本篇内容介绍了“Golang中sync.Mutex源码分析”的有关知识，在实际案例的操作过程中，不少人都会遇到这样的困境，接下来就让小编带领大家学习一下如何处理这些情况吧！希望大家仔细阅读，能够学有所成！
Mutex结构
type Mutex struct {state int32sema uint32}state 记录锁的状态，转换为二进制前29位表示等待锁的goroutine数量，后三位从左到右分别表示当前g 是否已获得锁、是否被唤醒、是否正饥饿
sema 充当临界资源，其地址作为这个锁在全局的唯一标识，所有等待这个锁的goroutine都会在阻塞前把自己的sudog放到这个锁的等待队列上，然后等待被唤醒，sema的值就是可以被唤醒的goroutine的数目，只有0和1。
常量
const (mutexLocked = 1 << iota // mutex is locked //值1，转二进制后三位为001，表示锁已被抢mutexWoken //值2，转二进制后三位为010，告诉即将释放锁的g现在已有g被唤醒mutexStarving //值4，转二进制后三位为100，表示当前处在饥饿状态mutexWaiterShift = iota //值3，表示mutex.state右移3位为等待锁的goroutine数量starvationThresholdNs = 1e6 //表示mutext切换到饥饿状态所需等待时间的阈值，1ms。）Locker接口
type Locker interface {Lock()Unlock()}下面重点看这两个方法。
加锁Lock
Lock()
func (m *Mutex) Lock() {// 第一种情况：快上锁，即此刻无人来抢锁if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, 0, mutexLocked) {if race.Enabled { //竞争检测相关，不用看race.Acquire(unsafe.Pointer(m))}return}// 第二种情况：慢上锁，即此刻有竞争对手m.lockSlow()}CompareAndSwapInt32(addr *int32, old, new int32) (swapped bool){}，go的CAS操作，底层通过调用cpu指令集提供的CAS指令实现，位置在src/runtime/internal/atomic/atomic_amd64.s/·Cas(SB)。
参数addr：变量地址
参数old：旧值
参数new：新值
原理：如果addr和old相等，则将new赋值给addr，并且返回true，否则返回false
lockSlow()
// 注释里的第一人称“我”只当前gfunc (m *Mutex) lockSlow() {var waitStartTime int64// 等待开始的时间starving := false// 我是否饥饿awoke := false// 我是否被唤醒iter := 0// 我的自旋次数old := m.state// 这个锁此时此刻所有的信息for {// 如果：锁已经被抢了 或着 正处在饥饿状态 或者 允许我自旋 那么进行自旋if old&(mutexLocked|mutexStarving) == mutexLocked && runtime_canSpin(iter) {// 如果：我没有处在唤醒态 并且 当前无g处在唤醒态 并且 // 有等待锁的g 并且CAS尝试将我置为唤醒态成功 则进行自旋 // 之所以将我置为唤醒态是为了明示那些执行完毕正在退出的g不用再去唤醒其它g了，因为只允许存在一个唤醒的g。if !awoke && old&mutexWoken == 0 && old>>mutexWaiterShift != 0 &&atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, old|mutexWoken) {awoke = true}runtime_doSpin()// 我自旋一次iter++// 我自旋次数加1old = m.statecontinue}new := old// new只是个中间态，后面的cas操作将会判断是否将这个中间态落实// 如果不是处在饥饿模式就立即抢锁if old&mutexStarving == 0 {new |= mutexLocked} // 如果锁被抢了 或者 处在饥饿模式，那就去排队if old&(mutexLocked|mutexStarving) != 0 {new += 1 << mutexWaiterShift// 等待锁的goroutine数量加1}// 如果我现在饥渴难耐 而且 锁也被抢走了，那就立即将锁置为饥饿模式if starving && old&mutexLocked != 0 {new |= mutexStarving}if awoke {if new&mutexWoken == 0 {throw("sync: inconsistent mutex state")} // 释放我的唤醒态 // 因为后面我要么抢到锁要么被阻塞，都不是处在和唤醒态new &^= mutexWoken} //此处CAS操作尝试将new这个中间态落实if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {if old&(mutexLocked|mutexStarving) == 0 {break // 抢锁成功！}// queueLifo我之前有没有排过队queueLifo := waitStartTime != 0if waitStartTime == 0 {waitStartTime = runtime_nanotime()} //原语：如果我之前排过队，这次就把我放到等待队列队首，否则把我放到队尾，并将我挂起runtime_SemacquireMutex(&m.sema, queueLifo, 1) // 刚被唤醒的我先判断自己是不是饥饿了，如果我等待锁的时间小于starvationThresholdNs（1ms），那就不饿starving = starving || runtime_nanotime()-waitStartTime > starvationThresholdNsold = m.stateif old&mutexStarving != 0 {// 我一觉醒来发觉锁正处在饥饿状态，苍天有眼这个锁属于我了，因为饥饿状态绝对没有人跟我抢锁if old&(mutexLocked|mutexWoken) != 0 || old>>mutexWaiterShift == 0 {throw("sync: inconsistent mutex state")} // delta是一个中间状态，atomic.AddInt32方法将给锁落实这个状态delta := int32(mutexLocked - 1<<mutexWaiterShift)if !starving || old>>mutexWaiterShift == 1 { // 如果现在我不饥饿或者等待锁的就我一个，那么就将锁切换到正常状态。 // 饥饿模式效率很低，而且一旦有两个g把mutex切换为饥饿模式，那就会死锁。delta -= mutexStarving} // 原语：给锁落实delta的状态。atomic.AddInt32(&m.state, delta) // 我拿到锁啦break} // 把我的状态置为唤醒，我将继续去抢锁awoke = true // 把我的自旋次数置0，我又可以自旋抢锁啦iter = 0} else { // 继续去抢锁old = m.state}} // 竞争检测的代码，不管if race.Enabled {race.Acquire(unsafe.Pointer(m))}}runtime_canSpin(iter) 判断当前g可否自旋，已经自旋过iter次
func sync_runtime_canSpin(i int) bool {// 可自旋的条件： // 1.多核cpu // 2.GOMAXPROCS > 1 且 至少有一个其他的p在运行 且 该p的本地runq为空 // 3.iter小于最大自旋次数active_spin = 4if i >= active_spin || ncpu <= 1 || gomaxprocs <= int32(sched.npidle+sched.nmspinning)+1 { return false} if p := getg().m.p.ptr(); !runqempty(p) {return false}return true}runtime_doSpin()通过调用procyield(n int32)方法来实现空耗CPU，n乃空耗CPU的次数。
//go:linkname sync_runtime_doSpin sync.runtime_doSpin//go:nosplitfunc sync_runtime_doSpin() {procyield(active_spin_cnt)}procyield(active_spin_cnt) 的底层通过执行PAUSE指令来空耗30个CPU时钟周期。
TEXT runtime·procyield(SB),NOSPLIT,$0-0MOVLcycles+0(FP), AXagain:PAUSESUBL$1, AXJNZagainRETruntime_SemacquireMutex(&m.sema, queueLifo, 1) 将当前g放到mutex的等待队列中去
//go:linkname sync_runtime_SemacquireMutex sync.runtime_SemacquireMutexfunc sync_runtime_SemacquireMutex(addr *uint32, lifo bool, skipframes int) {semacquire1(addr, lifo, semaBlockProfile|semaMutexProfile, skipframes)}semacquire1(addr *uint32, lifo bool, profile semaProfileFlags, skipframes int) 若lifo为true，则把g放到等待队列队首，若lifo为false，则把g放到队尾
atomic.AddInt32(int32_t *val, int32_t delta) 原语：给t加上t_delta
uint32_tAddUint32 (uint32_t *val, uint32_t delta){ return __atomic_add_fetch (val, delta, __ATOMIC_SEQ_CST);}解锁Unlock
Unlock
func (m *Mutex) Unlock() {if race.Enabled {_ = m.staterace.Release(unsafe.Pointer(m))}// 如果没有g在等待锁则立即释放锁new := atomic.AddInt32(&m.state, -mutexLocked)if new != 0 {// 如果还有g在等待锁，则在锁释放后需要做一点收尾工作。m.unlockSlow(new)}}unlockSlow
func (m *Mutex) unlockSlow(new int32) {if (new+mutexLocked)&mutexLocked == 0 {throw("sync: unlock of unlocked mutex")} // 如果锁处在正常模式下if new&mutexStarving == 0 {old := newfor {// 如果锁正处在正常模式下，同时 没有等待锁的g 或者 已经有g被唤醒了 或者 锁已经被抢了，就什么也不用做直接返回// 如果锁正处在饥饿模式下，也是什么也不用做直接返回if old>>mutexWaiterShift == 0 || old&(mutexLocked|mutexWoken|mutexStarving) != 0 {return}// 给锁的唤醒标志位置1，表示已经有g被唤醒了，Mutex.state后三位010new = (old - 1<<mutexWaiterShift) | mutexWokenif atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) { // 唤醒锁的等待队列头部的一个g // 并把g放到p的funq尾部runtime_Semrelease(&m.sema, false, 1)return}old = m.state}} else {// 锁处在饥饿模式下，直接唤醒锁的等待队列头部的一个g//因为在饥饿模式下没人跟刚被唤醒的g抢锁，所以不用设置锁的唤醒标志位runtime_Semrelease(&m.sema, true, 1)}}runtime_Semrelease(&m.sema, false, 1) 用来释放mutex等待队列上的一个g
//go:linkname sync_runtime_Semrelease sync.runtime_Semreleasefunc sync_runtime_Semrelease(addr *uint32, handoff bool, skipframes int) {semrelease1(addr, handoff, skipframes)}semrelease1(addr, handoff, skipframes) 参数handoff若为true，则让被唤醒的g立刻继承当前g的时间片继续执行。若handoff为false，则把刚被唤醒的g放到当前p的runq中。
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