简略说一下go的sync.RWMutex锁
在简略的说之前，首先要对RW锁的结构有一个大致的了解
type RWMutex struct {w Mutex // 写锁互斥锁，只锁写锁，和读锁无关writerSem uint32 // sema锁--用于“写协程”排队等待readerSem uint32 // sema锁--用于“读协程”排队等待readerCount int32 // 读锁的计数器readerWait int32 // 等待读锁释放的数量
}这里要额外说一句，writerSem和readerSem底层都是semaRoot，这个结构体有兴趣可以了解下，他的用法有点类似于一个简版的channel，很多地方把他的初始值设置为0，使得所有想获取该sema锁的协程都排队等待，也就是说初始值为0的sema锁，他本身起到的作用是成为一个协程等待队列，就像没有缓冲区的channel一样。
好现在进入正题。本文是为了在面试中能快速口述RW锁，并非为了完整解答RW锁的机制。
前提：
readerCount这个参数非常重要
- 为负数时：说明此锁已经被写协程占据，所有渴望加读锁的协程被阻塞在readerSem
- 为正数时：正数的数值为当前持有该锁的所有读协程的数量总和，所有渴望加写锁的协程被阻塞在writerSem
读写锁互斥性
- 读锁是并发的，可以多个协程持有一把读锁。
- 写锁是唯一的，互斥的，同一时刻只能有一个写协程拥有写锁
- 读锁和写锁是互斥的，写锁生效时，是不能有读锁被获取到，同样，必须所有的读锁都被释放，或者压根没有读协程获取读锁，写锁方可被获取。
一个很重要的参数：const rwmutexMaxReaders = 1 << 30 ，rwmutexMaxReaders 非常大，意思是最多能有rwmutexMaxReaders（1 << 30 十进制为 4294967296）个协程同时持有读锁。
写锁上锁场景：
首先分析写锁，因为读锁的很多操作是根据写锁来的，如果一上来就说读锁，很多东西没法串起来
func (rw *RWMutex) Lock() {// race.Enabled是官方的一些测试，性能检测的东西，无需关心，这个只在编译阶段才能启用if race.Enabled {_ = rw.w.staterace.Disable()}// First, resolve competition with other writers.rw.w.Lock()// Announce to readers there is a pending writer.r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, -rwmutexMaxReaders) + rwmutexMaxReaders// Wait for active readers.if r != 0 && atomic.AddInt32(&rw.readerWait, r) != 0 {runtime_SemacquireMutex(&rw.writerSem, false, 0)}if race.Enabled {race.Enable()race.Acquire(unsafe.Pointer(&rw.readerSem))race.Acquire(unsafe.Pointer(&rw.writerSem))}
}-
获取写锁--没有读锁等待
- rw.w.Lock进行加锁，阻塞后续的其他写协程的锁请求。
- atomic.AddInt32进行原子操作，减去rwmutexMaxReaders，减成功才说明没有并发问题，可以继续下面的操作。然后再加上rwmutexMaxReaders，得到真正的readerCount的数值。
- 此时还需要再次进行一个原子操作，把当前readerCount的值搬运到readerWait里面，意思是当前要获取写锁的协程需要等待的读锁的数量。
- 此时readerCount只有两种情况，一种是0，一种是正数，因为只有写锁上的时候才为负数，而上面的操作已经还原了加写锁之前的值，而w.Lock保证了不会有2个及以上的写协程去同时操作
- readerCount 如果是 0，加锁成功。
- 如果不为0则说明有读锁等待，详见场景2
-
获取写锁--有读锁等待
- 接上面的判断，如果readrCount不为0，说明前面有读锁正在运行，写锁需要等待所有读锁释放才能获取写锁，当前协程执行 runtime_SemacquireMutex 进入 waiterSem 的休眠队列等待被唤醒
-
获取写锁--前面已经有写锁了
- 后面的写协程也调用 rw.w.Lock() 进行加锁，因为前面有写锁已经获取了w，所以后续的写协程会因为获取不到w，而进入到w的sema队列里面，w是一个mutex的锁，mutex锁里是一个sema锁，sema锁因为没有设置初始值，所以退化为一个队列，而获取不到w锁的就会直接被阻塞在w的sema队列里，从而无法进行接下来的操作
写锁释放锁场景：
func (rw *RWMutex) Unlock() {if race.Enabled {_ = rw.w.staterace.Release(unsafe.Pointer(&rw.readerSem))race.Disable()}// Announce to readers there is no active writer.r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, rwmutexMaxReaders)if r >= rwmutexMaxReaders {race.Enable()throw("sync: Unlock of unlocked RWMutex")}// Unblock blocked readers, if any.for i := 0; i < int(r); i++ {runtime_Semrelease(&rw.readerSem, false, 0)}// Allow other writers to proceed.rw.w.Unlock()if race.Enabled {race.Enable()}
}-
释放写锁--后面【没有】读锁等待
- 执行atomic.AddInt32进行原子操作，把已经为负值的readerCount还原为正数，此时已经算释放了写锁
- （此步骤不重要，就是个判错）如果还原后的readerCount比rwmutexMaxReaders还大，这就是说明出错了，直接throw弹出错误，throw这个方法是内部方法，对go来说就是panic了
- 此场景因为没有读锁等待，此时的readerCount为0，不会进入for循环，直接rw.w.Unlock释放w锁，允许其他写协程加锁，此时其他的写协程会被从w里的sema队列里唤醒
-
释放写锁--后面【有】读锁等待
- 接场景1，原子操作readerCount释放写锁后，如果r是大于0，说明有读锁等待，for循环readerSem里面所有的等待的读协程，因为读锁是共享锁，所以所有的读协程都会获取锁并被唤醒
- rw.w.Unlock释放w锁，允许其他写协程加锁，其他的写协程会被从w里的sema队列里唤醒
-
释放写锁--后面有【写锁】等待
- 上接场景2，当rw.w.Unlock释放w锁，其他的写协程会被从w里的sema队列里唤醒
- 写锁释放的时候，是先唤醒所有等待的读锁，再解除rw.w锁，所以，并不会造成读锁的饥饿
- 后面读锁再次对rw.w进行上锁，重复上面所述写锁获取锁的场景
读锁上锁场景：
func (rw *RWMutex) RLock() {// race.Enabled都是测试用的代码，在阅读源码的时候可以跳过if race.Enabled {_ = rw.w.staterace.Disable()}if atomic.AddInt32(&rw.readerCount, 1) < 0 {// A writer is pending, wait for it.runtime_SemacquireMutex(&rw.readerSem, false, 0)}if race.Enabled {race.Enable()race.Acquire(unsafe.Pointer(&rw.readerSem))}
}-
获取读锁--此时没有写锁.
最简单的场景，协程对rw.readerCount进行原子操作加一，如果得到的结果为正数，说明获取读锁成功。 -
获取读锁--前方已经有写锁抢占了该锁
- 当协程对rw.readerCount进行原子加1操作的时候，发现加完，readerCount还是负数，说明在这个时间点以前，已经有协程获取了写锁
- runtime_SemacquireMutex 方法将当前协程加入readerSem队列，等待写锁释放后被批量唤醒（写锁释放会一次性放出所有的堆积的读协程）
-
获取读锁--前方有写锁抢已经被抢占，后方有写锁等待
写锁在获取的时候，对RWMutex.w进行加锁，是独占锁，如果前方一个写锁已经得到了锁正在处理业务，那么后方的写锁进来就会发现加不上锁，直接在rw.w.lock阶段就阻塞了，后面的逻辑是无法继续运行的，所以进入不了writerSem，它只会进入到w这个mutex锁的sema队列里，读锁则进入休眠队列readerSem
读锁释放锁场景：
func (rw *RWMutex) RUnlock() {if race.Enabled {_ = rw.w.staterace.ReleaseMerge(unsafe.Pointer(&rw.writerSem))race.Disable()}if r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, -1); r < 0 {// Outlined slow-path to allow the fast-path to be inlinedrw.rUnlockSlow(r)}if race.Enabled {race.Enable()}
}-
释放读锁--后方没有写锁等待
- atomic.AddInt32 进行原子操作，让readerCount 减1，操作后，如果readerCount 大于0，说明后方是没有写锁等待的，释放锁后整个流程就结束了
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释放读锁--后方有写锁等待
- 原子操作eaderCount 减1后，发现eaderCount是小于0的，此时说明已经有等待写锁的协程在尝试获取写锁。执行 rw.rUnlockSlow(r) 。
func (rw *RWMutex) rUnlockSlow(r int32) {if r+1 == 0 || r+1 == -rwmutexMaxReaders {race.Enable()throw("sync: RUnlock of unlocked RWMutex")}// A writer is pending.if atomic.AddInt32(&rw.readerWait, -1) == 0 {// The last reader unblocks the writer.runtime_Semrelease(&rw.writerSem, false, 1)}
}
这里是有个前提的，上面提到（详见上面的获取写锁的场景1），如果写协程进来想加写锁，需要把它需要等待的读锁数量从readerCount里赋值给readerWait。当它等待的读锁释放后，就需要用rUnlockSlow方法对readerWait进行减1，如果readWait == 0 ，说明这是最后一个需要等待的读锁也释放了，释放后就通知该写锁可以被唤醒了，锁给你了。