一文掌握go的sync.RWMutex锁

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• 前提：
• 读写锁互斥性
• 写锁上锁场php景：
• 写锁释放锁场景：
• 读锁上锁场景：
• 读锁释放锁场景：

在简略的说之前，首先要对RW锁的结构有一个大致的了解

type RWMutex struct {
    w           Mutex  // 写锁互斥锁，只锁写锁，和读锁无关
    writerSem   uint32 // sema锁--用于“写协程”排队等待
    readerSem   uint32 // sema锁--用于“读协程”排队等待
    readerCount int32  // 读锁的计数器
    readerWait  int32  // 等待读锁释放的数量
}

这里要额外说一句，writerSem和readerSem底层都是semaRoot，这个结构体有兴趣可以了解下，他的用法有点类似于一个简版的channel，很多地方把他的初始值设置为0，使得所有想获取该sema锁的协程都排队等待，也就是说初始值为0的sema锁，他本身起到的作用是成为一个协程等待队列，就像没有缓冲区的channel一样。

好现在进入正题。本文是为了在面试中能快速口述RW锁，并非为了完整解答RW锁的机制。

前提：

readerCount这个参数非常重要

• 为负数时：说明此锁已经被写协程占据，所有渴望加读锁的协程被阻塞在readerSem
• 为正数时：正数的数值为当前持有该锁的所有读协程的数量总和，所有渴望加写锁的协程被阻塞在writerSem

读写锁互斥性

• 读锁是并发的，可以多个协程持有一把读锁。
• 写锁是唯一的，互斥的，同一时刻只能有一个写协程拥有写锁
• 读锁和写锁是互斥的，写锁生效时，是不能有读锁被获取到，同样，必须所有的读锁都被释放，或者压根没有读协程获取读锁，写锁方可被获取。

一个很重要的参数：const rwmutexMaxReaders = 1 << 30 ，rwmutexMaxReaders 非常大，意思是最多能有rwmutexMaxReaders（1 << 30  十进制为  4294967296）个协程同时持有读锁。

写锁上锁场景：

首先分析写锁，因为读锁的很多操作是根据写锁来的，如果一上来就说读锁，很多东西没法串起来

 func (rw *RWMutex) Lock() {
    // race.Enabled是官方的一些测试，性能检测的东西，无需关心，这个只在编译阶段才能启用
	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.获取写锁--没有读锁等待

• rw.w.Lock进行加锁，阻塞后续的其他写协程的锁请求。
• atomic.AddInt32进行原子操作，减去rwmutexMaxReaders，减成功才说明没有并发问题，可以继续下面的操作。然后再加上rwmutexMaxReaders，得到真正的readerCount的数值。
• 此时还需要再次进行一个原子操作，把当前readerCount的值搬运到readerWait里面，意思是当前要获取写锁的协程需要等待的读锁的数量。
• 此时readerCount只有两种情况，一种是0，一种是正数，因为只有写锁上的时候才为负数，而上面的操作已经还原了加写锁之前的值，而w.Lock保证了不会有2个及以上的写协程去同时操作
• readerCount 如果是 0，加锁成功。
• 如果不为0则说明有读锁等待，详见场景2

2.获取写锁--有读锁等待

• 接上面的判断，如果readrCount不为0，说明前面有读锁正在运行，写锁需要等待所有读锁释放才能获取写锁，当前协程执行 runtime_SemacquireMutex 进入 waiterSem 的休眠队列等待被唤醒

3.获取写锁--前面已经有写锁了

后面的写协程也调用 rw.w.Lock() 进行加锁，因为前面有写锁已经获取了w，所以后续的写协程会因为获取不到w，而进入到w的sema队列里面，w是一个mutex的锁，mutex锁里是一个sema锁，sema锁因为没有设置初始值，所以退化为一个队列，而获取不到w锁的就会直接被阻塞在w的sema队列里，从而无法进行接下来的操作

写锁释放锁场景：

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)
	}
	// Allo编程客栈w other writers to proceed.
	rw.w.Unlock()
	if race.Enabled {
		race.Enable()
	}
}

1.释放写锁--后面【没有】读锁等待

• 执行atomic.AddInt32进行原子操作，把已经为负值的readerCount还原为正数，此时已经算释放了写锁
• （此步骤不重要，就是个判错）如果还原后的readerCount比rwmutexMaxReaders还大，这就是说明出错了，直接throw弹出错误，throw这个方法是内部方法，对go来说就是panic了
• 此场景因为没有读锁等待，此时的readerCount为0，不会进入for循环，直接rw.w.Unlock释放w锁，允许其他写协程加锁，此时其他的写协程会被从w里的sema队列里唤醒

2.释放写锁--后面【有】读锁等待

• 接场景1，原子操作readerCount释放写锁后，如果r是大于0，说明有读锁等待，for循环readerSem里面所有的等待的读协程，因为读锁是共享锁，所以所有的读协程都会获取锁并被唤醒
• rw.w.Unlock释放w锁，允许其他写协程加锁，其他的写协程会被从w里的sema队列里唤醒

3.释放写锁--后面有【写锁】等待

• 上接场景2，当rw.w.Unlock释放w锁，其他的写协程会被从w里的sema队列里唤醒
• 写锁释放的时候，是先唤醒所有等待的读锁，再解除rw.w锁，所以，并不会造成读锁的饥饿
• 后面读锁再次对rw.w进行上锁，重复上面所述写锁获取锁的场景

读锁上锁场景：

func (rw *RWMutex) RLock() {
    // race.Enabled都是测试用的代码，在阅读源码的时候可以跳过
	if race.Enabled {
		_ = rw.w.state
		race.Disable()
	}
  开发者_Python入门  
	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.获取读锁--此时没有写锁.

最简单的场景，协程对rw.readerCount进行原子操作加一，如果得到的结果为正数，说明获取读锁成功。

2.获取读锁--前方已经有写锁抢占了该锁

• 当协程对rw.readerCount进行原子加1操作的时候，发现加完，readerCount还是负数，说明在这个时间点以前，已经有协程获取了写锁
•  runtime_SemacquireMutex 方法将当前协程加入readerSem队列，等待写锁释放后被批量唤醒（写锁释放会一次性放出所有的堆积的读协程）

3.获取读锁--前方有写锁抢已经被抢占，后方有写锁等待

• 写锁在获取的时候，对RWMutex.w进行加锁，是独占锁，如果前方一个写锁已经得到了锁正在处理业务，那么后方的写锁进来就会发现加不上锁，直接在rw.w.lock阶段就阻塞了，后面的逻辑是无法继续运行的，所以进入不了writerSem，它只会进入到w这个mutex锁的sema队列里，读锁则进入休眠队列readerSem

读锁释放锁场景：

func (rw *RWMutex) RUnlock() {
	if race.Enabled {
		_ = rw.w.state
		race.ReleaseMerge(unsafe.Pointer(&rw.writerSem))
		race.Disable()
	}
	if r := atomic.Add编程Int32(&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.释放读锁--后方没有写锁等待

• atomic.AddInt32 进行原子操作，让readerCount 减1，操作后，如果readerCount 大于0，说明后方是没有写锁等待的，释放锁后整个流程就结束了

2.释放读锁--后方有写锁等待

• 原子操作eaderCount 减1后，发现eaderCount是小于0的，此时说明已经有等待写锁的协程在尝试获取写锁。执行 rw.rUnlockSlow(r) 。               

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

这里是有个前提的，上面提到（详见上面的获取写锁的场景1），如果写协程进来想加写锁，需要把它需要等待的读锁数量从readerCount里赋值给readerWait。当它等待的读锁释放后，就需要用rUnlockSlow方法对readerWait进行减1，如果readwait == 0 ，说明这是最后一个需要等待的读锁也释放了，释放后就通知该写锁可以被唤醒了，锁给你了。

到此这篇关于go的sync.RWMutex锁的文章就介绍到这了,更多相关go的sync.RWMutex锁内容请搜索我们以前的文章或继续浏览下面的相关文章希望大家以后多多支持我们！