabled {
		race.Enable()
		race.Acquire(unsafe.Pointer(&rw.readerSem))
		race.Acquire(unsafe.Pointer(&rw.writerSem))
	}
}

1.獲取寫鎖--沒有讀鎖等待

• rw.w.Lock進行加鎖，阻塞后續的其他寫協程的鎖請求。

• atomic.AddInt32進行原子操作，減去rwmutexMaxReaders，減成功才說明沒有并發問題，可以繼續下面的操作。然后再加上rwmutexMaxReaders，得到真正的readerCount的數值。

• 此時還需要再次進行一個原子操作，把當前readerCount的值搬運到readerWait里面，意思是當前要獲取寫鎖的協程需要等待的讀鎖的數量。

• 此時readerCount只有兩種情況，一種是0，一種是正數，因為只有寫鎖上的時候才為負數，而上面的操作已經還原了加寫鎖之前的值，而w.Lock保證了不會有2個及以上的寫協程去同時操作

• readerCount 如果是 0，加鎖成功。

• 如果不為0則說明有讀鎖等待，詳見場景2

2.獲取寫鎖--有讀鎖等待

• 接上面的判斷，如果readrCount不為0，說明前面有讀鎖正在運行，寫鎖需要等待所有讀鎖釋放才能獲取寫鎖，當前協程執行 runtime_SemacquireMutex 進入 waiterSem 的休眠隊列等待被喚醒

3.獲取寫鎖--前面已經有寫鎖了

后面的寫協程也調用 rw.w.Lock() 進行加鎖，因為前面有寫鎖已經獲取了w，所以后續的寫協程會因為獲取不到w，而進入到w的sema隊列里面，w是一個mutex的鎖，mutex鎖里是一個sema鎖，sema鎖因為沒有設置初始值，所以退化為一個隊列，而獲取不到w鎖的就會直接被阻塞在w的sema隊列里，從而無法進行接下來的操作

寫鎖釋放鎖場景：

func (rw *RWMutex) Unlock() {
	if race.Enabled {
		_ = rw.w.state
		race.Release(unsafe.Pointer(&rw.readerSem))
		race.Disable()
	}
 
	// Announce to readers there is no active writer.
	r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, rwmutexMaxReaders)
	if r >= rwmutexMaxReaders {
		race.Enable()
		throw("sync: Unlock of unlocked RWMutex")
	}
	// Unblock blocked readers, if any.
	for i := 0; i < int(r); i++ {
		runtime_Semrelease(&rw.readerSem, false, 0)
	}
	// Allow other writers to proceed.
	rw.w.Unlock()
	if race.Enabled {
		race.Enable()
	}
}

1.釋放寫鎖--后面【沒有】讀鎖等待

• 執行atomic.AddInt32進行原子操作，把已經為負值的readerCount還原為正數，此時已經算釋放了寫鎖

• （此步驟不重要，就是個判錯）如果還原后的readerCount比rwmutexMaxReaders還大，這就是說明出錯了，直接throw彈出錯誤，throw這個方法是內部方法，對go來說就是panic了

• 此場景因為沒有讀鎖等待，此時的readerCount為0，不會進入for循環，直接rw.w.Unlock釋放w鎖，允許其他寫協程加鎖，此時其他的寫協程會被從w里的sema隊列里喚醒

2.釋放寫鎖--后面【有】讀鎖等待

• 接場景1，原子操作readerCount釋放寫鎖后，如果r是大于0，說明有讀鎖等待，for循環readerSem里面所有的等待的讀協程，因為讀鎖是共享鎖，所以所有的讀協程都會獲取鎖并被喚醒

• rw.w.Unlock釋放w鎖，允許其他寫協程加鎖，其他的寫協程會被從w里的sema隊列里喚醒

3.釋放寫鎖--后面有【寫鎖】等待

• 上接場景2，當rw.w.Unlock釋放w鎖，其他的寫協程會被從w里的sema隊列里喚醒

• 寫鎖釋放的時候，是先喚醒所有等待的讀鎖，再解除rw.w鎖，所以，并不會造成讀鎖的饑餓

• 后面讀鎖再次對rw.w進行上鎖，重復上面所述寫鎖獲取鎖的場景

讀鎖上鎖場景：

func (rw *RWMutex) RLock() {
    // race.Enabled都是測試用的代碼，在閱讀源碼的時候可以跳過
	if race.Enabled {
		_ = rw.w.state
		race.Disable()
	}
    
	if atomic.AddInt32(&rw.readerCount, 1) < 0 {
		// A writer is pending, wait for it.
		runtime_SemacquireMutex(&rw.readerSem, false, 0)
	}
	if race.Enabled {
		race.Enable()
		race.Acquire(unsafe.Pointer(&rw.readerSem))
	}
}

1.獲取讀鎖--此時沒有寫鎖.

最簡單的場景，協程對rw.readerCount進行原子操作加一，如果得到的結果為正數，說明獲取讀鎖成功。

2.獲取讀鎖--前方已經有寫鎖搶占了該鎖

• 當協程對rw.readerCount進行原子加1操作的時候，發現加完，readerCount還是負數，說明在這個時間點以前，已經有協程獲取了寫鎖

•  runtime_SemacquireMutex 方法將當前協程加入readerSem隊列，等待寫鎖釋放后被批量喚醒（寫鎖釋放會一次性放出所有的堆積的讀協程）

3.獲取讀鎖--前方有寫鎖搶已經被搶占，后方有寫鎖等待

• 寫鎖在獲取的時候，對RWMutex.w進行加鎖，是獨占鎖，如果前方一個寫鎖已經得到了鎖正在處理業務，那么后方的寫鎖進來就會發現加不上鎖，直接在rw.w.lock階段就阻塞了，后面的邏輯是無法繼續運行的，所以進入不了writerSem，它只會進入到w這個mutex鎖的sema隊列里，讀鎖則進入休眠隊列readerSem

讀鎖釋放鎖場景：

func (rw *RWMutex) RUnlock() {
	if race.Enabled {
		_ = rw.w.state
		race.ReleaseMerge(unsafe.Pointer(&rw.writerSem))
		race.Disable()
	}
	if r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, -1); r < 0 {
		// Outlined slow-path to allow the fast-path to be inlined
		rw.rUnlockSlow(r)
	}
	if race.Enabled {
		race.Enable()
	}
}

1.釋放讀鎖--后方沒有寫鎖等待

• atomic.AddInt32 進行原子操作，讓readerCount 減1，操作后，如果readerCount 大于0，說明后方是沒有寫鎖等待的，釋放鎖后整個流程就結束了

2.釋放讀鎖--后方有寫鎖等待

• 原子操作eaderCount 減1后，發現eaderCount是小于0的，此時說明已經有等待寫鎖的協程在嘗試獲取寫鎖。執行 rw.rUnlockSlow(r) 。               

func (rw *RWMutex) rUnlockSlow(r int32) {
	if r+1 == 0 || r+1 == -rwmutexMaxReaders {
		race.Enable()
		throw("sync: RUnlock of unlocked RWMutex")
	}
	// A writer is pending.
	if atomic.AddInt32(&rw.readerWait, -1) == 0 {
		// The last reader unblocks the writer.
		runtime_Semrelease(&rw.writerSem, false, 1)
	}
}

這里是有個前提的，上面提到（詳見上面的獲取寫鎖的場景1），如果寫協程進來想加寫鎖，需要把它需要等待的讀鎖數量從readerCount里賦值給readerWait。當它等待的讀鎖釋放后，就需要用rUnlockSlow方法對readerWait進行減1，如果readWait == 0 ，說明這是最后一個需要等待的讀鎖也釋放了，釋放后就通知該寫鎖可以被喚醒了，鎖給你了。

讀到這里，這篇“如何掌握go的sync.RWMutex鎖”文章已經介紹完畢，想要掌握這篇文章的知識點還需要大家自己動手實踐使用過才能領會，如果想了解更多相關內容的文章，歡迎關注億速云行業資訊頻道。