一文读懂go中semaphore(信号量)源码
运行时信号量机制 semaphore
前言
最近在看源码,发现好多地方用到了这个semaphore
。
本文是在go version go1.13.15 darwin/amd64
上进行的
作用是什么
下面是官方的描述
// semaphore implementation exposed to go. // intended use is provide a sleep and wakeup // primitive that can be used in the contended case // of other synchronization primitives. // thus it targets the same goal as linux's futex, // but it has much simpler semantics. // // that is, don't think of these as semaphores. // think of them as a way to implement sleep and wakeup // such that every sleep is paired with a single wakeup, // even if, due to races, the wakeup happens before the sleep. // 具体的用法是提供 sleep 和 wakeup 原语 // 以使其能够在其它同步原语中的竞争情况下使用 // 因此这里的 semaphore 和 linux 中的 futex 目标是一致的 // 只不过语义上更简单一些 // // 也就是说,不要认为这些是信号量 // 把这里的东西看作 sleep 和 wakeup 实现的一种方式 // 每一个 sleep 都会和一个 wakeup 配对 // 即使在发生 race 时,wakeup 在 sleep 之前时也是如此
上面提到了和futex
作用一样,关于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
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 的操作几乎全部在用户空间完成;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。
go中的semaphore
作用和futex
目标一样,提供sleep
和wakeup
原语,使其能够在其它同步原语中的竞争情况下使用。当一个goroutine
需要休眠时,将其进行集中存放,当需要wakeup
时,再将其取出,重新放入调度器中。
例如在读写锁的实现中,读锁和写锁之前的相互阻塞唤醒,就是通过sleep
和wakeup
实现,当有读锁存在的时候,新加入的写锁通过semaphore
阻塞自己,当前面的读锁完成,在通过semaphore
唤醒被阻塞的写锁。
写锁
// 获取互斥锁 // 阻塞等待所有读操作结束(如果有的话) func (rw *rwmutex) lock() { ... // 原子的修改readercount的值,直接将readercount减去rwmutexmaxreaders // 说明,有写锁进来了,这在上面的读锁中也有体现 r := atomic.addint32(&rw.readercount, -rwmutexmaxreaders) + rwmutexmaxreaders // 当r不为0说明,当前写锁之前有读锁的存在 // 修改下readerwait,也就是当前写锁需要等待的读锁的个数 if r != 0 && atomic.addint32(&rw.readerwait, r) != 0 { // 阻塞当前写锁 runtime_semacquiremutex(&rw.writersem, false, 0) } ... }
通过runtime_semacquiremutex
对当前写锁进行sleep
读锁释放
// 减少读操作计数,即readercount-- // 唤醒等待写操作的协程(如果有的话) func (rw *rwmutex) runlock() { ... // 首先通过atomic的原子性使readercount-1 // 1.若readercount大于0, 证明当前还有读锁, 直接结束本次操作 // 2.若readercount小于0, 证明已经没有读锁, 但是还有因为读锁被阻塞的写锁存在 if r := atomic.addint32(&rw.readercount, -1); r < 0 { // 尝试唤醒被阻塞的写锁 rw.runlockslow(r) } ... } func (rw *rwmutex) runlockslow(r int32) { ... // readerwait--操作,如果readerwait--操作之后的值为0,说明,写锁之前,已经没有读锁了 // 通过writersem信号量,唤醒队列中第一个阻塞的写锁 if atomic.addint32(&rw.readerwait, -1) == 0 { // 唤醒一个写锁 runtime_semrelease(&rw.writersem, false, 1) } }
写锁处理完之后,调用runtime_semrelease
来唤醒sleep
的写锁
几个主要的方法
在go/src/sync/runtime.go
中,定义了这几个方法
// semacquire等待*s > 0,然后原子递减它。 // 它是一个简单的睡眠原语,用于同步 // library and不应该直接使用。 func runtime_semacquire(s *uint32) // semacquiremutex类似于semacquire,用来阻塞互斥的对象 // 如果lifo为true,waiter将会被插入到队列的头部 // skipframes是跟踪过程中要省略的帧数,从这里开始计算 // runtime_semacquiremutex's caller. func runtime_semacquiremutex(s *uint32, lifo bool, skipframes int) // semrelease会自动增加*s并通知一个被semacquire阻塞的等待的goroutine // 它是一个简单的唤醒原语,用于同步 // library and不应该直接使用。 // 如果handoff为true, 传递信号到队列头部的waiter // skipframes是跟踪过程中要省略的帧数,从这里开始计算 // runtime_semrelease's caller. func runtime_semrelease(s *uint32, handoff bool, skipframes int)
具体的实现是在go/src/runtime/sema.go
中
//go:linkname sync_runtime_semacquire sync.runtime_semacquire func sync_runtime_semacquire(addr *uint32) { semacquire1(addr, false, semablockprofile, 0) } //go:linkname sync_runtime_semrelease sync.runtime_semrelease func sync_runtime_semrelease(addr *uint32, handoff bool, skipframes int) { semrelease1(addr, handoff, skipframes) } //go:linkname sync_runtime_semacquiremutex sync.runtime_semacquiremutex func sync_runtime_semacquiremutex(addr *uint32, lifo bool, skipframes int) { semacquire1(addr, lifo, semablockprofile|semamutexprofile, skipframes) }
如何实现
sudog 缓存
semaphore
的实现使用到了sudog
,我们先来看下
sudog 是运行时用来存放处于阻塞状态的goroutine
的一个上层抽象,是用来实现用户态信号量的主要机制之一。 例如当一个goroutine
因为等待channel
的数据需要进行阻塞时,sudog
会将goroutine
及其用于等待数据的位置进行记录, 并进而串联成一个等待队列,或二叉平衡树。
// sudogs are allocated from a special pool. use acquiresudog and // releasesudog to allocate and free them. type sudog struct { // 以下字段受hchan保护 g *g // isselect 表示 g 正在参与一个 select, so // 因此 g.selectdone 必须以 cas 的方式来获取wake-up race. isselect bool next *sudog prev *sudog elem unsafe.pointer // 数据元素(可能指向栈) // 以下字段不会并发访问。 // 对于通道,waitlink只被g访问。 // 对于信号量,所有字段(包括上面的字段) // 只有当持有一个semroot锁时才被访问。 acquiretime int64 releasetime int64 ticket uint32 parent *sudog //semaroot 二叉树 waitlink *sudog // g.waiting 列表或 semaroot waittail *sudog // semaroot c *hchan // channel }
sudog
的获取和归还,遵循以下策略:
1、获取,首先从per-p
缓存获取,对于per-p
缓存,如果per-p
缓存为空,则从全局池抓取一半,然后取出per-p
缓存中的最后一个;
2、归还,归还到per-p
缓存,如果per-p
缓存满了,就把per-p
缓存的一半归还到全局缓存中,然后归还sudog
到per-p
缓存中。
acquiresudog
1、如果per-p
缓存的内容没达到长度的一般,则会从全局额缓存中抓取一半;
2、然后返回把per-p
缓存中最后一个sudog
返回,并且置空;
// go/src/runtime/proc.go //go:nosplit func acquiresudog() *sudog { // delicate dance: 信号量的实现调用acquiresudog,然后acquiresudog调用new(sudog) // new调用malloc, malloc调用垃圾收集器,垃圾收集器在stoptheworld调用信号量 // 通过在new(sudog)周围执行acquirem/releasem来打破循环 // acquirem/releasem在new(sudog)期间增加m.locks,防止垃圾收集器被调用。 // 获取当前 g 所在的 m mp := acquirem() // 获取p的指针 pp := mp.p.ptr() if len(pp.sudogcache) == 0 { lock(&sched.sudoglock) // 首先,尝试从*缓存获取一批数据。 for len(pp.sudogcache) < cap(pp.sudogcache)/2 && sched.sudogcache != nil { s := sched.sudogcache sched.sudogcache = s.next s.next = nil pp.sudogcache = append(pp.sudogcache, s) } unlock(&sched.sudoglock) // 如果*缓存中没有,新分配 if len(pp.sudogcache) == 0 { pp.sudogcache = append(pp.sudogcache, new(sudog)) } } // 取缓存中最后一个 n := len(pp.sudogcache) s := pp.sudogcache[n-1] pp.sudogcache[n-1] = nil // 将刚取出的在缓存中移除 pp.sudogcache = pp.sudogcache[:n-1] if s.elem != nil { throw("acquiresudog: found s.elem != nil in cache") } releasem(mp) return s }
releasesudog
1、如果per-p
缓存满了,就归还per-p
缓存一般的内容到全局缓存;
2、然后将回收的sudog
放到per-p
缓存中。
// go/src/runtime/proc.go //go:nosplit func releasesudog(s *sudog) { if s.elem != nil { throw("runtime: sudog with non-nil elem") } if s.isselect { throw("runtime: sudog with non-false isselect") } if s.next != nil { throw("runtime: sudog with non-nil next") } if s.prev != nil { throw("runtime: sudog with non-nil prev") } if s.waitlink != nil { throw("runtime: sudog with non-nil waitlink") } if s.c != nil { throw("runtime: sudog with non-nil c") } gp := getg() if gp.param != nil { throw("runtime: releasesudog with non-nil gp.param") } // 避免重新安排到另一个p mp := acquirem() // avoid rescheduling to another p pp := mp.p.ptr() // 如果缓存满了 if len(pp.sudogcache) == cap(pp.sudogcache) { // 将本地高速缓存的一半传输到*高速缓存 var first, last *sudog for len(pp.sudogcache) > cap(pp.sudogcache)/2 { n := len(pp.sudogcache) p := pp.sudogcache[n-1] pp.sudogcache[n-1] = nil pp.sudogcache = pp.sudogcache[:n-1] if first == nil { first = p } else { last.next = p } last = p } lock(&sched.sudoglock) last.next = sched.sudogcache sched.sudogcache = first unlock(&sched.sudoglock) } // 归还sudog到`per-p`缓存中 pp.sudogcache = append(pp.sudogcache, s) releasem(mp) }
semaphore
// go/src/runtime/sema.go // 用于sync.mutex的异步信号量。 // semaroot拥有一个具有不同地址(s.elem)的sudog平衡树。 // 每个sudog都可以依次(通过s.waitlink)指向一个列表,在相同地址上等待的其他sudog。 // 对具有相同地址的sudog内部列表进行的操作全部为o(1)。顶层semaroot列表的扫描为o(log n), // 其中,n是阻止goroutines的不同地址的数量,通过他们散列到给定的semaroot。 type semaroot struct { lock mutex // waiters的平衡树的根节点 treap *sudog // waiters的数量,读取的时候无所 nwait uint32 } // prime to not correlate with any user patterns. const semtabsize = 251 var semtable [semtabsize]struct { root semaroot pad [cpu.cachelinepadsize - unsafe.sizeof(semaroot{})]byte }
poll_runtime_semacquire/sync_runtime_semacquiremutex
// go/src/runtime/sema.go //go:linkname poll_runtime_semacquire internal/poll.runtime_semacquire func poll_runtime_semacquire(addr *uint32) { semacquire1(addr, false, semablockprofile, 0) } //go:linkname sync_runtime_semacquiremutex sync.runtime_semacquiremutex func sync_runtime_semacquiremutex(addr *uint32, lifo bool, skipframes int) { semacquire1(addr, lifo, semablockprofile|semamutexprofile, skipframes) } func semacquire1(addr *uint32, lifo bool, profile semaprofileflags, skipframes int) { // 判断这个goroutine,是否是m上正在运行的那个 gp := getg() if gp != gp.m.curg { throw("semacquire not on the g stack") } // *addr -= 1 if cansemacquire(addr) { return } // 增加等待计数 // 再试一次 cansemacquire 如果成功则直接返回 // 将自己作为等待者入队 // 休眠 // (等待器描述符由出队信号产生出队行为) // 获取一个sudog s := acquiresudog() root := semroot(addr) t0 := int64(0) s.releasetime = 0 s.acquiretime = 0 s.ticket = 0 if profile&semablockprofile != 0 && blockprofilerate > 0 { t0 = cputicks() s.releasetime = -1 } if profile&semamutexprofile != 0 && mutexprofilerate > 0 { if t0 == 0 { t0 = cputicks() } s.acquiretime = t0 } for { lock(&root.lock) // 添加我们自己到nwait来禁用semrelease中的"easy case" atomic.xadd(&root.nwait, 1) // 检查cansemacquire避免错过唤醒 if cansemacquire(addr) { atomic.xadd(&root.nwait, -1) unlock(&root.lock) break } // 任何在 cansemacquire 之后的 semrelease 都知道我们在等待(因为设置了 nwait),因此休眠 // 队列将s添加到semaroot中被阻止的goroutine中 root.queue(addr, s, lifo) // 将当前goroutine置于等待状态并解锁锁。 // 通过调用goready(gp),可以使goroutine再次可运行。 goparkunlock(&root.lock, waitreasonsemacquire, traceevgoblocksync, 4+skipframes) if s.ticket != 0 || cansemacquire(addr) { break } } if s.releasetime > 0 { blockevent(s.releasetime-t0, 3+skipframes) } // 归还sudog releasesudog(s) } func cansemacquire(addr *uint32) bool { for { v := atomic.load(addr) if v == 0 { return false } if atomic.cas(addr, v, v-1) { return true } } }
sync_runtime_semrelease
// go/src/runtime/sema.go //go:linkname sync_runtime_semrelease sync.runtime_semrelease func sync_runtime_semrelease(addr *uint32, handoff bool, skipframes int) { semrelease1(addr, handoff, skipframes) } func semrelease1(addr *uint32, handoff bool, skipframes int) { root := semroot(addr) atomic.xadd(addr, 1) // easy case:没有等待者 // 这个检查必须发生在xadd之后,以避免错过唤醒 if atomic.load(&root.nwait) == 0 { return } // harder case: 找到等待者,并且唤醒 lock(&root.lock) if atomic.load(&root.nwait) == 0 { // 该计数已被另一个goroutine占用, // 因此无需唤醒其他goroutine。 unlock(&root.lock) return } // 搜索一个等待着然后将其唤醒 s, t0 := root.dequeue(addr) if s != nil { atomic.xadd(&root.nwait, -1) } unlock(&root.lock) if s != nil { // 可能会很慢,因此先解锁 acquiretime := s.acquiretime if acquiretime != 0 { mutexevent(t0-acquiretime, 3+skipframes) } if s.ticket != 0 { throw("corrupted semaphore ticket") } if handoff && cansemacquire(addr) { s.ticket = 1 } // goready(s.g, 5) // 标记 runnable,等待被重新调度 readywithtime(s, 5+skipframes) } }
摘自"同步原语"的一段总结
这一对 semacquire 和 semrelease 理解上可能不太直观。 首先,我们必须意识到这两个函数一定是在两个不同的 m(线程)上得到执行,否则不会出现并发,我们不妨设为 m1 和 m2。 当 m1 上的 g1 执行到 semacquire1 时,如果快速路径成功,则说明 g1 抢到锁,能够继续执行。但一旦失败且在慢速路径下 依然抢不到锁,则会进入 goparkunlock,将当前的 g1 放到等待队列中,进而让 m1 切换并执行其他 g。 当 m2 上的 g2 开始调用 semrelease1 时,只是单纯的将等待队列的 g1 重新放到调度队列中,而当 g1 重新被调度时(假设运气好又在 m1 上被调度),代码仍然会从 goparkunlock 之后开始执行,并再次尝试竞争信号量,如果成功,则会归还 sudog。
参考
【同步原语】
【go并发编程实战--信号量的使用方法和其实现原理】
【semaphore】
【进程同步之信号量机制(pv操作)及三个经典同步问题】https://blog.csdn.net/speedme/article/details/17597373
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