go sema 源码分析

sema.go semacquire1和 semrelease1 函数是 sync.mutex 用来阻塞 g 和释放 g 的实现，这两个方法也实现了类似信号量的功能，并且是针对 goroutine 的信号量，由于还没看 go 调度相关的代码，sema 里跟调度相关的逻辑也不做仔细说明和代码注解

semacquire1 函数

大致流程：获取 sudog 和 semaRoot ，其中 sudog 是 g 放在等待队列里的包装对象，sudog 里会有 g 的信息和一些其他的参数， semaRoot 则是队列结构体，内部是堆树，把和当前 g 关联的 sudog 放到 semaRoot 里，然后把 g 的状态改为等待，调用调度器执行别的 g，此时当前 g 就停止执行了。一直到被调度器重新调度执行，会首先释放 sudog 然后再去执行别的代码逻辑

semaRoot

// 一个 semaRoot 持有不同地址的 sudog 的平衡树// 每一个 sudog 可能反过来指向等待在同一个地址上的 sudog 的列表// 对同一个地址上的 sudog 的内联列表的操作的时间复杂度都是O(1)，扫描 semaRoot 的顶部列表是 O(log n)// n 是 hash 到并且阻塞在同一个 semaRoot 上的不同地址的 goroutines 的总数type semaRoot struct {	lock  mutex	treap *sudog // root of balanced tree of unique waiters. 不同 waiter 的平衡树	nwait uint32 // Number of waiters. Read w/o the lock. waiter 的数量}

func semacquire1(addr *uint32, lifo bool, profile semaProfileFlags, skipframes int) {	gp := getg()	if gp != gp.m.curg {		throw("semacquire not on the G stack")	}	// Easy case.	if cansemacquire(addr) {		return	}	// Harder case:	//	increment waiter count	//	try cansemacquire one more time, return if succeeded	//	enqueue itself as a waiter	//	sleep	//	(waiter descriptor is dequeued by signaler)	// 获取一个 sudog	s := acquireSudog()	// 获取一个 semaRoot	root := semroot(addr)	t0 := int64(0)	s.releasetime = 0	s.acquiretime = 0	s.ticket = 0	// 一些性能采集的参数 应该是	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 {		// 锁定在 semaRoot 上		lock(&root.lock)		// Add ourselves to nwait to disable "easy case" in semrelease.		// nwait 加一		atomic.Xadd(&root.nwait, 1)		// Check cansemacquire to avoid missed wakeup.		if cansemacquire(addr) {			atomic.Xadd(&root.nwait, -1)			unlock(&root.lock)			break		}		// Any semrelease after the cansemacquire knows we're waiting		// (we set nwait above), so go to sleep.		// 加到 semaRoot treap 上		root.queue(addr, s, lifo)		// 解锁 semaRoot ，并且把当前 g 的状态改为等待，然后让当前的 m 调用其他的 g 执行，当前 g 相当于等待		goparkunlock(&root.lock, waitReasonSemacquire, traceEvGoBlockSync, 4+skipframes)		if s.ticket != 0 || cansemacquire(addr) {			break		}	}	if s.releasetime > 0 {		blockevent(s.releasetime-t0, 3+skipframes)	}	// 释放 sudog	releaseSudog(s)}		

关键的 goparkunlock 函数，调用的是 gopark函数

// 把当前的 goroutine 改为等待状态，并且调用 unlockf 函数，如果函数返回 flase，则当前 g 被恢复func gopark(unlockf func(*g, unsafe.Pointer) bool, lock unsafe.Pointer, reason waitReason, traceEv byte, traceskip int) {	if reason != waitReasonSleep {		checkTimeouts() // timeouts may expire while two goroutines keep the scheduler busy 两个 goroutine 使调度器忙时，有可能会超时	}	mp := acquirem()	gp := mp.curg	status := readgstatus(gp)	if status != _Grunning && status != _Gscanrunning {		throw("gopark: bad g status")	}	mp.waitlock = lock	// 记住： unlockf 永远返回 true	mp.waitunlockf = unlockf	gp.waitreason = reason	mp.waittraceev = traceEv	mp.waittraceskip = traceskip	releasem(mp)	// can't do anything that might move the G between Ms here.	mcall(park_m)}

macll 会先切换成 g0，并把当前 g 作为参数调用 park_m

// 在 g0 上继续 parkfunc park_m(gp *g) {	// 当前 g 是g0	_g_ := getg()	if trace.enabled {		traceGoPark(_g_.m.waittraceev, _g_.m.waittraceskip)	}	// 设置参数 g 的状态	casgstatus(gp, _Grunning, _Gwaiting)	// 删除参数 g 和 m 的关系	dropg()	if fn := _g_.m.waitunlockf; fn != nil {		// 执行解锁操作， 假如是从 sema 过来的，fn 永远返回 true		ok := fn(gp, _g_.m.waitlock)		_g_.m.waitunlockf = nil		_g_.m.waitlock = nil		if !ok {			if trace.enabled {				traceGoUnpark(gp, 2)			}			casgstatus(gp, _Gwaiting, _Grunnable)			execute(gp, true) // Schedule it back, never returns.		}	}	// 调度其他的 g 执行	schedule()}

park_m 执行之后，调度器就调度并执行其他的 g， 之前的 gp 也就等待了

semrelease1 函数

大致流程： 设置 addr 信号，从队列里取 sudog s，把 s 对应的 g 变为可执行状态，并且放在 p 的本地队列下一个执行的位置。如果参数 handoff 为 true，并且当前 m.locks == 0，就把当前的 g 放到 p 本地队列的队尾，调用调度器，因为s.g 被放到 p 本地队列的下一个执行位置，所以调度器此刻执行的就是 s.g

func semrelease1(addr *uint32, handoff bool, skipframes int) {	root := semroot(addr)	atomic.Xadd(addr, 1)	// Easy case: no waiters?	// This check must happen after the xadd, to avoid a missed wakeup	// (see loop in semacquire).	// 没有等待的 sudog	if atomic.Load(&root.nwait) == 0 {		return	}	// Harder case: search for a waiter and wake it.	lock(&root.lock)	if atomic.Load(&root.nwait) == 0 {		// The count is already consumed by another goroutine,		// so no need to wake up another goroutine.		unlock(&root.lock)		return	}	// 从队列里取出来 sudog ，此时 ticket == 0	s, t0 := root.dequeue(addr)	if s != nil {		atomic.Xadd(&root.nwait, -1)	}	unlock(&root.lock)	if s != nil { // May be slow or even yield, so unlock first		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		}		// 把 sudog 对应的 g 改为待执行状态，并且放到 p 本地队列的下一个执行		readyWithTime(s, 5+skipframes)		if s.ticket == 1 && getg().m.locks == 0 {			// Direct G handoff			// readyWithTime has added the waiter G as runnext in the			// current P; we now call the scheduler so that we start running			// the waiter G immediately.			// Note that waiter inherits our time slice: this is desirable			// to avoid having a highly contended semaphore hog the P			// indefinitely. goyield is like Gosched, but it does not emit a			// GoSched trace event and, more importantly, puts the current G			// on the local runq instead of the global one.			// We only do this in the starving regime (handoff=true), as in			// the non-starving case it is possible for a different waiter			// to acquire the semaphore while we are yielding/scheduling,			// and this would be wasteful. We wait instead to enter starving			// regime, and then we start to do direct handoffs of ticket and			// P.			// See issue 33747 for discussion.			// 调用调度器立即执行 G			// 等待的 g 继承时间片，避免无限制的争夺信号量			// 把当前 g 放到 p 本地队列的队尾，启动调度器，因为 s.g 在本地队列的下一个，所以调度器立马执行 s.g			goyield()		}	}}

readyWithTime 把 sudog 对应的 g 唤醒，并且放到 p 本地队列的下一个执行位置

readWithTime 会调用 systemstack , systemstack 会切换到当前 os 线程的堆栈执行 read

// Mark gp ready to run.func ready(gp *g, traceskip int, next bool) {	if trace.enabled {		traceGoUnpark(gp, traceskip)	}	status := readgstatus(gp)	// Mark runnable.	// 此刻的— _g_ 不是 gp	_g_ := getg()	mp := acquirem() // disable preemption because it can be holding p in a local var	if status&^_Gscan != _Gwaiting {		dumpgstatus(gp)		throw("bad g->status in ready")	}	// status is Gwaiting or Gscanwaiting, make Grunnable and put on runq	casgstatus(gp, _Gwaiting, _Grunnable)	// 把 g 放到 p 本地队列，next 为 true， 就放在下一个执行， next 为 false，放在队尾	runqput(_g_.m.p.ptr(), gp, next)	// TODO 这个看了调度代码再解释	if atomic.Load(&sched.npidle) != 0 && atomic.Load(&sched.nmspinning) == 0 {		wakep()	}	releasem(mp)}

goyield 调用 mcall 执行 goyield_m， goyield_m 会把当前的 g 放到 p 本地对象的队尾， 然后执行调度器

func goyield_m(gp *g) {	pp := gp.m.p.ptr()	casgstatus(gp, _Grunning, _Grunnable)	dropg()	runqput(pp, gp, false)	schedule()}