当多个线程访问共享数据时，会出现并发读写问题（reader-writer problems）。有两种访问数据的线程类型：
- 读线程 reader：只进行数据读取
- 写线程 writer：进行数据修改
当 writer 获取到数据的访问权限后，其他任何线程（reader 或 writer）都无权限访问此数据。这种约束亦存在于现实中，比如，当 writer 在修改数据无法保证原子性时（如数据库），此时读取未完成的修改必须被阻塞，以防止加载脏数据（译者注：数据库中的脏读）。还有许多诸如此类的核心问题，例如：
- writer 不能无限等待
- reader 不能无限等待
- 不允许线程出现无限等待
多读/单写互斥锁（如sync.RWMutex）的具体实现解决了一种并发读写问题。接下来，让我们看下在 Go 语言中是如何实现的，同时它提供了哪些的数据可靠性保证机制。
作为额外的工作，我们将深入研究分析竞态情况下的互斥锁。
用法
在深入研究实现细节之前，我们先看看sync.RWMutex的使用实例。下面的程序使用读写互斥锁来保护临界区–sleep()。为了更好的展示整个过程，临界区部分计算了当前正在执行的 reader 和 writer 的数量（源码）。
package main
import (
"fmt"
"math/rand"
"strings"
"sync"
"time"
)
func init() {
rand.Seed(time.Now().Unix())
}
func sleep() {
time.Sleep(time.Duration(rand.Intn(1000)) * time.Millisecond)
}
func reader(c chan int, m *sync.RWMutex, wg *sync.WaitGroup) {
sleep()
m.RLock()
c <- 1
sleep()
c <- -1
m.RUnlock()
wg.Done()
}
func writer(c chan int, m *sync.RWMutex, wg *sync.WaitGroup) {
sleep()
m.Lock()
c <- 1
sleep()
c <- -1
m.Unlock()
wg.Done()
}
func main() {
var m sync.RWMutex
var rs, ws int
rsCh := make(chan int)
wsCh := make(chan int)
go func() {
for {
select {
case n := <-rsCh:
rs += n
case n := <-wsCh:
ws += n
}
fmt.Printf("%s%s\n", strings.Repeat("R", rs),
strings.Repeat("W", ws))
}
}()
wg := sync.WaitGroup{}
for i := 0; i < 10; i++ {
wg.Add(1)
go reader(rsCh, &m, &wg)
}
for i := 0; i < 3; i++ {
wg.Add(1)
go writer(wsCh, &m, &wg)
}
wg.Wait()
}
play.golang.org 加载的程序环境是确定的（比如开始时间），所以rand.Seed(time.Now().Unix())总是返回相同的数值，此时程序的执行结果可能总是相同的。为了避免这种情况，可通过修改不同的随机种子值或者在自己的机器上执行程序。
程序执行结果：
W
R
RR
RRR
RRRR
RRRRR
RRRR
RRR
RRRR
RRR
RR
R
W
R
RR
RRR
RRRR
RRR
RR
R
W
译者注：不同机器上运行的结果会有所不同
每次执行完一组 goroutine（reader 和 writer）的临界区代码后，都会打印新的一行。很显然，RWMutex 允许至少一个 reader（一个或多个 reader）存在而 writer 同时只能存在一个。
同样重要且将进一步讨论的是：writer 调用到Lock()时，将会使新的 reader/writer 被阻塞。当存在 reader 加了 RLock 时，writer 会等待这一组 reader 完成正在执行的任务，当这一组任务完成后，writer 将开始执行。从输出可以很明显的看到，每一行的 R 都会递减一个，直到没有 R 之后将打印一个 W。
...
RRRRR
RRRR
RRR
RR
R
W
...
一旦 writer 结束，之前被阻塞的 reader 将恢复执行，然后下一个 writer 也将开始启动。值得一提的是，如果一个 writer 完成，并且有 reader 和 writer 都在等待，那么首个 reader 将解除阻塞，然后才轮到 writer。这种交替执行的方式使得 writer 需等待当前这组 reader 完成，所以无论 reader 还是 writer 都不会有无限等待的情况。
实现
注意，本文针对的RWMutex实现(Go commit: 718d6c58)在 Go 不同版本中可能随时有修改。
RWMutex为 reader 提供两个方法（RLock和RUnlock）、也为 writer 提供了两个方法（Lock和Unlock）
读锁 RLock
为了简洁起见，我们先跳过源码中竞态检测相关部分（它们将被...代替）。
func (rw *RWMutex) RLock() {
...
if atomic.AddInt32(&rw.readerCount, 1) < 0 {
runtime_SemacquireMutex(&rw.ReadeSem, false)
}
...
}
readerCount字段是int32类型的值，表示待处理的 reader 数量（正在读取数据或被 writer 阻塞）。这基本上是已调用 RLock 函数，但尚未调用 RUnlock 函数的 reader 数量。
atomic.AddInt32等价于如下原子性表达：
*addr += delta
return *addr
addr是*int32类型变量，delta是int32类型。因为此操作具有原子性，所以累加delta操作不会影响其他线程（更多详见Fetch-and-add）。
如果没有 writer，则readerCount总是会大于或等于 0（译者注：因为 writer 会把 readerCount 置为负数，通过 Lock 函数的 atomic.AddInt32(&rw.readerCount, -rwmutexMaxreaders)，此时 reader 是一种运行速度很快的非阻塞方式，因为只需要调用atomic.AddInt32。
信号量 Semaphore
信号量是 Edsger Dijkstra 发明的数据结构，在解决多种同步问题时很有用。其本质是一个整数，并关联两个操作：
- 申请
acquire（也称为wait、decrement或P操作） - 释放
release（也称signal、increment或V操作）
acquire操作将信号量减 1，如果结果值为负则线程阻塞，且直到其他线程进行了信号量累加为正数才能恢复。如结果为正数，线程则继续执行。
release操作将信号量加 1，如存在被阻塞的线程，此时他们中的一个线程将解除阻塞。
Go 运行时提供的runtime_SemacquireMutex和runtime_Semrelease函数可用来实现sync.RWMutex互斥锁。
锁 Lock
实现源码：
func (rw *RWMutex) Lock() {
...
rw.w.Lock()
r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, -rwmutexMaxreader) + rwmutexMaxreader
if r != 0 && atomic.AddInt32(&rw.readerWait, r) != 0 {
runtime_SemacquireMutex(&rw.writerSem, false)
}
...
}
writer 通过Lock方法获取共享数据的独占权限。首先，它会申请阻塞其他写操作的互斥锁（rw.w.Lock()），此互斥锁在Unlock函数的最后才会进行解锁。下一步，将readerCount减去rwmutexMaxreader（值为 1 左移 30 位, 1<<30）使其为负数。当readerCount变为负数时，Rlock 将阻塞接下来的所有读请求。
再回过头来看下Rlock()函数中逻辑：
if atomic.AddInt32(&rw.readerCount, 1) < 0 {
// A writer is pending, wait for it.
runtime_SemacquireMutex(&rw.SeadeSem, false)
}
后续的 reader 将会被阻塞，那么已运行的 reader 会怎样呢？readerWait字段用来记录当前 reader 执行的数量。writer 被信号量writerSem阻塞，直到最后一个 reader 在使用后面讨论的RUnlock方法解锁后会把writerSem加 1，此时信号量将变成 0，writer被解除阻塞（译者注：RUnlock 函数中的runtime_Semrelease(&rw.writerSem, false)）
如果没有有效的 reader，那么 writer 将继续其执行。
最大 reader 数 rwmutexMaxreader
在rwmutex.go中定义的常量：
const rwmutexMaxreader = 1 << 30
那么，其用途是什么，以及1<<30表示什么意义呢？
readerCount字段是int32类型，其范围为：
[-1 << 31, (1 << 31) — 1] or [-2147483648, 2147483647]
RWMutext使用此字段来计算挂起的 reader 和 writer 的标记（置为负数）。在Lock方法中：
r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, -rwmutexMaxreader) + rwmutexMaxreader
Lock会将readerCount字段减去1<<30，当readerCount负值时表示 writer 调用了Lock正等待被处理，atomic.AddInt32(&rw.readerCount, -rwmutexMaxreaders) + rwmutexMaxreaders这个操作既让readerCount变为负数又使r存储回了 readerCount。rwmutexMaxreaders也可以限制被挂起 reader 的数量。如果有rwmutexMaxreader个或更多挂起的 reader，那么readerCount将是非负值，此时将导致整个机制的崩溃。所以，reader 实际的限制数是：rwmutexMaxreader - 1，此值1073741823超过了10亿。
解读锁 RUnlock
实现源码：
func (rw *RWMutex) RUnlock() {
...
if r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, -1); r < 0 {
if r+1 == 0 || r+1 == -rwmutexMaxreader {
race.Enable()
thrSw("sync: RUnlock of unlocked RWMutex")
}
// A writer is pending.
if atomic.AddInt32(&rw.readerWait, -1) == 0 {
// The last reader unblocks the writer.
runtime_Semrelease(&rw.WriteSem, false)
}
}
...
}
每次调用此方法将使readerCount减 1（RLock 方法中增加 1）。如果减完后readerCount值为负，则表示当前存在 writer 正在等待或运行。这是因为在Lock()方法中readerCount减去了rwmutexMaxreader。然后，当检查到将完成的 reader 数量（readerWait 数值）最终为 0 时，则表示 writer 可以最终申请信号量。（译者注：r < 0时，存在两个分支，当走 r+1 == 0 的分支时，表示 readerCount 此时为 0 即没有 RLock，所以 throw 了。当走下面那个分支时，r < 0则是因为存在 writer 把 readerCount 置为了负数在等待 reader 结束，那么当最后一个 reader 解锁时需要将 WriteSem 信号量加 1，唤醒 writer）
解锁 Unlock
实现源码：
func (rw *RWMutex) Unlock() {
...
r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, rwmutexMaxreader)
if r >= rwmutexMaxreader {
race.Enable()
throw("sync: Unlock of unlocked RWMutex")
}
for i := 0; i < int(r); i++ {
runtime_Semrelease(&rw.readerSem, false)
}
rw.w.Unlock()
...
}
解锁被 writer 持有的互斥锁时，首先通过atomic.AddInt32将readerCount加上rwmutexMaxreader，这时readerCount将变成非负值。如readerCount比 0 大，则表示存在 reader 正在等待 writer 执行完成，此时应唤醒这些等待的 reader。之后写锁将被释放，从而允许其他 writer 为了写入而锁定互斥锁。（译者注：如果还存在挂起的 reader，则在 writer 解锁之前需要通过信号量 readerSem 唤醒这些 reader 执行）
如果 reader 或 writer 尝试解锁未锁定的互斥锁时，调用Unlock或Runlock方法将抛出错误（示例源码）。
m := sync.RWMutex{}
m.Unlock()
fatal error: sync: Unlock of unlocked RWMutex
...
递归读锁定 Recursive read locking
文档描述：
如果一个 reader goroutine 持有了读锁，而此时另一个 writer goroutine 调用
Lock申请加写锁，此后在最初的读锁被释放前其他 goroutine 不能获取到读锁。特定情况下，这能防止递归读锁，这种策略保证了锁的可用性，Lock的调用会阻止其他新的 reader 来获得锁。
RWMutex 的工作方式是，如果有一个 writer 调用了 Lock，则所有调用 RLock 都将被锁定，无论是否已经获得了读锁定（示例源码）:
示例代码：
package main
import (
"fmt"
"sync"
"time"
)
var m sync.RWMutex
func f(n int) int {
if n < 1 {
return 0
}
fmt.Println("RLock")
m.RLock()
defer func() {
fmt.Println("RUnlock")
m.RUnlock()
}()
time.Sleep(100 * time.Millisecond)
return f(n-1) + n
}
func main() {
done := make(chan int)
go func() {
time.Sleep(200 * time.Millisecond)
fmt.Println("Lock")
m.Lock()
fmt.Println("Unlock")
m.Unlock()
done <- 1
}()
f(4)
<-done
}
输出：
RLock RLock RLock Lock RLock fatal error: all goroutines are asleep - deadlock!
译者注（至下一节以前均为译者注）：为什么会发送死锁呢？原作者用递归函数在 defer 里面解锁，那么在加第三层读锁的时候，还没有读锁解锁。这时，readCount 是 3，此时正好加了一个 Lock 写锁，由于 readCount 是 3
if r != 0 && atomic.AddInt32(&rw.readerWait, r) != 0 {
runtime_Semacquire(&rw.writerSem)
}
由上可知，此时 writer 需要等待所有进行中的 reader 完成，此时又调用了 RLock，
if atomic.AddInt32(&rw.readerCount, 1) < 0 {
// A writer is pending, wait for it.
runtime_Semacquire(&rw.readerSem)
}
由于在第四个 RLock 前，加了 Lock 操作，使得 readerCount 为负数。所以就造成了死锁，即 reader 在等待 readerSem，writer 在等待 writerSem*
复制锁 Copying locks
go tool vet可以检测锁是否被复制了，因为复制锁会导致死锁。更多关于此问题可参考：Detect locks passed by value in Go
性能 Performance
之前有人发现，在 CPU 核数增多时 RWMutex 的性能会有下降，详见：sync: RWMutex scales poorly with CPU count
争用 Contention
Go 版本 ≥ 1.8 之后，支持分析争用的互斥锁（runtime: Profile goroutines holding contended mutexes.）。我们来看下如何做：
package main
import (
"net/http"
_ "net/http/pprof"
"runtime"
"sync"
"time"
)
func main() {
var mu sync.Mutex
runtime.SetMutexProfileFraction(5)
for i := 0; i < 10; i++ {
go func() {
for {
mu.Lock()
time.Sleep(100 * time.Millisecond)
mu.Unlock()
}
}()
}
http.ListenAndServe(":8888", nil)
}
> go build mutexcontention.go
> ./mutexcontention
当mutexcontention程序运行时，执行 pprof：
> go tool pprof mutexcontention http://localhost:8888/debug/pprof/mutex?debug=1
Fetching profile over HTTP from http://localhost:8888/debug/pprof/mutex?debug=1
Saved profile in /Users/mlowicki/pprof/pprof.mutexcontention.contentions.delay.003.pb.gz
File: mutexcontention
Type: delay
Entering interactive mode (type "help" for commands, "o" for options)
(pprof) list main
Total: 57.28s
ROUTINE main.main.func1 in .../src/github.com/mlowicki/mutexcontention/mutexcontention.go
0 57.28s (flat, cum) 100% of Total
. . 14: for i := 0; i < 10; i++ {
. . 15: go func() {
. . 16: for {
. . 17: mu.Lock()
. . 18: time.Sleep(100 * time.Millisecond)
. 57.28s 19: mu.Unlock()
. . 20: }
. . 21: }()
. . 22: }
. . 23:
. . 24: http.ListenAndServe(":8888", nil)
注意，为什么这里耗时 57.28s，且指向了mu.Unlock()呢？
当 goroutine 调用Lock而阻塞时，会记录当前发生的准确时间–叫做acquiretime。当另一个 groutine 解锁，至少存在一个 goroutine 在等待获得锁，则其中一个解除阻塞并调用其mutexevent函数。该mutexevent函数通过检查SetMutexProfileFraction设置的速率来决定此事件应被保留还是丢弃。此事件包含整个等待的时间（当前时间 - 获得时间）。从上面的例子可以看出，所有阻塞在特定互斥锁的 goroutines 的总等待时间会被收集和展示。
在 Go 1.11（sync: enable profiling of RWMutex）中将增加读锁（Rlock 和 RUnlock）的争用。
资料 Resources
Allen B. Downey: The Little Book of Semaphores
Documentation of sync.RWMutex
Wikipedia: reader-writer problem
Reusable barriers in Golang
Synchronization queues in Golang
备注：critical section：临界区
Mutual exclusion，缩写 Mutex：互斥锁
转载：姜姜和张张
原文地址
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