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go 里面的 rwlock 是 write preferred 的，可以避免写锁饥饿。
读锁和写锁按照先来后到的规则持有锁，一旦有协程持有了写锁，后面的协程只能在写锁被释放后才能得到读锁。
同样，一旦有 >= 1 个协程写到了读锁，只有等这些读锁全部释放后，后面的协程才能拿到写锁。
下面了解一下 Go 的 RWMutex 是如何实现的吧，下面的代码取自 go1.17.2/src/sync/rwmutex.go，并删减了 race 相关的代码。
PS: rwmutex 的代码挺短的，其实读源码也没那么可怕…
RWMutex 的结构
RWMutex 总体上是通过: 普通锁和条件变量来实现的
type RWMutex struct {w Mutex // held if there are pending writerswriterSem uint32 // semaphore for writers to wait for completing readersreaderSem uint32 // semaphore for readers to wait for completing writersreaderCount int32 // number of pending readersreaderWait int32 // number of departing readers}
Lock
func (rw *RWMutex) Lock() {// 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)}}
Unlock
const rwmutexMaxReaders = 1 << 30func (rw *RWMutex) Unlock() {// Announce to readers there is no active writer.r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, rwmutexMaxReaders)// 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()}
RLock
func (rw *RWMutex) RLock() {if atomic.AddInt32(&rw.readerCount, 1) < 0 {// A writer is pending, wait for it.runtime_SemacquireMutex(&rw.readerSem, false, 0)}}
RUnlock
func (rw *RWMutex) RUnlock() {if r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, -1); r < 0 {// Outlined slow-path to allow the fast-path to be inlinedrw.rUnlockSlow(r)}}func (rw *RWMutex) rUnlockSlow(r int32) {// A writer is pending.if atomic.AddInt32(&rw.readerWait, -1) == 0 {// The last reader unblocks the writer.runtime_Semrelease(&rw.writerSem, false, 1)}}
Q1: 多个协程并发拿读锁，如何保证这些读锁协程都不会被阻塞？
func (rw *RWMutex) RLock() {if atomic.AddInt32(&rw.readerCount, 1) < 0 {// A writer is pending, wait for it.runtime_SemacquireMutex(&rw.readerSem, false, 0)}}
拿读锁时，仅仅会增加 readerCount，因此读锁之间是可以正常并发的
Q2: 多个协程并发拿写锁，如何保证只会有一个协程拿到写锁？
func (rw *RWMutex) Lock() {// 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)}}
拿写锁时，会获取 w.Lock，自然能保证同一时间只会有一把写锁
Q3: 在读锁被拿到的情况下，新协程拿写锁，如果保证写锁现成会被阻塞？
func (rw *RWMutex) Lock() {// 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)}}
假设此时有 5 个协程拿到读锁，则 readerCount = 5，假设 rwmutexMaxReaders = 100。
此时有一个新的协程 w1 想要拿写锁。
在执行
r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, -rwmutexMaxReaders) + rwmutexMaxReaders
后， rw.readerCount = -95，r = 5。
在执行
atomic.AddInt32(&rw.readerWait, r)
后，rw.readerWait = 5。
**
readerWait
记录了在获取写锁的这一瞬间有多少个协程持有读锁。**这一瞬间之后，就算有新的协程尝试获取读锁，也只会增加 readerCount ，而不会动到 readerWait。
之后执行 runtime_SemacquireMutex() 睡在了 writerSem 这个信号量上面。
Q4: 在读锁被拿到的情况下，新协程拿写锁被阻塞，当旧有的读锁协程全部释放，如何唤醒等待的写锁协程
func (rw *RWMutex) RUnlock() {if r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, -1); r < 0 {// Outlined slow-path to allow the fast-path to be inlinedrw.rUnlockSlow(r)}}func (rw *RWMutex) rUnlockSlow(r int32) {// A writer is pending.if atomic.AddInt32(&rw.readerWait, -1) == 0 {// The last reader unblocks the writer.runtime_Semrelease(&rw.writerSem, false, 1)}}
继续上一步的场景，每当执行 RUnlock 时，readerCount 都会减去1。当 readerCount 为负数时，意味着有协程正在持有或者正在等待持有写锁。
之前的五个读协程中的四个，每次 RUnlock() 之后，readerCount = -95 – 4 = -99，readerWait = 5 – 4 = 1。
当最后一个读协程调用 RUnlock() 之后，readerCount 变成了 -100，readerWait 变成 0，此时会唤醒在 writerSem 上沉睡的协程 w1。
Q5: 在写锁被拿到的情况下，新协程拿读锁，如何让新协程被阻塞？
func (rw *RWMutex) RLock() {if atomic.AddInt32(&rw.readerCount, 1) < 0 {// A writer is pending, wait for it.runtime_SemacquireMutex(&rw.readerSem, false, 0)}}
继续上面的场景，readerCount = -100 + 1 = -99 < 0。
新的读协程 r1 被沉睡在 readerSem 下面。
假设此时再来一个读协程 r2，则 readerCount = -98，依旧沉睡。
Q6: 在写锁被拿到的情况下，新协程拿读锁，写锁协程释放，如何唤醒等待的读锁协程？
继续上面的场景，此时协程 w1 释放写锁
func (rw *RWMutex) Unlock() {// Announce to readers there is no active writer.r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, rwmutexMaxReaders)// 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()}
在执行
atomic.AddInt32(&rw.readerCount, rwmutexMaxReaders)
后，r = readerCount = -98 + 100 = 2，代表此时有两个读协程 r1 和 r2 在等待
ps: 如果此时有一些新的协程想要拿读锁，他会因为 readerCount = 2 + 1 = 3 > 0 而顺利执行下去，不会被阻塞
之后 for 循环执行两次，将协程 r1 和 协程 r2 都唤醒了。
Q7: 在写锁被拿到的情况下，有两个协程分别去抢读锁和写锁，当写锁被释放时，这两个协程谁会胜利？
func (rw *RWMutex) Unlock() {// Announce to readers there is no active writer.r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, rwmutexMaxReaders)// 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()}
由于是先唤醒读锁，再调用 w.Unlock() ，因此肯定是读协程先胜利！
认为写的比较巧妙的两个点
-
readerCount 与 rwmutexMaxReaders 的纠缠
通过
readerCount + rwmutexMaxReaders
以及
readerCount - rwmutexMaxReaders
这两个操作可以得知当前是否有协程等待/持有写锁以及当前等待/持有读锁的协程数量
-
readerCount 与 readerWait 的纠缠
在 Lock() 时直接将 readerCount 的值赋给 readerWait，在 readerWait = 0 而非 readerCount = 0 是唤醒写协程，可以避免在 Lock() 后来达到的读协程先于写协程被执行。
