overview
go 里面的 rwlock 是 write preferred 的，可以避免写锁饥饿。
读锁和写锁按照先来后到的规则持有锁，一旦有协程持有了写锁，后面的协程只能在写锁被释放后才能得到读锁。
同样，一旦有 >= 1 个协程写到了读锁，只有等这些读锁全部释放后，后面的协程才能拿到写锁。
下面了解一下 go 的 rwmutex 是如何实现的吧，下面的代码取自 go1.17.2/src/sync/rwmutex.go，并删减了 race 相关的代码。
ps: rwmutex 的代码挺短的，其实读源码也没那么可怕…
rwmutex 的结构
rwmutex 总体上是通过: 普通锁和条件变量来实现的
type rwmutex struct {
w mutex // held if there are pending writers
writersem uint32 // semaphore for writers to wait for completing readers
readersem uint32 // semaphore for readers to wait for completing writers
readercount int32 // number of pending readers
readerwait int32 // number of departing readers
}
lock
func (rw *rwmutex) lock() {
// 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)
}
}
unlock
const rwmutexmaxreaders = 1 << 30
func (rw *rwmutex) unlock() {
// announce to readers there is no active writer.
r := atomic.addint32(&rw.readercount, rwmutexmaxreaders)
// 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()
}
rlock
func (rw *rwmutex) rlock() {
if atomic.addint32(&rw.readercount, 1) < 0 {
// a writer is pending, wait for it.
runtime_semacquiremutex(&rw.readersem, false, 0)
}
}
runlock
func (rw *rwmutex) runlock() {
if r := atomic.addint32(&rw.readercount, -1); r < 0 {
// outlined slow-path to allow the fast-path to be inlined
rw.runlockslow(r)
}
}
func (rw *rwmutex) runlockslow(r int32) {
// a writer is pending.
if atomic.addint32(&rw.readerwait, -1) == 0 {
// the last reader unblocks the writer.
runtime_semrelease(&rw.writersem, false, 1)
}
}
q1: 多个协程并发拿读锁，如何保证这些读锁协程都不会被阻塞？
func (rw *rwmutex) rlock() {
if atomic.addint32(&rw.readercount, 1) < 0 {
// a writer is pending, wait for it.
runtime_semacquiremutex(&rw.readersem, false, 0)
}
}
拿读锁时，仅仅会增加 readercount，因此读锁之间是可以正常并发的
q2: 多个协程并发拿写锁，如何保证只会有一个协程拿到写锁？
func (rw *rwmutex) lock() {
// 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)
}
}
拿写锁时，会获取 w.lock，自然能保证同一时间只会有一把写锁
q3: 在读锁被拿到的情况下，新协程拿写锁，如果保证写锁现成会被阻塞？
func (rw *rwmutex) lock() {
// 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)
}
}
假设此时有 5 个协程拿到读锁，则 readercount = 5，假设 rwmutexmaxreaders = 100。
此时有一个新的协程 w1 想要拿写锁。
在执行
r := atomic.addint32(&rw.readercount, -rwmutexmaxreaders) + rwmutexmaxreaders
后， rw.readercount = -95，r = 5。
在执行
atomic.addint32(&rw.readerwait, r)
后，rw.readerwait = 5。
readerwait 记录了在获取写锁的这一瞬间有多少个协程持有读锁。这一瞬间之后，就算有新的协程尝试获取读锁，也只会增加 readercount ，而不会动到 readerwait。
之后执行 runtime_semacquiremutex() 睡在了 writersem 这个信号量上面。
q4: 在读锁被拿到的情况下，新协程拿写锁被阻塞，当旧有的读锁协程全部释放，如何唤醒等待的写锁协程
func (rw *rwmutex) runlock() {
if r := atomic.addint32(&rw.readercount, -1); r < 0 {
// outlined slow-path to allow the fast-path to be inlined
rw.runlockslow(r)
}
}
func (rw *rwmutex) runlockslow(r int32) {
// a writer is pending.
if atomic.addint32(&rw.readerwait, -1) == 0 {
// the last reader unblocks the writer.
runtime_semrelease(&rw.writersem, false, 1)
}
}
继续上一步的场景，每当执行 runlock 时，readercount 都会减去1。当 readercount 为负数时，意味着有协程正在持有或者正在等待持有写锁。
之前的五个读协程中的四个，每次 runlock() 之后，readercount = -95 – 4 = -99，readerwait = 5 – 4 = 1。
当最后一个读协程调用 runlock() 之后，readercount 变成了 -100，readerwait 变成 0，此时会唤醒在 writersem 上沉睡的协程 w1。
q5: 在写锁被拿到的情况下，新协程拿读锁，如何让新协程被阻塞？
func (rw *rwmutex) rlock() {
if atomic.addint32(&rw.readercount, 1) < 0 {
// a writer is pending, wait for it.
runtime_semacquiremutex(&rw.readersem, false, 0)
}
}
继续上面的场景，readercount = -100 + 1 = -99 < 0。
新的读协程 r1 被沉睡在 readersem 下面。
假设此时再来一个读协程 r2，则 readercount = -98，依旧沉睡。
q6: 在写锁被拿到的情况下，新协程拿读锁，写锁协程释放，如何唤醒等待的读锁协程？
继续上面的场景，此时协程 w1 释放写锁
func (rw *rwmutex) unlock() {
// announce to readers there is no active writer.
r := atomic.addint32(&rw.readercount, rwmutexmaxreaders)
// 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()
}
在执行
atomic.addint32(&rw.readercount, rwmutexmaxreaders)
后，r = readercount = -98 + 100 = 2，代表此时有两个读协程 r1 和 r2 在等待
ps: 如果此时有一些新的协程想要拿读锁，他会因为 readercount = 2 + 1 = 3 > 0 而顺利执行下去，不会被阻塞
之后 for 循环执行两次，将协程 r1 和 协程 r2 都唤醒了。
q7: 在写锁被拿到的情况下，有两个协程分别去抢读锁和写锁，当写锁被释放时，这两个协程谁会胜利？
func (rw *rwmutex) unlock() {
// announce to readers there is no active writer.
r := atomic.addint32(&rw.readercount, rwmutexmaxreaders)
// 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()
}
由于是先唤醒读锁，再调用 w.unlock() ，因此肯定是读协程先胜利！
认为写的比较巧妙的两个点
-
readercount 与 rwmutexmaxreaders 的纠缠
通过
readercount + rwmutexmaxreaders以及readercount - rwmutexmaxreaders这两个操作可以得知当前是否有协程等待/持有写锁以及当前等待/持有读锁的协程数量 -
readercount 与 readerwait 的纠缠
在 lock() 时直接将 readercount 的值赋给 readerwait，在 readerwait = 0 而非 readercount = 0 是唤醒写协程，可以避免在 lock() 后来达到的读协程先于写协程被执行。
到此这篇关于go rwmutex的实现示例的文章就介绍到这了,更多相关go rwmutex内容请搜索www.887551.com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www.887551.com！
