Go 的 sync (同步原语)库

作者: thepoy | 来源:发表于2021-04-10 09:33 被阅读0次

官方包的注释：

// Package sync provides basic synchronization primitives such as mutual
// exclusion locks. Other than the Once and WaitGroup types, most are intended
// for use by low-level library routines. Higher-level synchronization is
// better done via channels and communication.

sync包提供基础的同步原语，sync.Mutext、sync.RWMutex、sync.WaitGroup、sync.Once和sync.Cond。

一、Mutex

Go 语言的sync.Mutex由两个字段state和sema组成。其中，state表示当前互斥锁的状态，sema是用来控制锁状态的信号量。

type Mutex struct {
    state int32
    sema  uint32
}

上述两个加起来只占 8 字节空间的结构体表过了 Go 语言中的互斥锁。

1 状态

互斥锁的状态：

const (
    mutexLocked = 1 << iota // 锁定
    mutexWoken // 唤醒
    mutexStarving  // 饥饿
  ...
)

2 模式

sync.Mutex有两种模式——正常模式和饥饿模式。

在正常模式下，锁的等待者会按照先进先出的顺序获取锁。但是刚被唤起的 Goroutine 与新创建的 Goroutine 竞争时，大概率会获取不到锁，为了减少这种情况的出现，一旦 Goroutine 超过 1ms 没有获取到锁，它就会将当前互斥锁切换为饥饿模式，防止部分 Goroutine 被“饿死”。

引入饥饿模式的目的是为了保证互斥锁的公平性。在饥饿模式中，互斥锁会直接交给等待队列最前面的 Goroutine。新的 Goroutine 在该状态下不能获取锁，也不会进入自旋状态，只会在队列的末尾等待。如果一个 Goroutine 获取到了互斥锁并且它在队列末尾的时间或者它等待的时间少于 1ms ，那么当前的互斥锁就会切换回正常模式。

与饥饿模式相比，正常模式下的互斥锁能够提供更好的性能，饥饿模式能避免 Goroutine 由于陷入等待无法获取锁而造成的高尾延迟。

3 上锁

上锁sync.Mutex.Lock，解锁sync.Mutex.Unlock。

互斥锁的上锁方法经过精简，方法的主干只保留最常见、简单的情况 ——当锁的状态是 0 时，将mutextLocked位置换成 1:

func (m *Mutex) Lock() {
    // Fast path: grab unlocked mutex.
    if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, 0, mutexLocked) {
        if race.Enabled {
            race.Acquire(unsafe.Pointer(m))
        }
        return
    }
    // Slow path (outlined so that the fast path can be inlined)
    m.lockSlow()
}

如果互斥锁的状态不是 0 时就会调用sync.Mutex.lockSlow尝试通过自旋等方式等待锁的释放，该方法的主体是一个非常大的for循环。这里将它分成几个部分进行介绍：

判断当前 Goroutine 能否进入自旋
通过自旋等待互斥锁的释放
计算互斥锁的最新状态
更新互斥锁的状态并获取锁

3.1 判断 $G$ 能否自旋

for {
  if old&(mutexLocked|mutexStarving) == mutexLocked && runtime_canSpin(iter) {
            if !awoke && old&mutexWoken == 0 && old>>mutexWaiterShift != 0 &&
                atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, old|mutexWoken) {
                awoke = true
            }
            runtime_doSpin()
            iter++
            old = m.state
            continue
        }
}

自旋是一种多线程同步机制，当前的进程在进入自旋的过程中会一直保持 CPU 的占用，持续检查某个条件是否为真。在多核处理器上，自旋可以避免 $G$ 的切换，使用恰当能更好地利用资源，发挥更好的性能，但是使用不当，会拖慢整个程序，所以 $G$ 进入自旋的条件非常苛刻：

互斥锁只有在普通模式才能进入自旋(Don't spin in starvation mode)
runtime.sync_runtime_canSpin需要返回true：
1. 运行在多核处理器上
2. 当前 $G$ 为了获取该锁进入自旋的次数小于四次
3. 当前机器上至少存在一个正在运行的处理器 $P$ 并且其运行队列为空

3.2 自旋占用 CPU

一旦当前 $G$ 能够进入自旋就会调用runtime.sync_runtime_doSpin和runtime.procyield并执行 30 次的PAUSE指令，该指令只会占用 CPU 并消耗 CPU 时间：

func sync_runtime_doSpin() {
    procyield(active_spin_cnt)
}

TEXT runtime·procyield(SB),NOSPLIT,$0-0
    MOVL    cycles+0(FP), AX
again:
    PAUSE
    SUBL    $1, AX
    JNZ again
    RET

3.3 计算锁的状态

处理了自旋相关的特殊逻辑之后，互斥锁会根据上下文计算当前互斥锁最新的状态。几个不同的条件分别会更新state字段中存储的不同信息：

const ( 
    mutexLocked
    mutexWoken
    mutexStarving
    mutexWaiterShift
)

new := old
if old&mutexStarving == 0 {
  new |= mutexLocked
}
if old&(mutexLocked|mutexStarving) != 0 {
  new += 1 << mutexWaiterShift
}
if starving && old&mutexLocked != 0 {
  new |= mutexStarving
}
if awoke {
  if new&mutexWoken == 0 {
    throw("sync: inconsistent mutex state")
  }
  new &^= mutexWoken
}

3.4 更新锁状态

计算了新的互斥锁状态之后，会使用 CAS 函数sync/atomic.CompareAndSwapInt32更新状态：

if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {
  if old&(mutexLocked|mutexStarving) == 0 {
    break // 用 CAS 上锁
  }
  queueLifo := waitStartTime != 0
  if waitStartTime == 0 {
    waitStartTime = runtime_nanotime()
  }
  runtime_SemacquireMutex(&m.sema, queueLifo, 1)
  starving = starving || runtime_nanotime()-waitStartTime > starvationThresholdNs
  old = m.state
  if old&mutexStarving != 0 {
    if old&(mutexLocked|mutexWoken) != 0 || old>>mutexWaiterShift == 0 {
      throw("sync: inconsistent mutex state")
    }
    delta := int32(mutexLocked - 1<<mutexWaiterShift)
    if !starving || old>>mutexWaiterShift == 1 {
      delta -= mutexStarving
    }
    atomic.AddInt32(&m.state, delta)
    break
  }
  awoke = true
  iter = 0
} else {
  old = m.state
}

如果没有通过 CAS 获得锁，会调用runtime.sync_runtime_SemacquireMutex通过信号量保证资源不会被两个 $G$ 获取。runtime.sync_runtime_SemacquireMutex会在方法中不断尝试获取锁并陷入休眠等待信号量的释放，一旦当前 $G$ 可以获取信号量，它就会立刻返回，sync.Mutex.Lock的剩余代码也会继续执行。

在正常模式下，这段代码会设置唤醒和饥饿标记、重置迭代次数并重新执行获取锁的循环
在饥饿模式下，当前 $G$ 会获得互斥锁，如果等待队列中只存在当前 $G$ ，互斥锁还会从饥饿模式中退出

4 解锁

互斥锁的解锁过程sync.Mutex.Unlock与加锁过程相比就很简单，该过程会先使用sync/atomic.AddInt32函数快速解锁，这时会发生下面的两种情况：

如果该函数返回的新状态等于 0，当前 $G$ 就成功解锁了互斥锁
如果该函数返回的新状态不等于 0，这段代码会调用sync.Mutex.unlockSlow开始慢速解锁

func (m *Mutex) Unlock() {
    ...
    new := atomic.AddInt32(&m.state, -mutexLocked)
    if new != 0 {
        m.unlockSlow(new)
    }
}

sync.Mutex.unlockSlow会先校验锁状态的合法性——如果当前互斥锁已经被解锁过了会直接抛出导常”sync: unlock of unlocked mutex“终止程序。

在正常情况下，会根据当前互斥锁的状态，分别处理正常模式和饥饿模式下的互斥锁：

func (m *Mutex) unlockSlow(new int32) {
    if (new+mutexLocked)&mutexLocked == 0 {
        throw("sync: unlock of unlocked mutex")
    }
    if new&mutexStarving == 0 { // 正常模式
        old := new
        for {
            if old>>mutexWaiterShift == 0 || old&(mutexLocked|mutexWoken|mutexStarving) != 0 {
                return
            }
            new = (old - 1<<mutexWaiterShift) | mutexWoken
            if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {
                runtime_Semrelease(&m.sema, false, 1)
                return
            }
            old = m.state
        }
    } else {
        runtime_Semrelease(&m.sema, true, 1)
    }
}

在正常模式下，上述代码会使用如下所示的处理过程：
- 如果互斥锁不存在等待者或互斥锁的mutexLocked、mutexStarving、mutexWoken状态都不为 0，那么当前方法可以直接返回，不需要唤醒其他等待者
- 如果互斥锁存在等待者，会通过runtime.sync_runtime_Semrelease唤醒等待者并移交锁的所有权
在饥饿模式下，上述代码会直接调用runtime.sync_runtime_Semrelease将当前锁交给下一个正在尝试获取锁的等待者，等待者被唤醒后会得到锁，在这时互斥锁还不会退出饥饿状态

5 小结

对上锁和解锁进行简单总结。

互斥锁的上锁过程比较复杂，涉及自旋、信号量以及调度等概念：

如果互斥锁处理初始化状态，会通过置位mutexLocked上锁
如果互斥锁处理mutexLocked状态并且在普通模式下工作，会进入自旋，执行 30 次PAUSE指令占用 CPU 时间等待锁的释放
如果当前 $G$ 等待锁的时间超过了 1ms，互斥锁就会切换到饥饿模式
互斥锁在正常情况下会通过runtime.sync_runtime_SemacquireMutex将尝试获取锁的 $G$ 切换到休眠状态，等待锁的持有者唤醒
如果当前 $G$ 是互斥锁上的最后一个等待的协程或者等待的时间小于 1ms，那么它会将互斥锁切换回正常模式

互斥锁的解锁过程与之相比就比较简单，其代码行数不多、逻辑清晰，也比较容易理解：

当互斥锁已经被解锁时，调用sync.Mutex.Unlock会直接抛出异常
当互斥锁处理饥饿模式时，将锁的所有权交给队列中的下一个等待者，等待者会负责设置mutexLocked标志位
当互斥锁处理普通模式时，如果没有 $G$ 等待锁的释放或者已经有被唤醒的 $G$ 获取了锁，会直接返回；在其他情况下会通过runtime.sync_runtime_Semrelease唤醒对应的 $G$

二、RWMutex

读写互斥锁sync.RWMutex是细粒度的互斥锁，它不限制资源的并发读，但是读写、写写操作无法并行执行。

常见服务的资源读写比例会非常高，因为大多数的读请求之间不会相互影响，所以我们可以分离读写操作，以此来提高服务的性能。

1 结构体

type RWMutex struct {
  w           Mutex  // 如果有未完成(pending)的写操作(writers)就一直维持互斥锁
    writerSem   uint32 // 写等待读的信号
    readerSem   uint32 // 读等待写的信号
    readerCount int32  // 未完成(pending)的读操作(readers)的数量
  readerWait  int32  // 即将结束/正在离开(departing)的读操作的数量
}

2 写锁

写操作的锁使用sync.RWMutex.Lock和sync.RWMutex.Unlock方法。

当资源的使用者想要获取锁时，需要调用sync.RWMutex.Lock方法：

func (rw *RWMutex) Lock() {
    ...
    rw.w.Lock()
  // 通过把 rw.readerCount 设置为负数，来告知读操作所有者有写操作未完成
    r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, -rwmutexMaxReaders) + rwmutexMaxReaders
    if r != 0 && atomic.AddInt32(&rw.readerWait, r) != 0 {
        runtime_SemacquireMutex(&rw.writerSem, false, 0)
    }
    ...
}

调用结构体持有的sync.Mutex结构体的sync.Mutex.Lock阻塞后续的写操作
- 因为互斥锁已经被获取，其他 $G$ 在获取写锁时会进入自旋或者休眠
调用sync/atomic.AddInt32函数阻塞后续的读操作
如果仍然有其他 $G$ 持有互斥锁的读锁，该 $G$ 会调用runtime.sync_runtime_SemacquireMutex进入休眠状态等待所有读锁的所有者执行结束后释放writeSem信号量将当前协程唤醒

写锁的释放会调用sync.RWMutex.Unlock：

func (rw *RWMutex) Unlock() {
    ...
    // 将 readerCount 的值增加 rwmutexMaxReaders，使 readerCount 变为非负数，宣告有读操作即将结束
    r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, rwmutexMaxReaders)
    if r >= rwmutexMaxReaders {
        ...
        throw("sync: Unlock of unlocked RWMutex")
    }
    for i := 0; i < int(r); i++ {
        runtime_Semrelease(&rw.readerSem, false, 0)
    }
    rw.w.Unlock()
    ...
}

与加锁的过程正好相反，写锁的释放分为以下几步：

调用sync/atomic.AddInt32函数将readerCount变回正数，释放读锁
通过 for 循环释放所有因为获取读锁而陷入等待的 $G$
调用sync.Mutex.Unlock释放写锁

获取写锁时会先阻塞写锁的获取，后阻塞读锁的获取，这种策略能够保证读操作不会被连续的写操作“饿死”。

3 读锁

读锁的加锁方法sync.RMWutex.RLock很简单，该方法会通过sync/actomic.AddInt32将readerCount加一：

func (rw *RWMutex) RLock() {
    ...
    if atomic.AddInt32(&rw.readerCount, 1) < 0 {
        // 有一个写操作未完成，等待它执行完毕
        runtime_SemacquireMutex(&rw.readerSem, false, 0)
    }
    ...
}

如果该方法返回负数，意味着有其他 $G$ 获得了写锁，当前 $G$ 就会调用runtime.sync_runtime_SemacquireMutex陷入休眠等待锁的释放
如果该方法的结果为非负数，意味着没有 $G$ 获得写锁，当前方法会成功返回

当 $G$ 想要释放读锁时，会调用如下所示的sync.RMWutex.RUnlock方法：

func (rw *RWMutex) RUnlock() {
    ...
    if r := atomic.AddInt32(&rw.readerCount, -1); r < 0 {
        // Outlined slow-path to allow the fast-path to be inlined
        rw.rUnlockSlow(r)
    }
    ...
}

该方法会先减少正在读资源的readerCount整数，根据sync/atomic.AddInt32的返回值不同会分别进行处理：

如果返回值大于等于0，读锁直接解锁成功
如果返回值小于0，表示有一个未完成的写操作，这时会调用sync.RWMutex.rUnlockSlow方法

func (rw *RWMutex) rUnlockSlow(r int32) {
  if r+1 == 0 || r+1 == -rwmutexMaxReaders {
    ...
    throw("sync: RUnlock of unlocked RWMutex")
  }
  // 有一个写操作未完成
  if atomic.AddInt32(&rw.readerWait, -1) == 0 {
    runtime_Semrelease(&rw.writerSem, false, 1)
  }
}

sync.RWMutex.rUnlockSlow会减少获取锁的写操作等待的读操作数readerWait并在所有读操作都被释放之后触发写操作的信号量writerSem，该信号量被触发时，调度器就会唤醒尝试获取写锁的 $G$ 。

4 小结

虽然读写互斥锁sync.RMWutex提供的功能比较复杂，但它是建立在sync.Mutex的基出上，所以代码实现很简单。

读锁和写锁的关系：

调用sync.RMWutex.Lock尝试获取锁时
- 每次sync.RMWutex.RUlock都会将readerCount减一，当它归零时该 $G$ 会获得写锁
- 将readerCount减少rwmutexMaxReaders以阻塞后续的读操作
调用sync.RWMutex.Unlock释放写锁时，会先通知所有的读操作，然后才会释放持有的互斥锁

读写互斥锁在互斥锁之外提供了额外的更细粒度的控制，能够在读操作远远多于写操作时提升性能。

三、WaitGourp

sync.WaitGroup可以等待一组 $G$ 的返回，一个比较常见的使用场景是批量发出 RPC 或者 HTTP 请求：

requests := []*Request{...}
wg := sync.WaitGroup{}
wg.add(len(requests))

for _, request := range requests {
  go func(r *request) {
    defer wg.Done()
    ...
  }(request)
}

wg.Wait()

可以通过sync.WaitGroup将原本顺序执行的代码在多个 $G$ 中并发执行，加快程序处理速度。

1 结构体

type WaitGroup struct {
    noCopy noCopy  // 保证 wg 不会被开发者通过再赋值的方式拷贝
    state1 [3]uint32  // 存储状态和信号量
}

sync.noCopy是一个私有结构体，在编绎时会检查被拷贝的变量中是否包含sync.noCopy或者实现了Lock和Unlock方法。如果包含该结构体或者实现了对应的方法就会报出以下错误：

func main() {
    wg := sync.WaitGroup{}
    wg2 := wg
    fmt.Println(wg, wg2)
}

$ go vet main.go 
# command-line-arguments
./main.go:10:9: assignment copies lock value to wg2: sync.WaitGroup contains sync.noCopy
./main.go:11:14: call of fmt.Println copies lock value: sync.WaitGroup contains sync.noCopy
./main.go:11:18: call of fmt.Println copies lock value: sync.WaitGroup contains sync.noCopy

这段代码会因为变量赋值或调用函数时发生值拷贝导致分析器报错。

sync.state1的代码注释：

    // 64-bit value: high 32 bits are counter, low 32 bits are waiter count.
    // 64-bit atomic operations require 64-bit alignment, but 32-bit
    // compilers do not ensure it. So we allocate 12 bytes and then use
    // the aligned 8 bytes in them as state, and the other 4 as storage
    // for the sema.

sync.WaitGroup提供的私有方法sync.WaitGroup.state能够帮我们从state1字段中取出它的状态和信号量。

2 接口

sync.WaitGroup对外暴露了三个方法：Add，Wait，Done。

其中Done方法只是向Add中传入了 -1，所以重点分析另外两个方法Add和Wait。

2.1 Add

func (wg *WaitGroup) Add(delta int) {
    statep, semap := wg.state()
    ...
    state := atomic.AddUint64(statep, uint64(delta)<<32)
    v := int32(state >> 32)
    w := uint32(state)
    ...
    if v < 0 {
        panic("sync: negative WaitGroup counter")
    }
    if w != 0 && delta > 0 && v == int32(delta) {
        panic("sync: WaitGroup misuse: Add called concurrently with Wait")
    }
    if v > 0 || w == 0 {
        return
    }
    if *statep != state {
        panic("sync: WaitGroup misuse: Add called concurrently with Wait")
    }
    *statep = 0
    for ; w != 0; w-- {
        runtime_Semrelease(semap, false, 0)
    }
}

Add方法向可能是负数的WaitGroup的counter上增加增量。

如果counter归零，所有Wait的被阻塞的 $G$ 都被释放。

如果counter是负数，会引发 panic。

2.2 Wait

func (wg *WaitGroup) Wait() {
    statep, semap := wg.state()
    ...
    for {
        state := atomic.LoadUint64(statep)
        v := int32(state >> 32)
        w := uint32(state)
        if v == 0 {
            ...
            return
        }
        if atomic.CompareAndSwapUint64(statep, state, state+1) {
            ...
            runtime_Semacquire(semap)
            if *statep != 0 {
                panic("sync: WaitGroup is reused before previous Wait has returned")
            }
            ...
            return
        }
    }
}

Wait的作用就是在WaitGroup的counter归零前一直阻塞。

3 小结

sync.WaitGroup必须在sync.WaitGroup.Wait方法返回之后才能被重新使用
sync.WaitGroup.Done只是向sync.WaitGroup.Add方法传入 -1 以唤醒等待的 $G$ 。所以也可以通过向Add内传递一个负数来代替Done
可以同时有多个 $G$ 等待当前sync.WaitGroup计数器归零，这些 $G$ 会被同时唤醒

四、Once

sync.Once可以保证程序运行期间某段代码只执行一次。

简单示例：

func main() {
    o := sync.Once{}
    for i := 0; i < 10; i++ {
        o.Do(func() {
            fmt.Println("once")
        })
    }
}

$ go run main.go 
once

1 结构体

type Once struct {
    done uint32  // 代码是否执行过的标识
    m    Mutex  // 互斥锁
}

2 接口

sync.Once.Do是sync.Once结构体对外暴露的唯一的方法，该方法会接收一个入参为空的函数：

如果传入的函数已经执行过，会直接返回
如果传入的函数没有执行过，会调用sync.Once.doSlow执行传入的函数

func (o *Once) Do(f func()) {
    if atomic.LoadUint32(&o.done) == 0 {
        o.doSlow(f)
    }
}

func (o *Once) doSlow(f func()) {
    o.m.Lock()
    defer o.m.Unlock()
    if o.done == 0 {
        defer atomic.StoreUint32(&o.done, 1)
        f()
    }
}

执行过程：

为当前 $G$ 上锁
执行传入的无入参函数
运行延迟函数调用，将成员变量done更新成 1

sync.Once会通过成员变量done确保函数不会执行第二次。

3 小结

作为用于保证函数执行次数的sync.Once结构体，使用了互斥锁sync/atomic包提供的方法实现了某个函数在程序运行期间只能执行一次的语义。

在使用该结构体时，也需要注意以下问题：

sync.Once.Do方法中传入的函数只会被执行一次，哪怕函数中发生了panic
两次调用sync.Once.Do方法传入不同的函数只会执行第一次传入的函数

五、Cond

sync.Cond是条件变量，可以让一组 $G$ 都在满足特定条件时被唤醒。每一个sync.Cond结构体在初始化时都需要传入一个互斥锁。

简单示例：

var status uint32

func listen(c *sync.Cond) {
    c.L.Lock()
    for atomic.LoadUint32(&status) != 1 {
        c.Wait()
    }
    fmt.Println("listenning")
    c.L.Unlock()
}

func broadcast(c *sync.Cond) {
    c.L.Lock()
    atomic.StoreUint32(&status, 1)
    c.Broadcast()
    c.L.Unlock()
}

func main() {
    c := sync.NewCond(&sync.Mutex{})
    for i := 0; i < 10; i++ {
        go listen(c)
    }
    time.Sleep(time.Second)
    go broadcast(c)

    ch := make(chan os.Signal, 1)
    signal.Notify(ch, os.Interrupt)
    <-ch
}

上述代码同时运行了 11 个 $G$ ，这 11 个 $G$ 分别做了不同的事：

10 个 $G$ 通过sync.Cond.Wait等待特定条件的满足
1 个 $G$ 会调用sync.Cond.Broadcast唤醒所有陷入等待的 $G$

调用sync.Cond.Broadcast方法后，上述代码会打印出 10 次 "listenning" 并结束调用。

1 结构体

type Cond struct {
    noCopy noCopy  // 保证结构体不会在编绎时拷贝
    L Locker  // 保护内部的`notify`字段
    notify  notifyList  // 一个 Goroutine 链表，实现同步机制的核心结构
    checker copyChecker  // 禁止运行期间发生拷贝
}

2 接口

2.1 Wait

sync.Cond对外暴露的sync.Cond.Wait方法会将当前 $G$ 陷入休眠状态，它的执行过程分成以下两个步骤：

调用runtime.notifyListAdd将等待计数器加一并解锁
调用runtime.notifyListWait等待其他 $G$ 的唤醒并加锁

func (c *Cond) Wait() {
    c.checker.check()
    t := runtime_notifyListAdd(&c.notify)
    c.L.Unlock()
    runtime_notifyListWait(&c.notify, t)
    c.L.Lock()
}

2.2 Signal 和 Broadcast

sync.Cond.Signal和sync.Cond.Broadcast就是用来唤醒陷入休眠的 $G$ 的方法，它们的实现有一些细微的差别：

Signal方法会唤醒队列最前面的 $G$
Broadcast方法会唤醒队列中全部的 $G$

func (c *Cond) Signal() {
    c.checker.check()
    runtime_notifyListNotifyOne(&c.notify)
}

func (c *Cond) Broadcast() {
    c.checker.check()
    runtime_notifyListNotifyAll(&c.notify)
}

$G$ 的唤醒顺序也是按照加入队列的先后顺序，先加入的会先被唤醒，而后加入的可能需要等待调度器的调度。

一般情况下，我们都会先调用sync.Cond.Wait陷入休眠等待满足期望条件，当满足唤醒条件时，就可以选择使用sync.Cond.Signal或者sync.Cond.Broadcast唤醒一个或者全部的 $G$ 。

3 小结

sync.Cond不是一个常用的同步机制，但是在条件长时间无法满足时，与使用for {}进行忙碌等待相比，sync.Cond能够让出处理器的使用权，提供 CPU 的利用率。使用时需要注意以下问题：

Wait在调用之前一定要上锁，否则会触发panic，程序崩溃
Signal唤醒的 $G$ 都是队列最前面、等待最久的 $G$
Broadcast会按照一定顺序广播通知等待的全部 $G$

Go 的 sync (同步原语)库

一、Mutex

1 状态

2 模式

3 上锁

3.1 判断 $G$ 能否自旋

3.2 自旋占用 CPU

3.3 计算锁的状态

3.4 更新锁状态

4 解锁

5 小结

二、RWMutex

1 结构体

2 写锁

3 读锁

4 小结

三、WaitGourp

1 结构体

2 接口

2.1 Add

2.2 Wait

3 小结

四、Once

1 结构体

2 接口

3 小结

五、Cond

1 结构体

2 接口

2.1 Wait

2.2 Signal 和 Broadcast

3 小结

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Go 的 sync (同步原语)库

一、Mutex

1 状态

2 模式

3 上锁

3.1 判断 能否自旋

3.2 自旋占用 CPU

3.3 计算锁的状态

3.4 更新锁状态

4 解锁

5 小结

二、RWMutex

1 结构体

2 写锁

3 读锁

4 小结

三、WaitGourp

1 结构体

2 接口

2.1 Add

2.2 Wait

3 小结

四、Once

1 结构体

2 接口

3 小结

五、Cond

1 结构体

2 接口

2.1 Wait

2.2 Signal 和 Broadcast

3 小结

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3.1 判断 $G$ 能否自旋