Go语言读写锁RWMutex的源码分析
目录
- 前言
- RWMutex 总览
- 深入源码
- 数据结构
- RLock()
- RUnhttp://www.devze.comlock()
- Lock()
- Unlock()
- 常见问题
- 实战一下
前言
在前面两篇文章中 初见 Go Mutex 、Go Mutex 源码详解,我们学习了 Go语言 中的 Mutex
,它是一把互斥锁,每次只允许一个 goroutine
进入临界区,可以保证临界区资源的状态正确性。但是有的情况下,并不是所有 goroutine
都会修改临界区状态,可能只是读取临界区的数据,如果此时还是需要每个 goroutine
拿到锁依次进入的话,效率就有些低下了。例如房间里面有一幅画,有人想修改,有人只是想看一下,完全可以放要看的一部分人进去,等他们看完再让修改的人进去修改,这样既提高了效率,也保证了临界区资源的安全。看和修改,对应的就是读和写,本篇文章我们就一起来学习下 Go语言 中的读写锁sync.RWMutex
。
说明:本文中的示例,均是基于Go1.17 64位机器
RWMutex 总览
RWMutex
是一个读/写互斥锁,在某一时刻只能由任意数量的 reader
持有 或者 一个 writer 持有。也就是说,要么放行任意数量的 reader,多个 reader 可以并行读;要么放行一个 writer,多个 wriphpter 需要串行写。
RWMutex 对外暴露的方法有五个:
- RLock():读操作获取锁,如果锁已经被
writer
占用,会一直阻塞直到writer
释放锁;否则直接获得锁; - RUnlock():读操作完毕之后释放锁;
- Lock():写操作获取锁,如果锁已经被
reader
或者writer
占用,会一直阻塞直到获取到锁;否则直接获得锁; - Unlock():写操作完毕之后释放锁;
- RLocker():返回读操作的
Locker
对象,该对象的Lock()
方法对应RWMutex
的RLock()
,Unlock()
方法对应RWMutex
的RUnlock()
方法。
一旦涉及到多个 reader 和 writer ,就需要考虑优先级问题,是 reader 优先还是 writer 优先:
- reader优先:只要有 reader 要进行读操作,writer 就一直等待,直到没有 reader 到来。这种方式做到了读操作的并发,但是如果 reader 持续到来,会导致 writer 饥饿,一直不能进行写操作;
- writer优先:只要有 writer 要进行写操作,reader 就一直等待,直到没有 writer 到来。这种方式提高了写操作的优先级,但是如果 writer 持续到来,会导致 reader 饥饿,一直不能进行读操作;
- 没有优先级:按照先来先到的顺序,没有谁比谁更优先,这种相对来说会更公平。
我们先来看下 RWMutex 的运行机制,就可开发者_JS教程以知道它的优先级是什么了。
可以想象 RWMutex 有两个队伍,一个是包含 所有reader 和你获得准入权writer 的 队列A,一个是还没有获得准入权 writer 的 队列pythonB。
- 队列 A 最多只允许有 一个writer,如果有其他 writer,需要在 队列B 等待;
- 当一个 writer 到了 队列A 后,只允许它 之前的reader 执行读操作,新来的 reader 需要在 队列A 后面排队;
- 当前面的 reader 执行完读操作之后,writer 执行写操作;
- writer 执行完写操作后,让 后面的reader 执行读操作,再唤醒队列B 的一个 writer 到 队列A 后面排队。
初始时刻 队列A 中 writer W1
前面有三个 reader,后面有两个 reader,队列B中有两个 writer
RWMutex运行示例:初始时刻
并发读 多个 reader 可以同时获取到读锁,进入临界区进行读操作;writer W1
在 队列A 中等待,同时又来了两个 reader,直接在 队列A 后面排队
RWMutex运行示例:并发读
写操作 W1
前面所有的 reader 完成后,W1
获得锁,进入临界区操作
RWMutex运行示例:写操作
获得准入权 W1
完成写操作退出,先让后面排队的 reader 进行读操作,然后从 队列B 中唤醒&编程客栈nbsp;W2
到 队列A 排队。W2
从 队列B 到 队列A 的过程中,R8
先到了 队列A,因此 R8
可以执行读操作。R9
、R10
、R11
在 W2
之后到的,所以在后面排队;新来的 W4
直接在队列B 排队。
RWMutex运行示例:获得准入权
从上面的示例可以看出,RWMutex
可以看作是没有优先级,按照先来先到的顺序去执行,只不过是 多个reader 可以 并行 去执行罢了。
深入源码
数据结构
typeRWMutexstruct{ wMutex//控制writer在队列B排队 writerSemuint32//写信号量,用于等待前面的reader完成读操作 readerSemuint32//读信号量,用于等待前面的writer完成写操作 readerCountint32//reader的总数量,同时也指示是否有writer在队列A中等待 readerWaitint32//队列A中writer前面reader的数量 } //允许最大的reader数量 constrwmutexMaxReaders=1<<30
上述中的几个变量,比较特殊的是 readerCount
,不仅表示当前 所有reader
的数量,同时表示是否有 writer
在队列A中等待。当 readerCount
变为 负数
时,就代表有 writer 在队列A 中等待了。
- 当有 writer 进入 队列A 后,会将
readerCount
变为负数,即readerCount = readerCount - rwmutexMaxReaders
,同时利用readerWait
变量记录它前面有多少个 reader; - 如果有新来的 reader,发现
readerCount
是负数,就会直接去后面排队; - writer 前面的 reader 在释放锁时,会将
readerCount
和readerWait
都减一,当 readerWait==0 时,表示 writer 前面的所有 reader 都执行完了,可以让 writer 执行写操作了; - writer 执行写操作完毕后,会将 readerCount 再变回正数,
readerCount = readerCount + rwmutexMaxReaders
。
举例:假设当前有两个 reader,readerCount = 2;允许最大的reader 数量为 10
- 当 writer 进入队列A 时,readerCount = readerCount - rwmutexMaxReaders = -8,readerWait = readerCount = 2
- 如果再来 3 个reader,readerCount = readerCount + 3 = -5
- 获得读锁的两个reader 执行完后,readerCount = readerCount - 2 = -7,readerWait = readerWait-2 =0,writer 获得锁
- writer 执行完后,readerCount = readerCount + rwmutexMaxReaders = 3,当前有 3个 reader
RLock()
reader 执行读操作之前,需要调用 RLock() 获取锁
func(rw*RWMutex)RLock(){ //reader加锁,将readerCount加一,表示多了个reader ifatomic.AddInt32(&rw.readerCount,1)<0{ //如果readerCount<0,说明有writer在自己前面等待,排队等待读信号量 runtime_SeMACquireMutex(&rw.readerSem,false,0) } }
RUnlock()
reader 执行完读操作后,调用 RUnlock() 释放锁
func(rw*RWMutex)RUnlock(){ //reader释放锁,将readerCount减一,表示少了个reader ifr:=atomic.AddInt32(&rw.readerCount,-1);r<0{ //如果readerCount<0,说明有writer在自己后面等待,看是否要让writer运行 rw.rUnlockSlow(r) } }
func(rw*RWMutex)rUnlockSlow(rint32){ //将readerWait减一,表示前面的reader少了一个 ifatomic.AddInt32(&rw.readerWait,-1)==0{ //如果readerWait变为了0,那么自己就是最后一个完成的reader //释放写信号量,让 writer 运行 runtime_Semrelease(&rw.writerSem,false,1) } }
Lock()
writer 执行写操作之前,调用 Lock() 获取锁
func(rw*RWMutex)Lock(){ //利用互斥锁,如果前面有 writer,那么就需要等待互斥锁,即在队列B 中排队等待;如果没有,可以直接进入队列A 排队 rw.w.Lock() //atomic.AddInt32(&rw.readerCount,-rwmutexMaxReaders)将readerCount变成了负数 //再加rwmutexMaxReaders,相当于r=readerCount,r就是writer前面的reader数量 r:=atomic.AddInt32(&rw.readerCount,-rwmutexMaxReaders)+rwmutexMaxReaders //如果r!=0,表示自己前面有reader,那么令readerWait=r,要等前面的reader运行完 ifr!=0&&atomic.AddInt32(&rw.readerWait,r)!=0{ runtime_SemacquireMutex(&rw.writerSem,false,0) } }
Lock()
和 RUnlock()
是会并发进行的:
- 如果 Lock() 将 readerCount 变为负数后,假设 r=3,表示加入的那一刻前面有三个 reader,还没有赋值 readerWait CPU 就被强占了,readerWait = 0;
- 假设此时三个 reader 的 RUnlock() 会进入到 rUnlockSlow() 逻辑,每个 reader 都将 readerWait 减一, readerWait 会变成负数,此时不符合唤醒 writer 的条件;
- 三个 reader 运行完之后,此时 readerWait = -3, Lock() 运行到 atomic.Adhttp://www.devze.comdInt32(&rw.readerWait, r) = -3+3 =0,也不会休眠,直接获取到锁,因为前面的 reader 都运行完了。
这就是为什么 rUnlockSlow()
要判断 atomic.AddInt32(&rw.readerWait, -1) == 0
以及 Lock()
要判断 atomic.AddInt32(&rw.readerWait, r) != 0
的原因。
Unlock()
writer 执行写操作之后,调用 Lock() 释放锁
func(rw*RWMutex)Unlock(){ //将readerCount变为正数,表示当前没有writer在队列A等待了 r:=atomic.AddInt32(&rw.readerCount,rwmutexMaxReaders) //将自己后面等待的reader唤醒,可以进行读操作了 fori:=0;i<int(r);i++{ runtime_Semrelease(&rw.readerSem,false,0) } //释放互斥锁,如果队列B有writer,相当于唤醒一个来队列A 排队 rw.w.Unlock() }
writer 对 readerCount 一加一减,不会改变整体状态,只是用正负来表示是否有 writer 在等待。当然,如果在 writer 将 readerCount变为负数后,来了很多 reader,将 readerCount 变为了正数,此时reader 在 writer 没有释放锁的时候就获取到锁了,是有问题的。但是 rwmutexMaxReaders 非常大,可以不考虑这个问题。
常见问题
不可复制
和 Mutex 一样,RWMutex 也是不可复制。不能复制的原因和互斥锁一样。一旦读写锁被使用,它的字段就会记录它当前的一些状态。这个时候你去复制这把锁,就会把它的状态也给复制过来。但是,原来的锁在释放的时候,并不会修改你复制出来的这个读写锁,这就会导致复制出来的读写锁的状态不对,可能永远无法释放锁。
不可重入
不可重入的原因是,获得锁之后,还没释放锁,又申请锁,这样有可能造成死锁。比如 reader A 获取到了读锁,writer B 等待 reader A 释放锁,reader 还没释放锁又申请了一把锁,但是这把锁申请不成功,他需要等待 writer B。这就形成了一个循环等待的死锁。
加锁和释放锁一定要成对出现,不能忘记释放锁,也不能解锁一个未加锁的锁。
实战一下
Go 中的 map 是不支持 并发写的,我们可以利用 读写锁 RWMutex 来实现并发安全的 map。在读多写少的情况下,使用 RWMutex 要比 Mutex 性能高。
packagemain import( "fmt" "math/rand" "sync" "time" ) typeConcurrentMapstruct{ msync.RWMutex itemsmap[string]interface{} } func(c*ConcurrentMap)Add(keystring,valueinterface{}){ c.m.Lock() deferc.m.Unlock() c.items[key]=value } func(c*ConcurrentMap)Remove(keystring){ c.m.Lock() deferc.m.Unlock() delete(c.items,key) } func(c*ConcurrentMap)Get(keystring)interface{}{ c.m.RLock() deferc.m.RUnlock() returnc.items[key] } funcNewConcurrentMap()ConcurrentMap{ returnConcurrentMap{ items:make(map[string]interface{}), } } funcmain(){ m:=NewConcurrentMap() varwaitsync.WaitGroup wait.Add(10000) fori:=0;i<10000;i++{ key:=fmt.Sprintf("%d",rand.Intn(10)) value:=fmt.Sprintf("%d",rand.Intn(100)) ifi%100==0{ gofunc(){ deferwait.Done() m.Add(key,value) }() }else{ gofunc(){ deferwait.Done() fmt.Println(m.Get(key)) time.Sleep(time.Millisecond*10) }() } } wait.Wait() }
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