.Once、sync.WaitGroup和sync.Mutex

sync.Once

atomic.CompareAndSwapUint32(o.done,

{//

就直接返回。

这就是为什么慢路径操作doShow会使用互斥锁以及为什么

StoreUint32//

后续o.doSlow还要不要走以便不执行加锁等影响效率的操作.//

直接将o.done

Wait.race.ReleaseMerge(unsafe.Pointer(wg))}race.Disable()defer

race.Enable()}state

0.race.Read(unsafe.Pointer(wg.sema))}if

待完成任务数

Add和Wait在并发条件下被调用不合理panic(sync:

WaitGroup

sema为1runtime_Semrelease(wg.sema,

false,

{race.Enable()race.Acquire(unsafe.Pointer(wg))}return}//

Increment

cas对state进行自增主程序来增state的低32位也就是

waiter数//

o***r.race.Write(unsafe.Pointer(wg.sema))}runtime_Semacquire(wg.sema)

在这边阻塞看其源码是调用这个函数的协程阻塞也就是主协程阻塞这时

未完成协程大于0其会一直阻塞直到

{race.Enable()race.Acquire(unsafe.Pointer(wg))}return

唤醒主协程后

pause和睡眠(runtime_SemacquireMutex:

linux

runtime_Semrelease来唤醒阻塞协程可以唤醒任意一个或者队列第一个或者自旋直接获取锁无需信号量参与

看似挺简单

但是是我看过有限源码里比较难理解的了所以再向大神对齐的路上是愈来愈拉胯了看来下面我们开始分析下源码

我们看下Mutex锁结构体

正常模式下获取锁的顺序是先进先出但是一个唤醒的等待者需要和一个新到达的协程竞争锁。

//

新到达的协程有一个优势它们已经在cpu上运行了而且数量很多所以刚被唤醒的协程就失去//

了抢占锁的机会,这时它就会排在队列的头部。

如果一个协程超过1ms没获取锁那么锁状态就会//

饥饿模式下

定状态新到达的协程也不能获得锁,也不进行自旋。

相反他们会直接查到队列尾部//

正常模式到饥饿模式

正常模式性能要好很多因为即使有阻塞的等待协程一个协程也可以连续多次获取锁

1e6

atomic.CompareAndSwapInt32(m.state,

mutexLocked)

{race.Acquire(unsafe.Pointer(m))}return}//

Slow

atomic.CompareAndSwapInt32(m.state,

old,

atomic.CompareAndSwapInt32(m.state,

old,

加入等待队列已等待过直接加入等待头部使用sleep源语进行阻塞runtime_SemacquireMutex(m.sema,

queueLifo,

runtime_nanotime()-waitStartTime

获取当前锁状态old

{race.Acquire(unsafe.Pointer(m))}

}Unlock()

m.staterace.Release(unsafe.Pointer(m))}//

Fast

old(mutexLocked|mutexWoken|mutexStarving)

{return}//

atomic.CompareAndSwapInt32(m.state,

old,

唤醒一个协程runtime_Semrelease(m.sema,

false,

因为不会自旋runtime_Semrelease(m.sema,

true,