这篇文章主要介绍了Go语言底层原理互斥锁的实现原理是什么的相关知识，内容详细易懂，操作简单快捷，具有一定借鉴价值，相信大家阅读完这篇Go语言底层原理互斥锁的实现原理是什么文章都会有所收获，下面我们一起来看看吧。
Go sync包提供了两种锁类型：互斥锁sync.Mutex 和 读写互斥锁sync.RWMutex，都属于悲观锁。
Mutex是互斥锁，当一个 goroutine 获得了锁后，其他 goroutine 不能获取锁（只能存在一个写者或读者，不能同时读和写）
多个线程同时访问临界区，为保证数据的安全，锁住一些共享资源， 以防止并发访问这些共享数据时可能导致的数据不一致问题。
获取锁的线程可以正常访问临界区，未获取到锁的线程等待锁释放后可以尝试获取锁
互斥锁对应的是底层结构是sync.Mutex结构体，，位于 src/sync/mutex.go中
type Mutex struct {
state int32
sema uint32
}state表示锁的状态，有锁定、被唤醒、饥饿模式等，并且是用state的二进制位来标识的，不同模式下会有不同的处理方式
sema表示信号量，mutex阻塞队列的定位是通过这个变量来实现的，从而实现goroutine的阻塞和唤醒
addr = &sema
func semroot(addr *uint32) *semaRoot {
return &semtable[(uintptr(unsafe.Pointer(addr))>>3)%semTabSize].root
}
root := semroot(addr)
root.queue(addr, s, lifo)
root.dequeue(addr)
var semtable [251]struct {
root semaRoot
...
}
type semaRoot struct {
lock mutex
treap *sudog // root of balanced tree of unique waiters.
nwait uint32 // Number of waiters. Read w/o the lock.
}
type sudog struct {
g *g
next *sudog
prev *sudog
elem unsafe.Pointer // 指向sema变量
waitlink *sudog // g.waiting list or semaRoot
waittail *sudog // semaRoot
...
}锁的实现一般会依赖于原子操作、信号量，通过atomic 包中的一些原子操作来实现锁的锁定，通过信号量来实现线程的阻塞与唤醒
通过原子操作cas加锁，如果加锁不成功，根据不同的场景选择自旋重试加锁或者阻塞等待被唤醒后加锁
func (m *Mutex) Lock() {
// Fast path: 幸运之路，一下就获取到了锁
if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, 0, mutexLocked) {
return
}
// Slow path：缓慢之路，尝试自旋或阻塞获取锁
m.lockSlow()
}通过原子操作add解锁，如果仍有goroutine在等待，唤醒等待的goroutine
func (m *Mutex) Unlock() {
// Fast path: 幸运之路，解锁
new := atomic.AddInt32(&m.state, -mutexLocked)
if new != 0 {
// Slow path：如果有等待的goroutine，唤醒等待的goroutine
m.unlockSlow()
}
}注意点：
在 Lock() 之前使用 Unlock() 会导致 panic 异常
使用 Lock() 加锁后，再次 Lock() 会导致死锁（不支持重入），需Unlock()解锁后才能再加锁
锁定状态与 goroutine 没有关联，一个 goroutine 可以 Lock，另一个 goroutine 可以 Unlock
在Go一共可以分为两种抢锁的模式，一种是正常模式，另外一种是饥饿模式。
在刚开始的时候，是处于正常模式（Barging），也就是，当一个G1持有着一个锁的时候，G2会自旋的去尝试获取这个锁
当自旋超过4次还没有能获取到锁的时候，这个G2就会被加入到获取锁的等待队列里面，并阻塞等待唤醒
正常模式下，所有等待锁的 goroutine 按照 FIFO(先进先出)顺序等待。唤醒的goroutine 不会直接拥有锁，而是会和新请求锁的 goroutine 竞争锁。新请求锁的 goroutine 具有优势：它正在 CPU 上执行，而且可能有好几个，所以刚刚唤醒的 goroutine 有很大可能在锁竞争中失败，长时间获取不到锁，就会切换到饥饿模式
当一个 goroutine 等待锁时间超过 1 毫秒时，它可能会遇到饥饿问题。 在版本1.9中，这种场景下Go Mutex 切换到饥饿模式（handoff），解决饥饿问题。
starving = runtime_nanotime()-waitStartTime > 1e6
正常模式下，所有等待锁的 goroutine 按照 FIFO(先进先出)顺序等待。唤醒的goroutine 不会直接拥有锁，而是会和新请求锁的 goroutine 竞争锁。新请求锁的 goroutine 具有优势：它正在 CPU 上执行，而且可能有好几个，所以刚刚唤醒的 goroutine 有很大可能在锁竞争中失败，长时间获取不到锁，就会切换到饥饿模式
那么也不可能说永远的保持一个饥饿的状态，总归会有吃饱的时候，也就是总有那么一刻Mutex会回归到正常模式，那么回归正常模式必须具备的条件有以下几种：
G的执行时间小于1ms
等待队列已经全部清空了
当满足上述两个条件的任意一个的时候，Mutex会切换回正常模式，而Go的抢锁的过程，就是在这个正常模式和饥饿模式中来回切换进行的。
delta := int32(mutexLocked - 1<<mutexWaiterShift)
if !starving || old>>mutexWaiterShift == 1 {
delta -= mutexStarving
}
atomic.AddInt32(&m.state, delta)小结：
对于两种模式，正常模式下的性能是最好的，goroutine 可以连续多次获取锁，饥饿模式解决了取锁公平的问题，但是性能会下降，其实是性能和公平的 一个平衡模式。
线程没有获取到锁时常见有2种处理方式：
一种是没有获取到锁的线程就一直循环等待判断该资源是否已经释放锁，这种锁也叫做自旋锁，它不用将线程阻塞起来， 适用于并发低且程序执行时间短的场景，缺点是cpu占用较高
另外一种处理方式就是把自己阻塞起来，会释放CPU给其他线程，内核会将线程置为「睡眠」状态，等到锁被释放后，内核会在合适的时机唤醒该线程，适用于高并发场景，缺点是有线程上下文切换的开销
Go语言中的Mutex实现了自旋与阻塞两种场景，当满足不了自旋条件时，就会进入阻塞
允许自旋的条件：
锁已被占用，并且锁不处于饥饿模式。
积累的自旋次数小于最大自旋次数（active_spin=4）。
cpu 核数大于 1。
有空闲的 P。
当前 goroutine 所挂载的 P 下，本地待运行队列为空。
if old&(mutexLocked|mutexStarving) == mutexLocked && runtime_canSpin(iter) {
...
runtime_doSpin()
continue
}
func sync_runtime_canSpin(i int) bool {
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
}自旋：
func sync_runtime_doSpin() {
procyield(active_spin_cnt)
}如果可以进入自旋状态之后就会调用 runtime_doSpin 方法进入自旋， doSpin 方法会调用 procyield(30) 执行30次 PAUSE 指令，什么都不做，但是会消耗CPU时间
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