基础筑基
读写锁的特点
读写锁区别与互斥锁的主要区别就是读锁之间是共享的，多个goroutine可以同时加读锁，但是写锁与写锁、写锁与读锁之间则是互斥的
写锁饥饿问题
因为读锁是共享的，所以如果当前已经有读锁，那后续goroutine继续加读锁正常情况下是可以加锁成功，但是如果一直有读锁进行加锁，那尝试加写锁的goroutine则可能会长期获取不到锁，这就是因为读锁而导致的写锁饥饿问题
基于高低位与等待队列的实现
在说golang之前介绍一种JAVA里面的实现，在JAVA中ReentrantReadWriteLock实现采用一个state的高低位来进行读写锁的计数，其中高16位存储读的计数，低16位存储写的计数，并配合一个AQS来实现排队等待机制，同时AQS中的每个waiter都会有一个status，用来标识自己的状态
golang的读写锁的实现
成员变量
结构体
type RWMutex struct {
w Mutex // held if there are pending writers
writerSem uint32 // 用于writer等待读完成排队的信号量
readerSem uint32 // 用于reader等待写完成排队的信号量
readerCount int32 // 读锁的计数器
readerWait int32 // 等待读锁释放的数量
}
写锁计数
读写锁中允许加读锁的最大数量是4294967296，在go里面对写锁的计数采用了负值进行，通过递减最大允许加读锁的数量从而进行写锁对读锁的抢占
const rwmutexMaxReaders = 1 << 30
读锁实现
读锁加锁逻辑
func (rw *RWMutex) RLock() {
if race.Enabled {
_ = rw.w.state
race.Disable()
}
// 累加reader计数器，如果小于0则表明有writer正在等待
if atomic.AddInt32(&rw.readerCount, 1) < 0 {
// 当前有writer正在等待读锁，读锁就加入排队
runtime_SemacquireMutex(&rw.readerSem, false)
}
if race.Enabled {
race.Enable()
race.Acquire(unsafe.Pointer(&rw.readerSem))
}
}
读锁释放逻辑
func (rw *RWMutex) RUnlock() {
if race.Enabled {
_ = rw.w.state
race.ReleaseMerge(unsafe.Pointer(&rw.writerSem))
race.Disable()
}
// 如果小于0，则表明当前有writer正在等待
if r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, -1); r < 0 {
if r+1 == 0 || r+1 == -rwmutexMaxReaders {
race.Enable()
throw("sync: RUnlock of unlocked RWMutex")
}
// 将等待reader的计数减1，证明当前是已经有一个读的，如果值==0，则进行唤醒等待的
if atomic.AddInt32(&rw.readerWait, -1) == 0 {
// The last reader unblocks the writer.
runtime_Semrelease(&rw.writerSem, false)
}
}
if race.Enabled {
race.Enable()
}
}
写锁实现
加写锁实现
func (rw *RWMutex) Lock() {
if race.Enabled {
_ = rw.w.state
race.Disable()
}
// 首先获取mutex锁，同时多个goroutine只有一个可以进入到下面的逻辑
rw.w.Lock()
// 对readerCounter进行进行抢占，通过递减rwmutexMaxReaders允许最大读的数量
// 来实现写锁对读锁的抢占
r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, -rwmutexMaxReaders) + rwmutexMaxReaders
// 记录需要等待多少个reader完成,如果发现不为0，则表明当前有reader正在读取，当前goroutine
// 需要进行排队等待
if r != 0 && atomic.AddInt32(&rw.readerWait, r) != 0 {
runtime_SemacquireMutex(&rw.writerSem, false)
}
if race.Enabled {
race.Enable()
race.Acquire(unsafe.Pointer(&rw.readerSem))
race.Acquire(unsafe.Pointer(&rw.writerSem))
}
}
释放写锁
func (rw *RWMutex) Unlock() {
if race.Enabled {
_ = rw.w.state
race.Release(unsafe.Pointer(&rw.readerSem))
race.Disable()
}
// 将reader计数器复位，上面减去了一个rwmutexMaxReaders现在再重新加回去即可复位
r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, rwmutexMaxReaders)
if r >= rwmutexMaxReaders {
race.Enable()
throw("sync: Unlock of unlocked RWMutex")
}
// 唤醒所有的读锁
for i := 0; i < int(r); i++ {
runtime_Semrelease(&rw.readerSem, false)
}
// 释放mutex
rw.w.Unlock()
if race.Enabled {
race.Enable()
}
}
关键核心机制
写锁对读锁的抢占
加写锁的抢占
// 在加写锁的时候通过将readerCount递减最大允许加读锁的数量，来实现对加读锁的抢占
r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, -rwmutexMaxReaders) + rwmutexMaxReaders
加读锁的抢占检测
// 如果没有写锁的情况下读锁的readerCount进行Add后一定是一个>0的数字，这里通过检测值为负数
//就实现了读锁对写锁抢占的检测
if atomic.AddInt32(&rw.readerCount, 1) < 0 {
// A writer is pending, wait for it.
runtime_SemacquireMutex(&rw.readerSem, false)
}
写锁抢占读锁后后续的读锁就会加锁失败，但是如果想加写锁成功还要继续对已经加读锁成功的进行等待
if r != 0 && atomic.AddInt32(&rw.readerWait, r) != 0 {
// 写锁发现需要等待的读锁释放的数量不为0，就自己自己去休眠了
runtime_SemacquireMutex(&rw.writerSem, false)
}
写锁既然休眠了，则必定要有一种唤醒机制其实就是每次释放锁的时候，当检查到有加写锁的情况下，就递减readerWait，并由最后一个释放reader lock的goroutine来实现唤醒写锁
if atomic.AddInt32(&rw.readerWait, -1) == 0 {
// The last reader unblocks the writer.
runtime_Semrelease(&rw.writerSem, false)
}
写锁的公平性
在加写锁的时候必须先进行mutex的加锁，而mutex本身在普通模式下是非公平的，只有在饥饿模式下才是公平的
rw.w.Lock()
写锁与读锁的公平性
在加读锁和写锁的工程中都使用atomic.AddInt32来进行递增，而该指令在底层是会通过LOCK来进行CPU总线加锁的，因此多个CPU同时执行readerCount其实只会有一个成功，从这上面看其实是写锁与读锁之间是相对公平的，谁先达到谁先被CPU调度执行，进行LOCK锁cache line成功，谁就加成功锁
可见性与原子性问题
在并发场景中特别是JAVA中通常会提到并发里面的两个问题：可见性与内存屏障、原子性， 其中可见性通常是指在cpu多级缓存下如何保证缓存的一致性，即在一个CPU上修改了了某个数据在其他的CPU上不会继续读取旧的数据，内存屏障通常是为了CPU为了提高流水线性能，而对指令进行重排序而来，而原子性则是指的执行某个操作的过程的不可分割
底层实现的CPU指令
go里面并没有volatile这种关键字，那如何能保证上面的AddInt32这个操作可以满足上面的两个问题呢， 其实关键就在于底层的2条指令，通过LOCK指令配合CPU的MESI协议，实现可见性和内存屏障，同时通过XADDL则用来保证原子性，从而解决上面提到的可见性与原子性问题
// atomic/asm_amd64.s TEXT runtime∕internal∕atomic·Xadd(SB)
LOCK
XADDL AX, 0(BX)
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