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】https://golang.design/under-the-hood/zh-cn/part2runtime/ch06sched/sync/
【Go并发编程实战--信号量的使用方法和其实现原理】https://juejin.cn/post/6906677772479889422
【Semaphore】https://github.com/cch123/golang-notes/blob/master/semaphore.md
【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
本文作者：liz
本文链接：https://boilingfrog.github.io/2021/04/02/semaphore/
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