go中sync.Cond源码解读
sync.Cond
前言
本次的代码是基于go version go1.13.15 darwin/amd64
什么是sync.Cond
Go语言标准库中的条件变量sync.Cond，它可以让一组的Goroutine都在满足特定条件时被唤醒。
每个Cond都会关联一个Lock（*sync.Mutex or *sync.RWMutex）
var (
locker = new(sync.Mutex)
cond = sync.NewCond(locker)
)
func listen(x int) {
// 获取锁
cond.L.Lock()
// 等待通知 暂时阻塞
cond.Wait()
fmt.Println(x)
// 释放锁
cond.L.Unlock()
}
func main() {
// 启动60个被cond阻塞的线程
for i := 1; i <= 60; i++ {
go listen(i)
}
fmt.Println("start all")
// 3秒之后 下发一个通知给已经获取锁的goroutine time.Sleep(time.Second * 3)
fmt.Println("++++++++++++++++++++one Signal")
cond.Signal()
// 3秒之后 下发一个通知给已经获取锁的goroutine
time.Sleep(time.Second * 3)
fmt.Println("++++++++++++++++++++one Signal")
cond.Signal()
// 3秒之后 下发广播给所有等待的goroutine
time.Sleep(time.Second * 3)
fmt.Println("++++++++++++++++++++begin broadcast")
cond.Broadcast()
// 阻塞直到所有的全部输出
time.Sleep(time.Second * 60)
}
上面是个简单的例子，我们启动了60个线程，然后都被cond阻塞，主函数通过Signal()通知一个goroutine接触阻塞，通过Broadcast()通知所有被阻塞的全部解除阻塞。
看下源码
// Wait 原子式的 unlock c.L， 并暂停执行调用的 goroutine。
// 在稍后执行后，Wait 会在返回前 lock c.L. 与其他系统不同，
// 除非被 Broadcast 或 Signal 唤醒，否则等待无法返回。
//
// 因为等待第一次 resume 时 c.L 没有被锁定，所以当 Wait 返回时，
// 调用者通常不能认为条件为真。相反，调用者应该在循环中使用 Wait()：
//
// c.L.Lock()
// for !condition() {
// c.Wait()
// }
// ... make use of condition ...
// c.L.Unlock()
//
type Cond struct {
// 用于保证结构体不会在编译期间拷贝
noCopy noCopy
// 锁
L Locker
// goroutine链表，维护等待唤醒的goroutine队列
notify notifyList
// 保证运行期间不会发生copy
checker copyChecker
}
重点分析下：notifyList和copyChecker
- notify
type notifyList struct {
// 总共需要等待的数量
wait uint32
// 已经通知的数量
notify uint32
// 锁
lock uintptr
// 指向链表头部
head *sudog
// 指向链表尾部
tail *sudog
}
这个是核心，所有wait的goroutine都会被加入到这个链表中，然后在通知的时候再从这个链表中获取。
- copyChecker
保证运行期间不会发生copy
type copyChecker uintptr
// copyChecker holds back pointer to itself to detect object copying
func (c *copyChecker) check() {
if uintptr(*c) != uintptr(unsafe.Pointer(c)) &&
!atomic.CompareAndSwapUintptr((*uintptr)(c), 0, uintptr(unsafe.Pointer(c))) &&
uintptr(*c) != uintptr(unsafe.Pointer(c)) {
panic("sync.Cond is copied")
}
}
Wait
func (c *Cond) Wait() {
// 监测是否复制
c.checker.check()
// 更新 notifyList中需要等待的wait的数量
// 返回当前需要插入链表节点ticket
t := runtime_notifyListAdd(&c.notify)
c.L.Unlock()
// 为当前的加入的waiter构建一个链表的节点，插入链表的尾部
runtime_notifyListWait(&c.notify, t)
c.L.Lock()
}
// go/src/runtime/sema.go
// 更新 notifyList中需要等待的wait的数量
// 同时返回当前的加入的 waiter 的 ticket 编号，从0开始
//go:linkname notifyListAdd sync.runtime_notifyListAdd
func notifyListAdd(l *notifyList) uint32 {
// 使用atomic原子的对wait字段进行加一操作
return atomic.Xadd(&l.wait, 1) - 1
}
// go/src/runtime/sema.go
// 为当前的加入的waiter构建一个链表的节点，插入链表的尾部
//go:linkname notifyListWait sync.runtime_notifyListWait
func notifyListWait(l *notifyList, t uint32) {
lock(&l.lock)
// 当t小于notifyList中的notify，说明当前节点已经被通知了
if less(t, l.notify) {
unlock(&l.lock)
return
}
// 构建当前节点
s := acquireSudog()
s.g = getg()
s.ticket = t
s.releasetime = 0
t0 := int64(0)
if blockprofilerate > 0 {
t0 = cputicks()
s.releasetime = -1
}
// 头结点没构建，插入头结点
if l.tail == nil {
l.head = s
} else {
// 插入到尾节点
l.tail.next = s
}
l.tail = s
// 将当前goroutine置于等待状态并解锁
// 通过调用goready（gp），可以使goroutine再次可运行。
// 也就是将 M/P/G 解绑，并将 G 调整为等待状态，放入 sudog 等待队列中
goparkunlock(&l.lock, waitReasonSyncCondWait, traceEvGoBlockCond, 3)
if t0 != 0 {
blockevent(s.releasetime-t0, 2)
}
releaseSudog(s)
}
梳理流程
1、首先检测对象的复制行为，如果有复制发生直接抛出panic；
2、然后调用runtime_notifyListAdd对notifynotifyListList中的wait(需要等待的数量)进行加一操作，同时返回一个ticket，用来作为当前wait的编号，这个编号，会和notifyList中的notify对应起来；
3、然后调用runtime_notifyListWait把当前的wait封装成链表的一个节点，插入到notifyList维护的链表的尾部。
Signal
// 唤醒一个被wait的goroutine
func (c *Cond) Signal() {
// 监测是否复制
c.checker.check()
runtime_notifyListNotifyOne(&c.notify)
}
// go/src/runtime/sema.go
// 通知链表中的第一个
//go:linkname notifyListNotifyOne sync.runtime_notifyListNotifyOne
func notifyListNotifyOne(l *notifyList) {
// wait和notify，说明已经全部通知到了
if atomic.Load(&l.wait) == atomic.Load(&l.notify) {
return
}
lock(&l.lock)
// 这里做了二次的确认
// wait和notify，说明已经全部通知到了
t := l.notify
if t == atomic.Load(&l.wait) {
unlock(&l.lock)
return
}
// 原子的对notify执行+1操作
atomic.Store(&l.notify, t+1)
// 尝试找到需要被通知的 g
// 如果目前还没来得及入队，是无法找到的
// 但是，当它看到通知编号已经发生改变是不会被 park 的
//
// 这个查找过程看起来是线性复杂度，但实际上很快就停了
// 因为 g 的队列与获取编号不同，因而队列中会出现少量重排，但我们希望找到靠前的 g
// 而 g 只有在不再 race 后才会排在靠前的位置，因此这个迭代也不会太久，
// 同时，即便找不到 g，这个情况也成立：
// 它还没有休眠，并且已经失去了我们在队列上找到的（少数）其他 g 的 race。
for p, s := (*sudog)(nil), l.head; s != nil; p, s = s, s.next {
// 顺序拿到一个节点的ticket，会和上面会和notifyList中的notify做比较，相同才进行后续的操作
// 这个我们分析了，notifyList中的notify和链表节点中的ticket是一一对应的
if s.ticket == t {
n := s.next
if p != nil {
p.next = n
} else {
l.head = n
}
if n == nil {
l.tail = p
}
unlock(&l.lock)
s.next = nil
// 通过goready掉起在上面通过goparkunlock挂起的goroutine
readyWithTime(s, 4)
return
}
}
unlock(&l.lock)
}
梳理下流程：
1、首先检测对象的复制行为，如果有复制发生直接抛出panic；
2、判断wait和notify，如果两者相同说明已经已经全部通知到了；
3、调用notifyListNotifyOne，通过for循环，依次遍历这个链表，直到找到和notifyList中的notify，相匹配的ticket的节点；
4、掉起goroutine，完成通知。
Broadcast
// 唤醒所有被wait的goroutine
func (c *Cond) Broadcast() {
c.checker.check()
runtime_notifyListNotifyAll(&c.notify)
}
// go/src/runtime/sema.go
// notifyListNotifyAll notifies all entries in the list.
//go:linkname notifyListNotifyAll sync.runtime_notifyListNotifyAll
func notifyListNotifyAll(l *notifyList) {
// wait和notify，说明已经全部通知到了
if atomic.Load(&l.wait) == atomic.Load(&l.notify) {
return
}
// 加锁
lock(&l.lock)
s := l.head
l.head = nil
l.tail = nil
// 这个很粗暴，直接将notify的值置换成wait
atomic.Store(&l.notify, atomic.Load(&l.wait))
unlock(&l.lock)
// 循环链表，一个个唤醒goroutine
for s != nil {
next := s.next
s.next = nil
readyWithTime(s, 4)
s = next
}
}
梳理下流程：
1、首先检测对象的复制行为，如果有复制发生直接抛出panic；
2、判断wait和notify，如果两者相同说明已经已经全部通知到了；
3、notifyListNotifyAll，就相对简单了，直接将notify的值置为wait，标注这个已经全部通知了；
4、循环链表，一个个唤醒goroutine。
总结
sync.Cond不是一个常用的同步机制，但是在条件长时间无法满足时，与使用for {}进行忙碌等待相比,sync.Cond能够让出处理器的使用权，提供CPU的利用率。使用时我们也需要注意以下问题：
1、sync.Cond.Wait在调用之前一定要使用获取互斥锁，否则会触发程序崩溃；
2、sync.Cond.Signal 唤醒的 Goroutine都是队列最前面、等待最久的Goroutine；
3、sync.Cond.Broadcast会按照一定顺序广播通知等待的全部 Goroutine。
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