环境：go 1.19.8
在读多写少的情况下，即使一段时间内没有写操作，大量并发的读访问也不得不在Mutex的保护下变成串行访问，这种情况下，使用Mutex，对性能影响比较大。
所以就要区分读写操作。如果某个读操作的g持有了锁，其他读操作的g就不必等待了，可以并发的访问共享变量，这样就可以将串行的读变成并行的读，提高读操作的性能。可理解为共享锁。
当写操作的g持有锁，它是一个排他锁，不管其他的g是写操作还是读操作，都需要阻塞等待持有锁的g释放锁。
reader/writer互斥锁，在某一时刻只能由任意数量的reader持有，或者是只被单个writer持有。
RWMutex实现了5个方法：
Lock/Unlock：写操作时调用。如果锁已经被reader或者writer持有，那么，Lock方法会一直阻塞，直到能获取到锁；Unlock是对应的释放锁方法RLock/RUnlock：读操作时调用。如果锁已经被writer持有，RLock方法会一直阻塞，直到能获取锁，否则直接return；Rnlock是对应的释放锁方法RLocker：这个方法的作用是为读操作返回一个 Locker 接口的对象
案例：计数器，1writer n reader
如果可以明确区分 reader 和 writer goroutine ，且有大量的并发读，少量的并发写，并且有强烈的性能要求，可以考虑使用读写锁RWMutex替换Mutex
RWMutex 是很常见的并发原语，很多编程语言的库都提供了类似的并发类型。RWMutex
一般都是基于互斥锁、条件变量（condition variables）或者信号量（semaphores）等
并发原语来实现。Go 标准库中的 RWMutex 是基于 Mutex 实现的。
reader-writers 问题，一般有三类，基于对读和写操作的优先级，读写锁的设计和实现也分成三类
Read-Preferring：读优先的设计可以提供很高的并发性。但在竞争激烈的情况下会导致写饥饿Write-Preferring：如果有一个writer在等待请求锁，它会阻止新来请求锁reader获取到锁，优先保障writer。当然，如果reader已经获得锁，新请求的writer也需要等待已持有锁的reader释放锁。写优先级设计中的优先权是针对新来的请求而言的。这种设计主要避免了 writer 的饥饿问题。不指定优先级：这种设计比较简单，不区分 reader 和 writer 优先级，某些场景下这种不指定优先级的设计反而更有效，因为第一类优先级会导致写饥饿，第二类优先级可能会导致读饥饿，这种不指定优先级的访问不再区分读写，大家都是同一个优先级，解决了饥饿的问题。
Go 标准库中的 RWMutex 设计是 Write-preferring 方案。一个正在阻塞的 Lock 调用
会排除新的 reader 请求到锁。
上锁解锁流程以及数值变化情况
rwmutexMaxReaders 的数量被初始化为，理想中，写锁不会持续很久，不会导致readerCount 自动从负值自动+1回到正值。
w sync.Mutex // hold if there are pending writers
writerSem uint32 // 写 阻塞信号
readerSem uint32 // 读 阻塞信号
readerCount int32 // 正在读的调用者数量/ 当为负数时 表示有write持有锁
readerWait int32 // writer持有锁之前正等待解锁的数量
}
const rwmutexMaxReaders=1 << 30
func (rw *RWMutex) RLock() {
if atomic.AddInt32(&rw.readerCount, 1) < 0 {
// 写端 持有锁， 读端阻塞
runtime_SemacquireMutex(&rw.readerSem, false, 0)
}
}
func (rw *RWMutex) RUnlock() {
if r :=atomic.AddInt32(&rw.readerCount, -1); r < 0 {
rw.rUnlockSlow(r)
}
}
func (rw *RWMutex) rUnlockSlow(r int32) {
if r+1==0 || r+1==-rwmutexMaxReaders {
fatal(“sync: RUnlock of unlocked RWMutex”)
}
if atomic.AddInt32(&rw.readerWait, -1)==0 {
// 无读者等待，唤醒写端等待者
runtime_Semrelease(&rw.writerSem, false, 1)
}
}
第11行，上读锁，首先对readerCount进行原子加1，如果小于0则表示存在写锁，直接阻塞。为什么readerCount会存在负值？这个要看readerCount除了在RLock中处理，还在哪里被处理了。可以看到在获取写锁时有响应代码。后面在解释。如果原子加大于等于0，则表示获取读锁成功。
第18行，读解锁，对readerCount进行原子减1，如果小于零，则表示存在活跃的reader(即当前获得互斥锁的写锁之前获取到读锁权限的读者数量)，readerWait 字段就减 1，直到所有的活跃的 reader 都释放了读锁，才会唤醒这个 write
// 1. 先尝试获取互斥锁
rw.w.Lock()
// 2. 看是否有其他正持有锁的读者，有则阻塞
r :=atomic.AddInt32(&rw.readerCount, -rwmutexMaxReaders) + rwmutexMaxReaders
if r !=0 && atomic.AddInt32(&rw.readerWait, r) !=0 {
// rc – rwmutexMaxReaders + rwmutexMaxReaders > 0说明还有等待者, 写端阻塞
runtime_SemacquireMutex(&rw.writerSem, false, 0)
}
}
func (rw *rwMutex) Unlock() {
r :=atomic.AddInt32(&rw.readerCount, rwmutexMaxReaders)
if r >=rwmutexMaxReaders {
fatal(“sync: Unlock of unlocked RWMutex”)
}
// 如果有等待的读者，先唤醒
for i :=0; i < int(r); i++ {
runtime_Semrelease(&rw.readerSem, false, 0)
}
// 释放互斥锁
rw.w.Unlock()
}
先获取互斥锁成功获取后，r=readerCount-rwmutexMaxReaders，得到的数值就是一个负数，在加上rwmutexReaders就表示写锁等待者的数量，此时，如果r不等于0，且readerWait+r!=0，则表示有读等待者，写锁阻塞
我们知道，写操作要等待读操作结束后才可以获得锁，写操作等待期间可能还有新的读操作持续到来，如果写操作等待所有读操作结束，就会出现饥饿现象。然而，通过可完美解决这个问题。
写操作到来时，会把值拷贝到中，用于标记排在写操作之前到读者个数。
当读操作结束后，除了会递减，还会递减的值，当值变为0时会唤醒写操作。
写操作之后产生的读操作会加入到中，阻塞知道写锁释放。
上面说过，写锁之后来的读者会被阻塞，所以在写锁释放之际，会看是否有需要唤醒的读者，再释放互斥锁
读写锁包含一个互斥锁(Mutex)，写锁必须先获取该互斥锁，如果互斥锁已被协程A获取，意味者其他协程只能阻塞等待互斥锁释放
是个整型值，用于表示读者数量，不考虑写操作的情况下，每次获取读锁，将该值加1，每次解锁将其减1，所以的取值为，最大可支持个并发读者。
当写锁定进行时，会先将，此时 负数。这时再有读者到了，检测到为负值，则表示有写操作正在进行，后来到读者阻塞等待。等待者的数量即
写操作时，会把的值拷贝到中，用于标记在写操作前面读者的个数，前面的写锁释放后，会递减，当值变为0时唤醒写操作
rwmutex是由一个互斥锁和四个辅助字段组成的，与互斥锁一样，读写锁也是不能复制的。
一旦读写锁被使用，它的字段就会记录它当前的一些状态，如果此时去复制这把锁，就会把它的状态也复制过去。但原来的锁在释放的时候，并不会修改复制出来的读写锁，会导致复制出来的读写锁状态异常，可能永远无法释放锁。
读写锁重入，或者递归调用，导致的死锁情况很多
读写锁内部基于互斥锁实现对writer并发控制，而互斥锁本身就有重入问题，所以，writer重入调用Lock，会导致死锁
fmt.Println(“lock in foo”)
l.Lock()
bar(l)
l.Unlock()
}
func bar(l *sync.RWMutex) {
fmt.Println(“lock in bar”)
l.Lock()
l.Unlock()
}
func main() {
l :=&sync.RWMutex{}
foo(l)
}
2.当一个 writer 请求锁的时候，如果已经有一些活跃的 reader，它会等待这些活跃的reader 完成，才有可能获取到锁，但是，如果之后活跃的 reader 再依赖新的 reader 的话，这些新的 reader 就会等待 writer 释放锁之后才能继续执行，这就形成了一个环形依赖： writer 依赖活跃的 reader -> 活跃的 reader 依赖新来的 reader -> 新来的 reader依赖 writer。
var mu sync.RWMutex
go func() {
time.Sleep(200*time.Millisecond)
mu.Lock()
fmt.Println(“Lock”)
time.Sleep(100*time.Millisend)
mu.Unlock()
fmt.Println(“Unlock”)
}
go func() {
factorial(&mu, 10) // 计算10的阶乘
}
select {}
}
//
func factorial(m *sync.RWMutex, n int) {
if n < 1 {
return 0
}
fmt.Println(“RLock”)
m.RLock()
defer func() {
fmt.Println(“RUnlock”)
m.RUnlock()
}
time.Sleep(100*time.Millisecond)
return factorial(m, n-1) * n
}
factorial 方法是一个递归计算阶乘的方法，我们用它来模拟 reader。为了更容易地制造出死锁场景，在这里加上了 sleep 的调用，延缓逻辑的执行。这个方法会调用读锁（第 27
行），在第 33 行递归地调用此方法，每次调用都会产生一次读锁的调用，所以可以不断地产生读锁的调用，而且必须等到新请求的读锁释放，这个读锁才能释放。同时，我们使用另一个 goroutine 去调用 Lock 方法，来实现 writer，这个 writer 会等待200 毫秒后才会调用 Lock，这样在调用 Lock 的时候，factoria 方法还在执行中不断调用
RLock。这两个 goroutine 互相持有锁并等待，谁也不会退让一步，满足了“writer 依赖活跃的reader -> 活跃的 reader 依赖新来的 reader -> 新来的 reader 依赖 writer”的死锁条件，所以就导致了死锁的产生。
锁都是成对出现的，Lock和RLock的多余调用会导致锁没有被释放，可能会出现死锁。
而Unlock和RUnlock多余调用会导致panic
go中sync.RWMutex源码解读
到此这篇关于从源码深入理解golang RWMutex读写锁操作的文章就介绍到这了,更多相关go读写锁RWMutex内容请搜索脚本之家以前的文章或继续浏览下面的相关文章希望大家以后多多支持脚本之家！
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