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  • 互斥锁基本原理互斥锁是一个二元变量,其状态为开锁(允许0)和上锁(禁止1),将某个共享资源与某个特定互斥锁在逻辑上绑定(要申请该资源必须先获取锁)。访问公共资源前,必须申请该互斥锁,若处于开锁状态,则申请到锁...

    互斥锁基本原理

    互斥锁是一个二元变量,其状态为开锁(允许0)和上锁(禁止1),将某个共享资源与某个特定互斥锁在逻辑上绑定(要申请该资源必须先获取锁)。访问公共资源前,必须申请该互斥锁,若处于开锁状态,则申请到锁对象,并立即占有该锁,以防止其他线程访问该资源;如果该互斥锁处于锁定状态,则阻塞当前线程。

    只有锁定该互斥锁的进程才能释放该互斥锁,其他线程试图释放无效。

    接口pthread_mutex_init;初始化互斥锁

    当然可以用宏PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER来初始化静态分配的互斥锁(全局锁);

    pthread_mutex_lock;申请互斥锁

    pthread_mutex_unlock;释放互斥锁

    实现原理futex

    futex(快速用户区互斥的简称)是一个在Linux上实现锁定和构建高级抽象锁如信号量和POSIX互斥的基本工具。它们第一次出现在内核开发的2 5 7版;其语义在2 5 40固定下来,然后在2 6 x系列稳定版内核中出现。

    Futex 是fast userspace mutex的缩写,意思是快速用户空间互斥体。Linux内核把它们作为快速的用户空间的锁和信号量的预制构件提供给开发者。Futex非常基础,借助其自身的优异性能,构建更高级别的锁的抽象,如POSIX互斥体。大多数程序员并不需要直接使用Futex,它一般用来实现像NPTL这样的系统库。

    Futex 由一块能够被多个进程共享的内存空间(一个对齐后的整型变量)组成;这个整型变量的值能够通过汇编语言调用CPU提供的原子操作指令来增加或减少,并且一个进程可以等待直到那个值变成正数。Futex 的操作几乎全部在应用程序空间完成;只有当操作结果不一致从而需要仲裁时,才需要进入操作系统内核空间执行。这种机制允许使用 futex 的锁定原语有非常高的执行效率:由于绝大多数的操作并不需要在多个进程之间进行仲裁,所以绝大多数操作都可以在应用程序空间执行,而不需要使用(相对高代价的)内核系统调用。

    futex保存在用户空间的共享内存中,并且通过原子操作进行操作。在大部分情况下,资源不存在争用的情况下,进程或者线程可以立刻获得资源成功,实际上就没有必要调用系统调用,陷入内核了。实际上,futex的作用就在于减少系统调用的次数,来提高系统的性能。

    伪代码:pthread_mutex_lock:

    atomic_dec(pthread_mutex_t.value);

    if(pthread_mutex_t.value!=0)

    futex(WAIT)

    else

    success

    pthread_mutex_unlock:

    atomic_inc(pthread_mutex_t.value);

    if(pthread_mutex_t.value!=1)

    futex(WAKEUP)

    else

    success

    互斥锁使用注意事项临界资源保护的使用场景,不要乱用,锁的使用是会消耗资源的(获取锁,如果获取不到会线程切换,切换需要将工作环境入栈,这就造成cpu的浪费。而且回到当前线程运行可能已经不止10ms了)

    获取锁之后不要sleep太久

    不要交叉使用两把锁,然后死锁

    锁不要保护的太大,够用就行

    业务需求是否能接受线程的切换所造成的实时性的损失(默认10ms)

    总结

    注意事项中,没有用实例来展示,大家思考下就OK了。ps:明天我们聊一聊信号量。

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  • 互斥锁sync.MutexMutex概括Mutex.state状态标识Mutex源码剖析 Mutex概括 Mutex(Mutual exclusion),Go中Mutex的数据结构是这样的,因为足够简单,所以不需要额外的初始化,零值就是一个有效的互斥锁,处于Unlocked...

    前言

    浅谈Golang互斥锁sync.Mutex

    Mutex概括

    在这里插入图片描述

    Mutex(Mutual exclusion),Go中Mutex的数据结构是这样的,因为足够简单,所以不需要额外的初始化,零值就是一个有效的互斥锁,处于Unlocked状态。state存储的是互斥锁的状态,加锁和解锁,都是通过atomic包提供的函数原子性,操作该字段。sema用作一个信号量,主要用于等待队列。
    在这里插入图片描述

    Mutex有两种模式,在正常模式下,一个尝试加锁的goroutine会先自旋四次,自旋锁(如果不成功就一直尝试),尝试通过原子操作获得锁,若几次自旋之后仍不能获得锁,则通过信号量排队等待。

    在这里插入图片描述

    所有等待者会按照先入先出FIFO的顺序排队。

    在这里插入图片描述

    但是当锁被释放,第一个等待者被唤醒后并不会直接拥有锁,而是需要和后来者竞争,也就是那些处于自旋阶段,尚未排队等待的goroutine。这种情况下后来者更有优势,一方面,它们正在CPU上运行,自然比刚被唤醒的goroutine更有优势,另一方面处于自旋状态的goroutine可以有很多,而被唤醒的goroutine每次只有一个,所以被唤醒的goroutine有很大概率拿不到锁。这种情况下它会被重新插入到队列的头部,而不是尾部

    在这里插入图片描述

    而当一个goroutine本次加锁等待时间超过了1ms后,它会把当前Mutex从正常模式切换至“饥饿模式”。
    在这里插入图片描述

    在饥饿模式下,Mutex的所有权从执行Unlock的goroutine,直接传递给等待队列头部的goroutine,后来者不会自旋,也不会尝试获得锁,即使Mutex处于Unlocked的状态。它们会直接到队列的尾部排队等待。

    在这里插入图片描述

    当一个等待者获得锁之后,它会在以下两种情况时,将Mutex由饥饿模式切换回正常模式。

    • 第一种情况是它的等待时间小于1ms,也就是它刚来不久
    • 第二种情况是它是最后一个等待者,等待队列已经空了,后面自然就没有饥饿的goroutine了

    在这里插入图片描述

    综上所述,在正常模式下自旋和排队是同时存在的,执行lock的goroutine会先一边自旋,尝试4次后如果还没拿到锁,就需要去排队等待了,这种排队之前先让大家来抢的模式,能够有更高的吞吐量,因为频繁的挂起,唤醒goroutine会带来较多的开销。但是又不能无限制的自旋,要把自旋的开销控制在较小的范围内,所以在正常模式下,Mutex有更好的性能。 但是可能会出现队列尾端的goroutine迟迟抢不到锁(尾端延迟)的情况。

    在这里插入图片描述

    而饥饿模式不再尝试自旋,所有goroutine都要排队,严格的FIFO,对于防止出现尾端延迟来讲特别重要。

    Mutex.state状态标识

    在这里插入图片描述

    首先来看一下关于Mutex.state的几个常量定义,state是int32类型,其中第一个位用作锁状态标识,1表示已加锁,对应掩码常量为mutexLocked,第二位用于记录是否已有goroutine被唤醒了,1表示已唤醒,对应掩码常量为mutexWoken,第三位表示Mutex的工作模式,0代表正常模式,1代表饥饿模式,对应掩码常量为mutexStartving ,而常量mutexWaiterShift等于3,表示除了低三位以外,state的其它位用来记录有多少个等待者在排队。

    在这里插入图片描述

    来看一下lock和unlock的方法,精简掉了注释和部分race检测相关代码,两个方法中主要是通过atomic函数来实现了Fast path。相应的Slow path被单独放在了lockSlow和unlockSlow方法中。根据源码注释的说法,这样是为了便于编译器堆Fast path进行内联优化。

    Lock的Fast path期望Mutex处于Unlocked状态,没有goroutine在排队,更不会饥饿,理想状态下,一个CAS操作就可以获得锁,但是如果CAS操作没能获得锁,就需要进入Slow path,也就是lockSlow方法。

    Unlock方法同理,首先通过原子操作从state中减去mutexLocked,也就是释放锁,然后根据state的新值来判断是否需要执行Slow path。如果新值为0,也就意味着没有其他goroutine在排队, 所以不需要执行额外操作,如果新值不为0,那就需要进入slow path,看看是不是需要唤醒某个goroutine。lock和unlock的fast path就是这样,接下来展开slow path的主要逻辑。

    Mutex源码剖析

    在这里插入图片描述

    当一个goroutine尝试给mutex加锁时,如果其他goroutine已经加了锁还没有释放,而且当前mutex工作在正常模式下,是不是就要开始自旋了呢?

    在这里插入图片描述

    不一定,因为如果当前是单核场景,自旋的goroutine在等待持有锁的goroutine释放锁,而持有锁的goroutine在等待自旋的goroutine让出CPU,这种情况下自旋是没有意义的。而且如果GOMAXPROCS=1,或者当前没有其它正在运行的P,也和单核场景类似,同样不需要自旋。除此之外,如果当前P的本地runq不为空,相较于自旋而言,切换到本地runq更有效率,所以为保障吞吐量也不会自旋。

    最终,只有在多核场景下,且GOMAXPROCS>1,至少有一个其他的P处于running,当前P的本地runq为空的情况下,才可以自旋。

    在这里插入图片描述

    进入自旋的goroutine会先去争抢mutex的唤醒标识位(自旋G与等待队列第一个G就是在此竞争),设置mutexWoken标识位的目的是,在正常模式下,告知持有锁的goroutine,在unlock的时候不用再唤醒其他goroutine了,已经有goroutine在这里等待,以免唤醒太多的等待协程。mutex中的自旋,底层是通过procyield循环执行30次PAUSE,自旋次数上限为4,而且每自旋一次都要重新判断是否可以继续自旋。

    在这里插入图片描述

    如果锁被释放了,或者锁进入了饥饿模式,亦或者已经自旋了4次,都会结束自旋。结束自旋或者根本不用自旋的goroutine,就该尝试原子操作修改mutex的状态了。把此时mutex.state保存了old中,把要修改为的新state记为new。

    • 如果old处于饥饿模式或者加锁状态,goroutine就得去排队,所以在这些情况下排队规模要加1.
    • 如果是正常模式,就要尝试设置lock位,所以最后一位要置为1
    • 如果当前goroutine等待的时间已经超过1ms,而且锁还没被释放,就要将mutex的状态切换为饥饿模式,这里之所有还要求锁没被释放,是因为如果锁已经释放了,那怎么都得去抢一次啊,要是直接进入饥饿模式就只能去排队了。
    • 在执行原子操作修改state之前,若是当前goroutine持有唤醒标识的话,还要将唤醒标识位重置。

    把排队规模和几个标志位都设置好以后,在执行原子操作修改state之前,若是当前goroutine持有唤醒标识的话,还要将唤醒标识位重置。因为接下来无论是要去抢锁,还是单纯的去排队,如果原子操作成功了,那么要么是成功抢到了锁,要么是成功进到了等待队列里。当前goroutine都不再是被唤醒的goroutine了,所以要释放唤醒标识。
    在这里插入图片描述

    而如果原子操作不成功,也就意味着其他goroutine在我们保存mutex.state到old以后,又修改了state的值,当前goroutine就要回过头去,继续从自旋检测这里开始再次尝试。所以也需要释放自己之前抢到的唤醒标识位,从头再来。

    在这里插入图片描述

    继续展开这个原子操作成功的分支,如果是抢锁操作成功了,那么加锁的slow path就可以宣告结束了。

    如果是排队的规模设置成功了,还要决定是排在等待队列头部还是尾部,如果当前goroutine已经排过队,是在unlock中唤醒的,那就排在等待队列头部。

    如果是第一次排队,就排到最后,并且从第一次排队开始记录当前goroutine的等待时间。

    在这里插入图片描述

    接下来就会让出,进到等待队列里面了(runtime_SemacquireMutex(&m.sema, queueLifo, 1)),队列里的goroutine被唤醒时(unlock),要从上次让出的地方(39行,runtime_SemacquireMutex的下面)开始继续执行,接下来会判断,如果mutex处在正常模式,那就接着从自旋开始抢锁,如果唤醒后的mutex处在饥饿模式,那就没有其他goroutine会和自己抢了,锁已经轮到自己这里,只需要把mutex.state中lock标识位设置为加锁,把等待队列规模减去1,再看看是不是要切换到正常模式,也就是自己的等待时间是不是小于1ms,或者等待队列已经空了,最后设置好mutex.state就一切ok了,这就是加锁操作的slow path。

    在这里插入图片描述

    接下来看unlock的slow path,进到unlock的slow path,说明除去lock标识为以外,剩下的位不全为0,如果处在正常模式,若等待队列为空,或已经有goroutine被唤醒或者获得了锁,或者锁进入了饥饿模式,那就不需要唤醒某个goroutine了,直接返回即可。否则就要尝试抢占mutexWoken标识位,获取唤醒一个goroutine的权利,抢占成功后,就会通过runtime_Semrelease函数唤醒一个goroutine,如果抢占不成功就进行循环尝试,直到等待队列为空,或已经有goroutine被唤醒或者获得了锁,或者锁进入了饥饿模式,则退出循环,而在饥饿模式下,后来的goroutine不会争抢锁,而是直接排队,锁的所有权是直接从执行unlock的goroutine,传递给等待队列中首个等待者的,所以不用抢占mutexWoken标识位。

    第一个等待者唤醒后,会继承当前goroutine的时间片立刻开始运行,也就是继续lockSlow中这里,goroutine被唤醒以后的逻辑,这就是unlock的slow path。

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  • 参考回答: 1、互斥锁和读写锁区别:互斥锁:mutex,用于保证在任何时刻,都只能有一个线程访问该对象。当获取锁操作失败时,线程会进入睡眠,等待锁释放时被唤醒。读写锁:rwlock,分为读锁和写锁。处于读操作时,...

    参考回答: 1、互斥锁和读写锁区别:

    互斥锁:mutex,用于保证在任何时刻,都只能有一个线程访问该对象。当获取锁操作失败时,线程会进入睡眠,等待锁释放时被唤醒。

    读写锁:rwlock,分为读锁和写锁。处于读操作时,可以允许多个线程同时获得读操作。但是同一时刻只能有一个线程可以获得写锁。其它获取写锁失败的线程都会进入睡眠状态,直到写锁释放时被唤醒。 注意:写锁会阻塞其它读写锁。当有一个线程获得写锁在写时,读锁也不能被其它线程获取;写者优先于读者(一旦有写者,则后续读者必须等待,唤醒时优先考虑写者)。适用于读取数据的频率远远大于写数据的频率的场合。

    互斥锁和读写锁的区别:

    1)读写锁区分读者和写者,而互斥锁不区分

    2)互斥锁同一时间只允许一个线程访问该对象,无论读写;读写锁同一时间内只允许一个写者,但是允许多个读者同时读对象。

    2、Linux的4种锁机制:

    互斥锁:mutex,用于保证在任何时刻,都只能有一个线程访问该对象。当获取锁操作失败时,线程会进入睡眠,等待锁释放时被唤醒

    读写锁:rwlock,分为读锁和写锁。处于读操作时,可以允许多个线程同时获得读操作。但是同一时刻只能有一个线程可以获得写锁。其它获取写锁失败的线程都会进入睡眠状态,直到写锁释放时被唤醒。 注意:写锁会阻塞其它读写锁。当有一个线程获得写锁在写时,读锁也不能被其它线程获取;写者优先于读者(一旦有写者,则后续读者必须等待,唤醒时优先考虑写者)。适用于读取数据的频率远远大于写数据的频率的场合。

    自旋锁:spinlock,在任何时刻同样只能有一个线程访问对象。但是当获取锁操作失败时,不会进入睡眠,而是会在原地自旋,直到锁被释放。这样节省了线程从睡眠状态到被唤醒期间的消耗,在加锁时间短暂的环境下会极大的提高效率。但如果加锁时间过长,则会非常浪费CPU资源。

    RCU:即read-copy-update,在修改数据时,首先需要读取数据,然后生成一个副本,对副本进行修改。修改完成后,再将老数据update成新的数据。使用RCU时,读者几乎不需要同步开销,既不需要获得锁,也不使用原子指令,不会导致锁竞争,因此就不用考虑死锁问题了。而对于写者的同步开销较大,它需要复制被修改的数据,还必须使用锁机制同步并行其它写者的修改操作。在有大量读操作,少量写操作的情况下效率非常高。

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  • 所谓的,在计算机里本质上就是一块内存空间。当这个空间被赋值为 1 的时候表示加锁了,被赋值为 0 的时候表示解锁了,仅此而已。 多个线程抢一个,就是抢着要把这块内存赋值为 1 。在一个多核环境里,内存空间...

    零、前言

    所谓的锁,在计算机里本质上就是一块内存空间。当这个空间被赋值为 1 的时候表示加锁了,被赋值为 0 的时候表示解锁了,仅此而已。

    多个线程抢一个锁,就是抢着要把这块内存赋值为 1 。在一个多核环境里,内存空间是共享的,每个核上各跑一个线程,那如何保证一次只有一个线程成功抢到锁呢?你或许已经猜到了,这必须要硬件的某种保证。

    在单核的情况下,关闭 CPU 中断,使其不能暂停当前请求而处理其他请求,从而达到赋值“锁”对应的内存空间的目的。

    在多核的情况下,使用锁总线和缓存一致性技术(详情看这里),可以实现在单一时刻,只有某个CPU里面某一个核能够赋值“锁”对应的内存空间,从而达到锁的目的。

    实际上 mutex 底层的实现 API 为 Futex

    一、什么是 Futex ?

    Futex 是 Fast Userspace Mutexes 的缩写。

    Futex 按英文翻译过来就是快速用户空间互斥体。其设计思想其实不难理解,在传统的 Unix 系统中,System V IPC(inter process communication),如 semaphores,msgqueues,sockets 还有文件锁机制(flock())等进程间同步机制都是对一个内核对象操作来完成的,这个内核对象对要同步的进程都是可见的,其提供了共享的状态信息和原子操作。当进程间要同步的时候必须要通过系统调用(如semop())在内核中完成。可是经研究发现,很多同步是无竞争的,即某个进程进入互斥区,到再从某个互斥区出来这段时间,常常是没有进程也要进这个互斥区或者请求同一同步变量的。但是在这种情况下,这个进程也要陷入内核去看看有没有人 和它竞争,退出的时侯还要陷入内核去看看有没有进程等待在同一同步变量上。这些不必要的系统调用(或者说内核陷入)造成了大量的性能开销。

    为了解决上述这个问题,Futex 就应运而生,Futex 是一种用户态和内核态混合的同步机制。首先,同步的进程间通过 mmap 共享一段内存,futex 变量就位于这段共享的内存中且操作是原子的,当进程尝试进入互斥区或者退出互斥区的时候,先去查看共享内存中的 futex 变量,如果没有竞争发生,则只修改 futex,而不用再执行系统调用了。当通过访问 futex 变量告诉进程有竞争发生,则还是得执行系统调用去完成相应的处理(wait 或者 wake up)。简单的说,futex 就是通过在用户态的检查,(motivation)如果了解到没有竞争就不用陷入内核了,大大提高了 low-contention 时候的效率。 Linux 从 2.5.7 开始支持 Futex 。

    二、Futex 系统调用

    Futex 是一种用户态和内核态混合机制,所以需要两个部分合作完成,linux 上提供了 sys_futex 系统调用,对进程竞争情况下的同步处理提供支持。其原型和调用号为

        #include <linux/futex.h>
        #include <sys/time.h>
        int futex (int *uaddr, int op, int val, const struct timespec *timeout,int *uaddr2, int val3);
        #define __NR_futex              240

    虽然参数有点长,其实常用的就是前面三个,后面的 timeout 大家都能理解,其他的也常被 ignore。

    uaddr 就是用户态下共享内存的地址,里面存放的是一个对齐的整型计数器。

    op 存放着操作类型。定义的有 5 种,这里我简单的介绍一下两种,剩下的感兴趣的自己去 man futex

    •     FUTEX_WAIT:原子性的检查 uaddr 中计数器的值是否为 val,如果是则让进程休眠,直到 FUTEX_WAKE 或者超时(time-out)。也就是把进程挂到 uaddr 相对应的等待队列上去。

    •     FUTEX_WAKE:最多唤醒 val 个等待在 uaddr 上进程。

    可见 FUTEX_WAIT 和 FUTEX_WAKE 只是用来挂起或者唤醒进程,当然这部分工作也只能在内核态下完成。有些人尝试着直接使用 futex 系统调用来实现进程同步,并寄希望获得 futex 的性能优势,这是有问题的。应该区分 futex 同步机制和 futex 系统调用。futex 同步机制还包括用户态下的操作,我们将在下节提到。

    三、Futex 同步机制

    所有的 futex 同步操作都应该从用户空间开始,首先创建一个 futex 同步变量,也就是位于共享内存的一个整型计数器。

    当进程尝试持有锁或者要进入互斥区的时候,对 futex 执行"down"操作,即原子性的给 futex 同步变量减 1。如果同步变量变为 0,则没有竞争发生, 进程照常执行。如果同步变量是个负数,则意味着有竞争发生,需要调用 futex 系统调用的 futex_wait 操作休眠当前进程。

    当进程释放锁或者要离开互斥区的时候,对 futex 进行"up"操作,即原子性的给 futex 同步变量加 1 。如果同步变量由 0 变成 1 ,则没有竞争发生,进程照常执行。如果加之前同步变量是负数,则意味着有竞争发生,需要调用 futex 系统调用的 futex_wake 操作唤醒一个或者多个等待进程。

    这里的原子性加减通常是用 CAS(Compare and Swap)完成的,与平台相关。CAS的基本形式是:CAS(addr、old、new),当 addr 中存放的值等于 old 时,用 new 对其替换。在 x86 平台上有专门的一条指令来完成它:cmpxchg 。

    可见:futex 是从用户态开始,由用户态和核心态协调完成的。

    四、进 / 线程利用 futex 同步

    进程或者线程都可以利用 futex 来进行同步。

    对于线程,情况比较简单,因为线程共享虚拟内存空间,虚拟地址就可以唯一的标识出 futex 变量,即线程用同样的虚拟地址来访问 futex 变量。

    对于进程,情况相对复杂,因为进程有独立的虚拟内存空间,只有通过 mmap() 让它们共享一段地址空间来使用 futex 变量。每个进程用来访问 futex 的 虚拟地址可以是不一样的,只要系统知道所有的这些虚拟地址都映射到同一个物理内存地址,并用物理内存地址来唯一标识 futex 变量。

    五、小结

    1. Futex 变量的特征:1)位于共享的用户空间中;2)是一个32位的整型;3)对它的操作是原子的。
    2. Futex 在程序 low-contention 的时候能获得比传统同步机制更好的性能。
    3. 不要直接使用 Futex 系统调用。
    4. Futex 同步机制可以用于进程间同步,也可以用于线程间同步。

    关于 Futex 部分转载于:https://www.cnblogs.com/ck1020/p/6666298.html

    (SAW:Game Over!)
     

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    不会一直等下去)(tryLock方法,传入时间参数,表示等待指定的时间) 建议在高并发量情况下使用ReentrantLock(依赖于特殊的CPU指令) 一、概述 Concurrent 包中和互斥锁(ReentrantLock)相关类之间的继承层次 ...

空空如也

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互斥锁的底层原理

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