源码(chan,map,GMP,mutex,context)
1、chan原理
1.1 chan底层数据结构
概念：go中的channel是一个队列，遵循先进先出的原则，负责协程之间的通信(go语言提倡不要通过共享内存来通信，而提倡通过通信实现内存共享，CSP模型)
使用场景：
停止信号监听
定时任务
生产和消费解藕
控制并发数
底层数据结构：
通过var或者make创建的channel变量是一个存储在函数栈帧上的指针，占用8个字节，指向堆上的chan结构体
源码：src/runtime/chan.map定义了hchan的结构体
环形数组好处：
环形数组消费元素只需要移动下标，普通数组消费元素，需要对剩余的数据前移
底层hchan结构：
type hchan struct {
qcount uint // 循环数组中元素的数量
dataqsiz uint // 循环数组的长度
buf unsafe.Pointer // 底层缓冲环形数组，有缓冲的channel使用
elemsize uint16 // channel中元素的大小
closed uint32 // channel是否关闭标志
elemtype *_type // channel中元素的类型
sendx uint // 下一次写下标的位置
recvx uint // 下一次读下标的位置
//读取channel或者写入channel而被阻塞的goroutine，
//包含头节点尾节点，记录哪个协程在等待，等待的是哪个channel,等待接收/发送的数据在哪里
recvq waitq // 读等待队列，
sendq waitq // 写等待队列
lock mutex //互斥锁，保证读写channel时不存在并发竞争资源问题
}
//recvq的队列
type waitq struct {
first *sudog
last *sudog
}
//双向链表
type sudog struct {
g *g
next *sudog
prev *sudog
elem unsafe.Pointer //
acquiretime int64
releasetime int64
ticket uint32
isSelect bool
success bool
parent *sudog // semaRoot binary tree
waitlink *sudog // g.waiting list or semaRoot
waittail *sudog // semaRoot
c *hchan // channel
}
1.2 创建channel原理
创建channel有两种：1.带缓冲的channel,2.不带缓冲的channel
带缓冲:异步，缓冲区没有满之前，不会阻塞
不带缓冲：同步，写和读同步。否则阻塞
ch:=make(chan int,1) //带缓冲
ch:=make(chan int) //不带缓冲
创建时的策略：
如果是无缓冲的channel，会直接给hchan分配内存
如果是有缓冲的channel，并且元素不包含指针，那么会为hchan和底层数组分配一段连续的地址
如果是有缓冲的channel，并且元素包含指针，那么会为hchan和底层数组分别分配地址
1.3 写入channel原理
写入操作，编译时会调用runtime.chansend函数
ch<-10
1.如果是无缓冲的channel{
如果channel的读等待队列存在读的goroutine,将数据直接发送给第一个等待的G,唤醒接收的G
如果channel的读等待队列不存在读的goroutine，这时会阻塞写入到流程，将当前的G加入写入等待队列，并挂起等待唤醒
}
2.如果是有缓冲的channel{
如果channel的读等待队列存在读的goroutine，将数据直接发送给第一个等待的G,唤醒接收的G。
如果channel的读等待队列不存在读的goroutine，如果如果循环数组buf未满，那么将数据写入到循环队列队尾，sendx++
如果channel的读等待队列不存在读的goroutine，如果循环数组已满，这时会阻塞写入到流程，将当前的G加入写入等待队列，并挂起等待唤醒
}
1.4 读channel原理
读操作，编译时会调用runtime.chanrecv函数
<-ch
v:=<-ch
v,ok:=<-ch
for v:=rang ch{
fmt.println(v)
}
读出到环形队列buf成功：recvx++，释放buf锁
写入到环形队列buf成功：sendx++，释放buf锁
原理与写入相似
1.如果是无缓冲的channel{
直接从第一个写的G把数据拷贝给接收的G，唤醒写入的G,recvx++。
}
2.如果是有缓冲的channel{
如果channel的写等待队列存在G(证明此时循环队列满了),将循环数组的首位元素拷贝给接收的G,recvx++,将第一个写入的G的数据拷贝到循环数组的队尾，唤醒写入的G,sendx++。
如果channel的写等待队列不存在G(证明此时循环队列未满),如果循环队列有值，将循环数组的首位元素拷贝给接收的G,recvx++
如果channel的写等待队列不存在G(证明此时循环队列未满),如果循环队列为空，这时阻塞读的G,将当前读的G加入到读等待队列，并挂起等待唤醒
}
1.5 关闭channel原理
关闭channel,编译时会调用runtime.closechan函数
close(ch)
1.6 总结
hchan结构体主要组成部分有4个：
1.用来保存读写G之间传递到数据的环形数组：buf
2.用来记录此循环数组当前发送或者接收数据的下标值：sendx和recvx
3.用于保存该chan读和写阻塞被阻塞的goroutine队列，sendq和recvq
4.保证channel写入和读取数据时线性安全的锁：lock
2、map原理
2.1存储结构
hmap:
count:字典健值对个数，len时直接返回count的值
B:创建桶(bmap)的个数，2^B
buckets：当前map中桶(bmap)的数组，2^B
hash0:哈希因子，用于对key生成哈希值。这里hash值为64位二进制（0101001）
bmap:最多8个元素的健值对
tophash:8个元素数组，存储key的hash值高8位
keys:8个元素数组，存储key
values:8个元素数组，存储value
overflow:指针，当前桶存不下时的溢出桶
2.2初始化原理
info:=make(map[string]string,10) //初始化容量为10的map
第一步：创建hmap结构体对象
第二步：生成一个哈希因子hash0并复制到hmap对象中(用于后续为key创建hash值)
第三步：根据容量=10，根据算法规则创建B，当前B为1
第四步：根据B创建桶(bmap)并存放进buckets数组中,当前bmap数量为2
count/B(桶个数)>6.5,翻倍扩容
B的计算：
hint B bmap(桶)数量
0～8 0 1
9～13 1 2
13～26 2 4
2.3写入数据原理
info["name"]="Jeff"
在map中写入数据时，内部执行的流程为：
第一步：结合hash因子和健name生成哈希值，01010101011100011001，64位
第二步：获取哈希值的后B位,(上面的B在初始化已完成B的运算)，并根据后B位的值来决定此健值对存放在哪个桶(bmap)中。
第三步：在上一步确定桶(bmap)之后，接下来就在桶中写入数据。获取哈希值的高8位写入tophash,将tophash,key,value分别写到桶中的三个数组中。如果桶已满，则通过overflow找到溢出桶，并在溢出桶中继续写入。
第四步：hmap的个数count++（map中的元素个数+1）
2.4读取数据原理
name:=info["name"]
在map中读取数据时，内部的执行流程为：
第一步：结合哈希因子和健name生成哈希值。
第二步：获取哈希值的后B位，并根据后B位的值来确定将此简直对存放在哪个桶中(bmap)
第三步：确定桶的位置之后，再根据哈希的高8位(tophash值),根据tophash和key去桶中查找数据。当前桶如果没有找到，则根据overflow再去溢出桶中找，均未找到则表示key不存在。
根据tophash定位到在数组中的下标索引位置，比如tophash的位置在数组第4位，那么key和value也都在各自数组的第4位。
2.5map扩容原理
在向map中添加数据时，当达到某个条件，则会引发map扩容。
扩容条件：
1.map中健值对个数(count)/B(bmap桶)个数>6.5，引发翻倍扩容。桶的个数=2^B，所以B+1了
2.使用了太多的溢出桶(溢出桶太多会导致map处理速度降低)
B<=15,已使用的溢出桶个数>=2^B时，引发等量扩容
B>15，已使用的溢出桶个数>=2^15时，引发等量扩容。
2.6map迁移原理
扩容之后，必然要伴随着数据迁移，即：将旧桶中的数据迁移到新桶中。
2.6.1翻倍扩容迁移原理
如果是翻倍扩容，那么迁移就是将桶中的数据分流至两个桶中(比列不定)
如何实现这种迁移呢？其实也很简单：
首先，我们要知道如果翻倍扩容条件(健值对个数(count)/桶(bmap)个数>6.5)，则新桶个数是旧桶的2倍，即：map中的B值要+1(因为桶的个数等于2^B，而翻倍之后桶的个数就是(2^B)*2,也就是2^(B+1),所以新桶的B值=原桶B+1)
迁移时会遍历某个旧桶中的所有key(包括溢出桶),并根据key的hash值的低B位来决定将此健值对分流到哪个新桶中。ps:key的前后hash值都一样，低B位不一样。因为B已经+1了
扩容后，B的值在原来的基础上，也就意味着通过多一位来计算此健值对要分流到新桶的位置，如上图。
当新增位(红色)的值为0时，二进制表示的数和原来相同，则数据会迁移到与旧桶的编号一致的位置。
当新增位(红色)的值为1时，二进制表示的数大一倍，则数据会迁移到翻倍后对应的编号位置。
ps:同一个桶中key的哈希值的低B位一定相同，不然不会放在同一个桶中，所有同一个桶中黄色标记的位置都是相同的。
eg:
旧桶个数为32，翻倍后新桶个数为64。
再重新计算旧桶中的所有key哈希值时，红色为要能是0或1，所以桶中的所有数据的后B位只能是以下两种情况：
- 000111 [7],意味着要迁移到与旧桶编号一致的位置
- 100111 [39],意味着会迁移到翻倍后对应编号位置
2.6.2等量扩容迁移原理
如果是等量扩容(溢出桶太多引发的扩容),那么数据迁移机制就会比较简单，就是将旧桶(含溢出桶)中的健值对迁移到新桶中。
这种扩容和迁移到意义在于：当溢出桶比较多时，而每个桶中的数据又不多时，可以通过等量扩容和迁移让数据更紧凑，从而减少溢出桶。
eg:
一个桶中有两个溢出桶，第一个最开始肯定是满的，第二个也是满的，这样才会创建第三个溢出桶，第三个健值对个数为1。之后删除操作把第一个桶数据删了7个，第二个删了七个。那么总共健值对只有3个，这时候占用了3个桶。这时来个等量扩容，让数据更精凑，把两个溢出桶的数据放在第一个桶中，这样就减少了2个溢出桶，从而提升效率
ps:等量扩容B不变哦，这里的桶数量没有变化哦。桶的数量=2^B次方
3、GMP原理
3.1调度器的设计策略
调度器的设计策略：
复用线程：避免频繁的创建，销毁线程，而是对线程的复用，1.当本地G队列没有G时，优先从全局队列获取G(从全局获取G时需要加锁解锁），如果全局队列也没有，就从其他线程绑定的G队列偷取G,其他线程的G队列也没有获取到G,就睡眠或者销毁M 2.当M上正在执行的G阻塞了，此时M释放绑定的P(P和G队列还是绑定的),把绑定的P转移给其他空闲的线程执行。原本的M与G睡眠或者阻塞，当G需要执行时再放进G队列等待执行。
利用并行：GOMAXPROCS设置P的数量，最多有GOMAXPROCS个线程分布在多个CPU上同时运行。
抢占：一个goroutine最多占用CPU 10ms，防止其他goroutine饿死。
全局G队列：当创建协程时，优先放入P的本地G队列，当所有的本地G队列满了时,256，放入全局G队列(需要加锁解锁),然后从全局队列获取G,当全局队列没有G时，从其他P的G队列偷取G。
ps:P本地G队列大小为256，本地G满了才放入全局G队列
从全局队列获取的个数：
GQ：全局队列G的总长度 n=min(len(GQ)/GOMAXPROCS+1,len(GQ/2))
3.2执行go func()调度流程原理
第一步：执行go func()
第二步：创建一个G,优先加入到当前协程的G队列(如果是这个协程执行的)，如果本地队列满了，则把G加入到全局队列。
第三步：P需要调度一个G给M执行，P优先从本地G队列获取一个G,如果本地队列没有G,则从其他P绑定的G偷取一个G来执行，如果其他队列也没有G,则从全局队列获取一个G执行。
第四步：M调度执行G,如果执行到G.func发送阻塞，那么M和P解绑，把P转移给其他的M执行。当G阻塞完了，M放入休眠M队列或者销毁，G寻找其他G队列，或者放入全局G队列，等待下次调度
ps:休眠队列中长期没有被唤醒，则被GC回收了
3.3一个G创建很多G的过程原理
首先：假设G的队列大小为4(实际为256),一个goroutine创建了8个goroutine
此时G队列已经放满了，再创建G7时，会把G的前半部分连同G7打乱一起放入全局队列
此时G队列G5,G6往前移，已经空了一半。再创建G8,会把G8直接加入G队列
3.4唤醒正在休眠的M原理
规定：在创建G时，运行的G会尝试唤醒其他空闲的P和M组合去执行，从休眠的M队列唤醒M
假定G2唤醒了M2,M2绑定了P2,并运行Go，单P2本地队列没有G,M2此时称为：自旋线程,会优先去全局队列获取G,全局队列没有，才会去其他P的G队列偷取G来执行
从全局队列获取的个数：
GQ：全局队列G的总长度 n=min(len(GQ)/GOMAXPROCS+1,len(GQ/2))
3.5被唤醒的M从全局G队列取G原理
规定：在创建G时，运行的G会尝试唤醒其他空闲的P和M组合去执行，从休眠的M队列唤醒M
假定G2唤醒了M2,M2绑定了P2,并运行G，单P2本地队列没有G,M2此时称为：自旋线程,会优先去全局队列获取G,全局队列没有，才会去其他P的G队列偷取G来执行
从全局队列获取的个数：
GQ：全局队列G的总长度 n=min(len(GQ)/GOMAXPROCS+1,len(GQ/2))
ps:偷到G了，就不是自旋线程了
3.6M2从M1中偷取G原理
偷取条件：全局队列没有G了，就会从其他P的G队列偷取G.
偷取G的数量：其他P的G队列数量/2，取队列的后半部分全偷过来。
3.7自旋线程的最大限制
M的数量=GOMAXPROCS
自旋线程M+执行线程M<=GOMAXPROCS
3.8G发送阻塞时，调度原理
M调度执行G,如果执行到G.func发送阻塞，那么M和P解绑，把P转移给其他的M执行。当G阻塞完了，M放入休眠M队列或者销毁，G寻找其他G队列，或者放入全局G队列，等待下次调度
假设G8阻塞，则G8停留在M2当前系统空间中，因为此时M2全部的堆栈信息都在为G8服务，所以M2不能再为P2服务，所以M2与P2解绑，P2自行去寻找一个M来绑定。先寻找休眠M队列，如果没有则把P放进空闲P队列，等待其他M来调度。
ps：P2为什么不绑定M3,M4?因为M3,M4是自旋线程，此时已经拥有P了。自旋线程是寻找G的
3.9G阻塞完之后，调度原理
G阻塞完之后：
第一步：M2会找P2(原配),发现P2已经被其他M绑定了
第二步：去找空闲P队列，没找到
第三步：M2和G2解绑，G2放入全局G队列，等待其他P调用
第四步：M2放入休眠队列
ps:休眠队列中长期没有被唤醒，则被GC回收了
4、mutex原理
4.1mutex结构体解析
type Mutex Struct{
state int32 // 互斥锁的状态，原子操作actomic包操作该字段
sema uint32 // 信号量，等待队列
}
state：表示互斥锁的状态，后三位表示锁的状态，其他表示等待的goroutine数量。
sema表示信号量，协程阻塞等待该信号量来唤醒协程，解锁的协程释放该信号量来唤醒阻塞的协程
Locked:表示mutex是否已经锁定。1：锁定。 0：没有锁定
Woken:表示是否有协程已被唤醒，0：没有协程唤醒。1：有协程唤醒，正在加锁过程中
Starving:表示该mutex是否处于饥饿状态。0：正常模式。1：饥饿模式，表示有协程已经阻塞超过1ms
Waiter:等待等待加锁的G的队列个数(自旋之后未抢到锁会加入到此队列)，协程解锁时根据此值来判断是否需要释放信号量
4.2正常模式工作原理
首先mutex有两种状态：正常模式，饥饿模式
一个加锁的goroutine抢锁过程
第一步：首先G进入自旋状态(最多4次自旋),尝试通过mutex的原子操作获得锁
第二步：若几次自旋之后仍没有获得锁，则通过信号量排队等待。所有的等待的G都会按照先入先出的顺序排队
第三步：当锁被释放，通过信号量唤醒第一个排队等待的G,但是第一个等待的G不会直接拥有锁。而是需要和所有(很多个G)处于自旋状态的G竞争，这种情况后来的进入自旋状态的G更容易获得锁，因为正在CPU上执行，比刚被唤醒的G(自旋没有获得锁，排队等待的G)更有优势，所以被唤醒的G大概率不会抢到锁，此时把这个G再次放入等待队列的头部。
第四步：当等待队列的G获取锁的时间大于1ms时，锁会进入饥饿模式
ps:正常模式自旋和排队并行更够有更高的吞吐量，因为频繁的挂起和唤醒G会带来较多的开销，但是又不能无限制的自旋，要把开销控制在较小的范围内。所以在正常模式下mutex有更好的性能，但是队列尾端的G迟迟抢不到锁。饥饿模式所有的G都需要排队。
4.3饥饿模式工作原理
首先mutex有两种状态：正常模式，饥饿模式
ps:抢锁先自旋，自旋没抢到进入队列，队列头部G唤醒再次抢锁，抢锁时间大于1ms锁进入饥饿模式
饥饿模式抢锁过程：
第一步：一个协程解锁，释放信号量
第二步：通过信号量唤醒等待队列头部第一个G直接获得锁，后来的G不会自旋，也不会尝试获得锁,而是直接加入到队列尾部等待。（先把锁给等待时间大于1ms的G）
饥饿模式切换到正常模式：
1.头部的G等待的时间小于1ms，锁进入正常模式
2.等待队列已经空了(队列空了，自然没有饥饿的G了)，锁进入正常模式
4.4抢锁/解锁的代码原理
抢锁：
第一步：通过原子操作CASInt32对锁的最后一位状态赋值，赋值成功代表抢到锁。
第二步：没有抢到锁(赋值失败)，进入m.lockSlow(),让此协程进入等待队列，并休眠
ps: 原子操作CASInt32：类似乐观锁，先判断这个锁的状态是否为0，是0就改变为1，否则不变。
解锁：
第一步：通过原子操作atomic.AddInt32把锁的状态值设置为0。
第二步：判断new!=0，证明有协程在队列等待，需要释放信号唤醒一个协程
func demo() {
var state int32 = 2001
ne := atomic.AddInt32(&state, -1)
fmt.Println(ne) //2000,2表示有两个G在队列等待，0表示正常模式，0没有协程唤醒，0当前锁没有被占用
}
5、context原理
5.1context结构体
type Context interface {
Deadline() (deadline time.Time, ok bool)
Done() <-chan struct{}
Err() error
Value(key interface{}) interface{}
}
Deadline:返回绑定当前context的任务被取消的截止时间；如果没有设定期限，将返回ok == false。
Done:信号，当绑定当前context的任务被取消时，将返回一个关闭的channel信号；如果当前context不会被取消，将返回nil。
Err:
1.如果Done返回的channel没有关闭，将返回nil;
2.如果Done返回的channel已经关闭，将返回非空的值表示任务结束的原因。
3.如果是context被取消，Err将返回Canceled；
4.如果是context超时，Err将返回DeadlineExceeded。
Value:返回context存储的键值对中当前key对应的值，如果没有对应的key,则返回nil。
5.2context核心原理
context包的核心原理：链式传递context，基于context构造新的context
核心接口：
ctx,err:=context.Background() //通常用于主函数，初始化以及测试，作为顶层的context
ctx:=context.TODO() //不确定使用什么用context的时候才会使用
ctx:=context.WithValue(context.Background(),"name","jeff")//向context添加键值
name := ctx.Value("name") //向context取值
ctx, cancel := context.WithCancel(context.Background()) //可取消的contex，调用cancel()取消，取消之后 <-ctx.Done()可以被触发，用于监听
监听ctx有没有被关闭
func waitCancel(ctx context.Context, i int) {
for {
time.Sleep(time.Second)
select {
case <-ctx.Done():
fmt.Printf("%d end\n", i)
return
default:
fmt.Printf("%d do\n", i)
}
}
}
OSI7层协议
websocket
http
udp
tcp
内存逃逸
栈：由系统申请和释放，不会有额外的性能开销。比如局部变量
堆：在堆上的内存需要GC管理回收，GC将带来额外的性能开销。
内存逃逸：由栈逃逸到堆
逃逸条件：变量在函数结束时，仍然想要使用这个变量。比如全局变量
逃逸机制：
编辑器会根据变量是否被外部引用来决定是否逃逸：
1.如果函数外部没有引用，则优先放到栈中
2.如果函数外部存在引用，则必定放在堆中
3.如果栈放不下，则必定放在堆上
总结：
1.栈上分配内存比堆中分配内存效率更高
2.栈上分配的内存不需要GC处理，因为函数结束就自动释放了。而堆需要GC处理
3.逃逸分析的目的是决定内存分配地址是堆还是栈
4.逃逸分析是在编译阶段完成
因为无论变量的大小，只要是指针变量都会在堆上分配，所以对于小变量我们还是使用值传递效率更高，因为指针传递会分配到堆，会增加GC的压力
选择了IT，必定终身学习
