终于来到了go语言相关的设计实现，go中sync.Mutex的设计有很多设计方面的考虑。

我们看下对应的加锁解锁部分，对应的源码 see https://sourcegraph.com/github.com/golang/go/-/blob/src/sync/mutex.go#L72

首先，了解下锁的定义，我们看到里面有个state字段，这个字段表示的是锁的状态，为0表示锁是解锁状态，其他状态可以参考下源码中的定义。

// A Mutex is a mutual exclusion lcok.
// The zero value for a Mutex is an unlocked mutex.
//
// A Mutex must not be copied after first use.
type Mutext struct {
    state	int32
    sema	uint32
}

const (
    mutexLocked = 1 << iota // mutex is locked
    mutexWoken
    mutexStarving
    mutexWaiterShift = iota
)

下面看下加解锁实现，多注意下state相关的逻辑，比较容易好理解。

mutex.Lock() ##

fastpath ##

首先，会执行fastpath，会尝试CAS加锁一次，如果没有很多锁竞争，且锁处于未加锁状态（state=0），大概率会加锁成功（state=1）成功返回。

如果fastpath加锁失败了，比如尝试加锁前state != 0：

• state可能为1

  此时，表示锁已经被锁定，新goroutine尝试加锁请求失败，这种很好理解；

• state != 0，但也不是1（mutexLocked）

  这种情况就比较特殊了，涉及到go的一些锁优化，拿个例子来说一下。比如state有可能为4（mutexStarving），即它确实处于解锁状态(state&mutexLocked=0)，但却处于starvation模式下，这说明之前有尝试加锁的goroutine很久没有拿到锁了，所以将当前锁的模式从normal修改为了starvation。

  为了避免调度延迟过大，go会优先受理部分goroutine的加锁请求，所以，这种情况新加入抢锁的goroutine也是不能拿到锁的。

OK，有了这个大致的了解之后，我们继续看加锁失败后的处理路径，继续执行slowpath。

// Lock locks m.
// If the lock is already in use, the calling goroutine
// blocks until the mutex is available.
func (m *Mutex) Lock() {
	// Fast path: grab unlocked mutex.
	if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, 0, mutexLocked) {
		if race.Enabled {
			race.Acquire(unsafe.Pointer(m))
		}
		return
	}
	// Slow path (outlined so that the fast path can be inlined)
	m.lockSlow()
}

slowpath ##

这部分就有很多优化措施了，感兴趣的可以阅读这里的源码，我们先尝试总结下。

see https://sourcegraph.com/github.com/golang/go/-/blob/src/sync/mutex.go#L84

func (m *Mutex) lockSlow() {
	...
	old := m.state
	for {
		// Don't spin in starvation mode, ownership is handed off to waiters
		// so we won't be able to acquire the mutex anyway.
		if old&(mutexLocked|mutexStarving) == mutexLocked && runtime_canSpin(iter) {
			// Active spinning makes sense.
			// Try to set mutexWoken flag to inform Unlock
			// to not wake other blocked goroutines.
			if !awoke && old&mutexWoken == 0 && old>>mutexWaiterShift != 0 &&
				atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, old|mutexWoken) {
				awoke = true
			}
			runtime_doSpin()
			iter++
			old = m.state
			continue
		}
        ...
    }
    ...
}

加锁失败后，失败原因有多种，要么是锁已经被锁定了，要么是处于饥饿模式。对应的处理方式也不一样，所以开头先判断下。

如果old&(mutexLocked|mutexStarvig) == mutexLocked为true，则表示之前加锁的失败原因是，锁已经被锁定了。那怎么办呢？难道要让goroutine立即去睡觉觉？goroutine睡着后再被唤醒参与调度这个开销和线程比是小，但是还是有的嘛，能不能再尝试几次，避免过早睡眠？当然可以。

那就让当前goroutine自旋+重新加锁几次试试，就是这里的runtime_canSpin(iter)来控制能否自旋了。

// Active spinning for sync.Mutex.
//go:linkname sync_runtime_canSpin sync.runtime_canSpin
//go:nosplit
func sync_runtime_canSpin(i int) bool {
	// sync.Mutex is cooperative, so we are conservative with spinning.
	// Spin only few times and only if running on a multicore machine and
	// GOMAXPROCS>1 and there is at least one other running P and local runq is empty.
	// As opposed to runtime mutex we don't do passive spinning here,
	// because there can be work on global runq or on other Ps.
	if i >= active_spin || ncpu <= 1 || gomaxprocs <= int32(sched.npidle+sched.nmspinning)+1 {
		return false
	}
	if p := getg().m.p.ptr(); !runqempty(p) {
		return false
	}
	return true
}

最多自旋4次，当然还有其他要求，就是必须运行在多核机器上，并且GOMAXPROCS>1，并且至少有另外一个正在运行的P且其runq为空。大家可以想一下为什么？如果不这么限制，那谁来释放锁呢，当前goroutine大概率自旋无效，也优化不了什么。

这些条件满足时，检查当前g运行的P上runq是否为空，如果为空才允许自旋，为什么？会影响到runq中的goroutine的调度执行吧。

最后再看lockSlow中的代码逻辑：

func (m *Mutex) lockSlow() {
	...
	old := m.state
	for {
		if old&(mutexLocked|mutexStarving) == mutexLocked && runtime_canSpin(iter) {
			// Active spinning makes sense.
			// Try to set mutexWoken flag to inform Unlock
			// to not wake other blocked goroutines.
			if !awoke && old&mutexWoken == 0 && old>>mutexWaiterShift != 0 &&
				atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, old|mutexWoken) {
				awoke = true
			}
			runtime_doSpin()
			iter++
			old = m.state
			continue
		}
        ...
    }
    ...
}

大家看刚开加锁失败后awoke=false, 并且假定old=mutexLocked，old»mutexWaiterShift这个写法，让人猜测m.state中还存储了waiter相关的信息，然后尝试将m.state设置上mutexWoken，awoke=true，没看出这是在干啥。

然后runtime_doSpin开始空转CPU，可以理解成一个for循环从30减到0，结束。这么做无非就是想等其他goroutine把锁释放掉。

const (
    active_spin_cnt = 30
)

//go:linkname sync_runtime_doSpin sync.runtime_doSpin
//go:nosplit
func sync_runtime_doSpin() {
	procyield(active_spin_cnt)
}

func procyield(cycles uint32)

TEXT runtime·procyield(SB),NOSPLIT,$0-0
	MOVL	cycles+0(FP), AX
again:
	PAUSE
	SUBL	$1, AX
	JNZ	again
	RET

然后iter++，表示自旋次数+1（最多4次），更新锁状态，注意此时mutexWoken设置了，现在可以猜测下mutexWoken表示啥了，它表示的是mutex有没有唤醒协程来抢锁。

自旋之后continue，进入循环体的下一次循环，继续检查锁的状态：

• 如果锁依旧被锁定，且当前可以继续自旋，则继续自旋；
• 如果锁依旧被锁定，且当前超过了自旋次数，则执行下面的逻辑；
• 如果锁被解锁了，则也执行下面的逻辑；

下面的new表示当前代码执行完后锁的状态，有这么几种情况：

• 锁还没被释放，锁必然处于锁定状态，new&mutexLocked==1；
• 锁已经被释放，锁如果处于normal模式，当前goroutine必抢锁成功，所以new|=mutexLocked也很好理解；
• 锁已经被释放，锁如果处于starvation模式，当前goroutine抢锁失败，入队等待，但是这个锁将直接递交给等待队列中的第一个waiter，不用这个waiter被唤醒后抢锁，所以其new|=mutexLocked没什么疑问了；

继续看waiter标志位相关的设置：检查old状态，如果仍是锁定或者饿死状态，则直接将new中设置mutexWaiter标记。干嘛用的，表示有waiter在等待锁释放啊。

继续看starvation标志位相关的设置：如果发现锁之前的状态就是饥饿模式了，并且没有被锁定，那么锁的最新状态还是饥饿模式（new|=mutexStarving岂不是多余？）

func (m *Mutex) lockSlow() {
	...
	old := m.state
	for {
		new := old
		// Don't try to acquire starving mutex, new arriving goroutines must queue.
		if old&mutexStarving == 0 {
			new |= mutexLocked
		}
		if old&(mutexLocked|mutexStarving) != 0 {
			new += 1 << mutexWaiterShift
		}
		// The current goroutine switches mutex to starvation mode.
		// But if the mutex is currently unlocked, don't do the switch.
		// Unlock expects that starving mutex has waiters, which will not
		// be true in this case.
		if starving && old&mutexLocked != 0 {
			new |= mutexStarving
		}
        ...
    }
    ....
}

继续看，如果当前mutex已经有被唤醒的goroutine尝试抢锁，那么new里面mutexWoken应该为1，如果为0是一种不一致状态，报错。然后从new中清除这一标记位，也需mutexwoken代表的就是当前goroutine吧，一次唤醒一个嘛。

func (m *Mutex) lockSlow() {
	...
	old := m.state
	for {
		new := old
		...
        
		if awoke {
			// The goroutine has been woken from sleep,
			// so we need to reset the flag in either case.
			if new&mutexWoken == 0 {
				throw("sync: inconsistent mutex state")
			}
			new &^= mutexWoken
		}
        ...
     }
     ...
}

继续看，CAS更新下锁状态m.state，注意此时new里面设置了locked（starvation可能有也可能没有）。

继续检查，如果之前锁状态不是锁定状态、不是饥饿状态，那么现在肯定就是锁定成功了，退出循环结束加锁过程。

如果发现waitStartTime不为0，说明之前已经有几轮循环来尝试过获得锁了，现在要算一下当前这次加锁操作总共等待了多久了。

func (m *Mutex) lockSlow() {
	var waitStartTime int64
    ...
	old := m.state
	for {
		new := old
		...

		if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {
			if old&(mutexLocked|mutexStarving) == 0 {
				break // locked the mutex with CAS
			}
			// If we were already waiting before, queue at the front of the queue.
			queueLifo := waitStartTime != 0
			if waitStartTime == 0 {
				waitStartTime = runtime_nanotime()
			}
            ... 
        }
        ...
    }
    ...
}

现在来算一下当前goroutine加锁等待了多久了，这个时间很好算，直接拿当前时间减去第第一次开始的时间就算出来了，runtime_nanotime()-waitStartTime()，并且发现，如果这个时间超过阈值1ms，就会将starving设为true，意味着mutex将被设置为饥饿模式，当然如果以前就是饥饿模式，现在肯定也是饥饿模式了。

另外注意queueLifo的值，如果是新抢锁的goroutine，那么为false，调用runtime_Semacquire时会将该goroutine假如到队列的末尾排队，如果是之前唤醒过的goroutine，则会将其添加到队列的对首，如果锁变成了饥饿模式且被释放了，则直接交给对首的goroutine执行。

这个函数runtime_semacquiremutex，还挺关键的：

信号量semaroot好理解，它是地址addr处对应的信号量，本身内部维护了一个等待信号量的sudog（等待执行的g）列表，对mutex而言就是等待抢锁的goroutines/waiters列表。

mutex里面为什么要加一个字段sema，其实就是为了间接具备这样一种能力，维护一个&sema的信号量，维护一个因为抢锁而阻塞的goroutine列表，以方便在锁被释放的时候，再把它们唤醒。

看下这个函数是怎么实现的吧，它调用了semacquire1这个函数，这个函数内部就是获得&addr处对应的信号量，然后尝试对semaroot.lock加锁，这个锁是一个runtime.mutex，

我擦，我发现这个函数里面调用了semacquire1(…)，这个函数里面调用了lockWithRank，lockWithRank调用了lock2()，lock2内部使用了Linux系统调用futex这个能够把线程挂起的重量级锁！

打脸，前面总结说sync.Mutex没有使用futex，哇擦！

m.sema这个变量表示的是一个信号量，但是这个信号量是用来通知啥的呢？这个信号量对应的有一个等待队列的，如果lifo为true，则表示将当前的goroutine对应的后续sudog放入队列的头部，这样方便饿死模式下直接将mutex的拥有权交给这个对首的waiter，避免其等锁等太久。

• 如果拿到了这个信号量就立即返回了；
• 如果拿不到这个信号量就要做后面的处理了；

可能有多个并发的goroutine来抢锁的情况，可能之前已经有没抢到阻塞的goroutine了，这里先找一个阻塞的goroutine，获得信号量地址对应的一个数据结构，记为semaroot，这个维护了mutex上因为抢锁失败而等待的goroutine（waiters）队列。

对这个semaroot.lock的加锁操作，用了自旋、CAS、futex，为啥用futex呢？这不相当于sync.Mutex间接用了futex嘛！那如果加锁失败不是直接阻塞线程了吗！

• 这种情况下好的情况是几个线程自旋一下抢到sync.Mutex.sema，大概率会成功，但是锁竞争严重的时候还是会失败，怎么办总不能一直自旋不干活啊，注意了，这里调用了

func (m *Mutex) lockSlow() {
	...
	old := m.state
	for {
		new := old
		...

		if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {
            ...
			queueLifo := waitStartTime != 0
           	...
			runtime_SemacquireMutex(&m.sema, queueLifo, 1)
			starving = starving || runtime_nanotime()-waitStartTime > starvationThresholdNs
			old = m.state
			if old&mutexStarving != 0 {
				// If this goroutine was woken and mutex is in starvation mode,
				// ownership was handed off to us but mutex is in somewhat
				// inconsistent state: mutexLocked is not set and we are still
				// accounted as waiter. Fix that.
				if old&(mutexLocked|mutexWoken) != 0 || old>>mutexWaiterShift == 0 {
					throw("sync: inconsistent mutex state")
				}
				delta := int32(mutexLocked - 1<<mutexWaiterShift)
				if !starving || old>>mutexWaiterShift == 1 {
					// Exit starvation mode.
					// Critical to do it here and consider wait time.
					// Starvation mode is so inefficient, that two goroutines
					// can go lock-step infinitely once they switch mutex
					// to starvation mode.
					delta -= mutexStarving
				}
				atomic.AddInt32(&m.state, delta)
				break
			}
			awoke = true
			iter = 0
		} else {
			old = m.state
		}
	}

	...
}

sync.Mutex里面的锁实现，不使用futex，即当Lock失败时，不会导致调用的进程线程被阻塞，而只是将当前goroutine阻塞，go runtime scheduler仍然可以在当前线程上调度执行其他的goroutine，等锁被Unlock时，就有机会再唤醒之前Lock失败的goroutine执行。

另外，go sync.Mutex做了很多优化，大致总结一下。sync.Mutex有两种工作模式：normal mode 和 starvation mode，两种模式对执行Lock、Unlock的goroutine会产生不同的影响。

• normal mode

  该模式下，waiters（goroutines）会按照加锁申请进入一个FIFO的队列，一个被唤醒的waiter不一定能够立即持有锁，它要和所有新的发起加锁请求的goroutines竞争。新到达的goroutines通常有一个优势——它们已经在CPU上运行了，并且有很多，所以一个刚被唤醒的waiter大概率会竞争锁失败。

  这种情况下，这个失败的waiter会被加入到这个FIFO队列的对首，如果一个waiter竞争锁超过1ms还没有成功，就会将mutex从normal mode切换为startvation mode。

• starvation mode

  该模式下，当一个goroutine释放锁时，锁的拥有者立即从该goroutine转交给对首的waiter。新到达的goroutines不会尝试获得锁，尽管它能观察到锁好像被释放掉了。这种模式下，新到达的goroutines会追加到FIFO的队列的末尾。

当一个waiter收到一个mutex的拥有者权限时，它会检查，如果：1）它是这个锁竞争等待队列中的最后一个waiter；或者 2）它的加锁等待时间小于1ms，此时将把mutex从starvation mode切换为normal mode。

mutex.Unlock() ##

fastpath ##

先尝试CAS去掉加锁标志位，其实返回的是锁的新状态，如果之前状态是locked，现在unlocked去掉了这个标志位，如果新状态state==0，表示没什么其他要处理的了，直接返回就可以了，反之，则说明锁可能被设置了其他的状态，如前面提到的锁的normal、starvation mode，还需要进入slowpath进一步处理。

// Unlock unlocks m.
// It is a run-time error if m is not locked on entry to Unlock.
//
// A locked Mutex is not associated with a particular goroutine.
// It is allowed for one goroutine to lock a Mutex and then
// arrange for another goroutine to unlock it.
func (m *Mutex) Unlock() {
	if race.Enabled {
		_ = m.state
		race.Release(unsafe.Pointer(m))
	}

	// Fast path: drop lock bit.
	new := atomic.AddInt32(&m.state, -mutexLocked)
	if new != 0 {
		// Outlined slow path to allow inlining the fast path.
		// To hide unlockSlow during tracing we skip one extra frame when tracing GoUnblock.
		m.unlockSlow(new)
	}
}

slowpath ##

锁的状态不只是有持有、未持有这几种，那看来这里是要处理其他几种锁状态的情况了。

const (
	mutexLocked = 1 << iota // mutex is locked
	mutexWoken
	mutexStarving
	mutexWaiterShift = iota
)

继续看源码，首先做个检查，当前goroutine调用Unlock之前是否有持有这把锁，很好比较，只要检查 (new+mutexLocked) & mutexLocked 下便知道。

QA：如果当前goroutine没有持有过锁，前面fastpath中却去掉了锁标志位，走到这里检查发现之前没有持有锁，这是很严重的问题，直接throw了，也没什么善后的，直接退出啦，程序员自己抓紧改bug吧，继续跑也会造成bug！

然后这里面主要是这个函数runtime_Semrelease：

• 如果是正常模式，这个函数从对头取出一个sudog（等待锁的goroutine），然后将其丢入runq等待被调度；
• 如果是饥饿模式，这个函数从头取出一个sudog（等待锁的goroutine），然后将其丢入runq，并立即让出CPU，相当于让这个sudog尽可能快地被执行到。

func (m *Mutex) unlockSlow(new int32) {
	if (new+mutexLocked)&mutexLocked == 0 {
		throw("sync: unlock of unlocked mutex")
	}
	if new&mutexStarving == 0 {
		old := new
		for {
			// If there are no waiters or a goroutine has already
			// been woken or grabbed the lock, no need to wake anyone.
			// In starvation mode ownership is directly handed off from unlocking
			// goroutine to the next waiter. We are not part of this chain,
			// since we did not observe mutexStarving when we unlocked the mutex above.
			// So get off the way.
			if old>>mutexWaiterShift == 0 || old&(mutexLocked|mutexWoken|mutexStarving) != 0 {
				return
			}
			// Grab the right to wake someone.
			new = (old - 1<<mutexWaiterShift) | mutexWoken
			if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {
				runtime_Semrelease(&m.sema, false, 1)
				return
			}
			old = m.state
		}
	} else {
		// Starving mode: handoff mutex ownership to the next waiter, and yield
		// our time slice so that the next waiter can start to run immediately.
		// Note: mutexLocked is not set, the waiter will set it after wakeup.
		// But mutex is still considered locked if mutexStarving is set,
		// so new coming goroutines won't acquire it.
		runtime_Semrelease(&m.sema, true, 1)
	}
}

##