由浅入深聊聊Golang的sync.Map
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篇首语:本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理,主要介绍了由浅入深聊聊Golang的sync.Map相关的知识,希望对你有一定的参考价值。
前言
今天在技术群中有小伙伴讨论并发安全的东西,其实之前就有写过map相关文章:由浅入深聊聊Golang的map。但是没有详细说明sync.Map是怎么一回事。
回想了一下,竟然脑中只剩下“两个map、一个只读一个读写,xxxxx”等,关键词。有印象能扯,但是有点乱,还是写一遍简单记录一下吧。
1.为什么需要sync.Map?
2.sync.Map如何使用?
3.理一理sync.Map源码实现?
4.sync.Map的优缺点?
5.思维扩散?
正文
1.为什么需要sync.Map?
关于map可以直接查看由浅入深聊聊Golang的map,不再赘述。
为什么需要呢?
原因很简单,就是:map在并发情况虚啊,只读是线程安全的,同时写线程不安全,所以为了并发安全 & 高效,官方实现了一把。
1.1 并发写map会有什么问题?
来看看不使用sync.Map的map是如何实现并发安全的:
func main()
m := map[int]int 1:1
go do(m)
go do(m)
time.Sleep(1*time.Second)
fmt.Println(m)
func do (m map[int]int)
i := 0
for i < 10000
m[1]=1
i++
输出:
fatal error: concurrent map writes
oh,no。
报错说的很明显,这哥们不能同时写。
1.2 低配版解决方案
加一把大锁。
// 大家好,我是那把大锁
var s sync.RWMutex
func main()
m := map[int]int 1:1
go do(m)
go do(m)
time.Sleep(1*time.Second)
fmt.Println(m)
func do (m map[int]int)
i := 0
for i < 10000
// 加锁
s.Lock()
m[1]=1
// 解锁
s.Unlock()
i++
输出:
map[1:1]
这回终于正常了,但是会有什么问题呢?
加大锁大概率都不是最优解,一般都会有效率问题。
通俗说就是加大锁影响其他的元素操作了。
解决思路:减少加锁时间。
方法: 1.空间换时间。 2.降低影响范围。
sync.Map就是用了以上的思路。继续往下看。
2.sync.Map如何使用?
上代码:
func main()
// 关键人物出场
m := sync.Map
m.Store(1,1)
go do(m)
go do(m)
time.Sleep(1*time.Second)
fmt.Println(m.Load(1))
func do (m sync.Map)
i := 0
for i < 10000
m.Store(1,1)
i++
输出:
1 true
运行ok。这把秀了。
3.理一理sync.Map源码实现?
先白话文说下大概逻辑。让下文看的更快。(大概只有是这样流程就好)
写:直写。
读:先读read,没有再读dirty。
从“基础结构 + 增删改查”的思路来详细过一遍源码。
3.1 基础结构
sync.Map的核心数据结构:
type Map struct
mu Mutex
read atomic.Value // readOnly
dirty map[interface]*entry
misses int
说明 | 类型 | 作用 |
---|---|---|
mu | Mutex | 加锁作用。保护后文的dirty字段 |
read | atomic.Value | 存读的数据。因为是atomic.Value类型,只读,所以并发是安全的。实际存的是readOnly的数据结构。 |
misses | int | 计数作用。每次从read中读失败,则计数+1。 |
dirty | map[interface]*entry | 包含最新写入的数据。当misses计数达到一定值,将其赋值给read。 |
这里有必要简单描述一下,大概的逻辑,
readOnly的数据结构:
type readOnly struct
m map[interface]*entry
amended bool
说明 | 类型 | 作用 |
---|---|---|
m | map[interface]*entry | 单纯的map结构 |
amended | bool | Map.dirty的数据和这里的 m 中的数据不一样的时候,为true |
entry的数据结构:
type entry struct
//可见value是个指针类型,虽然read和dirty存在冗余情况(amended=false),但是由于是指针类型,存储的空间应该不是问题
p unsafe.Pointer // *interface
这个结构体主要是想说明。虽然前文read和dirty存在冗余的情况,但是由于value都是指针类型,其实存储的空间其实没增加多少。
3.2 查询
func (m *Map) Load(key interface) (value interface, ok bool)
// 因read只读,线程安全,优先读取
read, _ := m.read.Load().(readOnly)
e, ok := read.m[key]
// 如果read没有,并且dirty有新数据,那么去dirty中查找
if !ok && read.amended
m.mu.Lock()
// 双重检查(原因是前文的if判断和加锁非原子的,害怕这中间发生故事)
read, _ = m.read.Load().(readOnly)
e, ok = read.m[key]
// 如果read中还是不存在,并且dirty中有新数据
if !ok && read.amended
e, ok = m.dirty[key]
// m计数+1
m.missLocked()
m.mu.Unlock()
if !ok
return nil, false
return e.load()
func (m *Map) missLocked()
m.misses++
if m.misses < len(m.dirty)
return
// 将dirty置给read,因为穿透概率太大了(原子操作,耗时很小)
m.read.Store(readOnlym: m.dirty)
m.dirty = nil
m.misses = 0
流程图:
这边有几个点需要强调一下:
如何设置阀值?
这里采用miss计数和dirty长度的比较,来进行阀值的设定。
为什么dirty可以直接换到read?
因为写操作只会操作dirty,所以保证了dirty是最新的,并且数据集是肯定包含read的。
(可能有同学疑问,dirty不是下一步就置为nil了,为何还包含?后文会有解释。)
为什么dirty置为nil?
我不确定这个原因。猜测:一方面是当read完全等于dirty的时候,读的话read没有就是没有了,即使穿透也是一样的结果,所以存的没啥用。另一方是当存的时候,如果元素比较多,影响插入效率。
3.3 删
func (m *Map) Delete(key interface)
// 读出read,断言为readOnly类型
read, _ := m.read.Load().(readOnly)
e, ok := read.m[key]
// 如果read中没有,并且dirty中有新元素,那么就去dirty中去找。这里用到了amended,当read与dirty不同时为true,说明dirty中有read没有的数据。
if !ok && read.amended
m.mu.Lock()
// 再检查一次,因为前文的判断和锁不是原子操作,防止期间发生了变化。
read, _ = m.read.Load().(readOnly)
e, ok = read.m[key]
if !ok && read.amended
// 直接删除
delete(m.dirty, key)
m.mu.Unlock()
if ok
// 如果read中存在该key,则将该value 赋值nil(采用标记的方式删除!)
e.delete()
func (e *entry) delete() (hadValue bool)
for
// 再次再一把数据的指针
p := atomic.LoadPointer(&e.p)
if p == nil || p == expunged
return false
// 原子操作
if atomic.CompareAndSwapPointer(&e.p, p, nil)
return true
流程图:
这边有几个点需要强调一下:
1.为什么dirty是直接删除,而read是标记删除?
read的作用是在dirty前头优先度,遇到相同元素的时候为了不穿透到dirty,所以采用标记的方式。
同时正是因为这样的机制+amended的标记,可以保证read找不到&&amended=false的时候,dirty中肯定找不到
2.为什么dirty是可以直接删除,而没有先进行读取存在后删除?
删除成本低。读一次需要寻找,删除也需要寻找,无需重复操作。
3.如何进行标记的?
将值置为nil。(这个很关键)
3.4 增(改)
func (m *Map) Store(key, value interface)
// 如果m.read存在这个key,并且没有被标记删除,则尝试更新。
read, _ := m.read.Load().(readOnly)
if e, ok := read.m[key]; ok && e.tryStore(&value)
return
// 如果read不存在或者已经被标记删除
m.mu.Lock()
read, _ = m.read.Load().(readOnly)
if e, ok := read.m[key]; ok // read 存在该key
// 如果entry被标记expunge,则表明dirty没有key,可添加入dirty,并更新entry。
if e.unexpungeLocked()
// 加入dirty中,这儿是指针
m.dirty[key] = e
// 更新value值
e.storeLocked(&value)
else if e, ok := m.dirty[key]; ok // dirty 存在该key,更新
e.storeLocked(&value)
else // read 和 dirty都没有
// 如果read与dirty相同,则触发一次dirty刷新(因为当read重置的时候,dirty已置为nil了)
if !read.amended
// 将read中未删除的数据加入到dirty中
m.dirtyLocked()
// amended标记为read与dirty不相同,因为后面即将加入新数据。
m.read.Store(readOnlym: read.m, amended: true)
m.dirty[key] = newEntry(value)
m.mu.Unlock()
// 将read中未删除的数据加入到dirty中
func (m *Map) dirtyLocked()
if m.dirty != nil
return
read, _ := m.read.Load().(readOnly)
m.dirty = make(map[interface]*entry, len(read.m))
// 遍历read。
for k, e := range read.m
// 通过此次操作,dirty中的元素都是未被删除的,可见标记为expunged的元素不在dirty中!!!
if !e.tryExpungeLocked()
m.dirty[k] = e
// 判断entry是否被标记删除,并且将标记为nil的entry更新标记为expunge
func (e *entry) tryExpungeLocked() (isExpunged bool)
p := atomic.LoadPointer(&e.p)
for p == nil
// 将已经删除标记为nil的数据标记为expunged
if atomic.CompareAndSwapPointer(&e.p, nil, expunged)
return true
p = atomic.LoadPointer(&e.p)
return p == expunged
// 对entry尝试更新 (原子cas操作)
func (e *entry) tryStore(i *interface) bool
p := atomic.LoadPointer(&e.p)
if p == expunged
return false
for
if atomic.CompareAndSwapPointer(&e.p, p, unsafe.Pointer(i))
return true
p = atomic.LoadPointer(&e.p)
if p == expunged
return false
// read里 将标记为expunge的更新为nil
func (e *entry) unexpungeLocked() (wasExpunged bool)
return atomic.CompareAndSwapPointer(&e.p, expunged, nil)
// 更新entry
func (e *entry) storeLocked(i *interface)
atomic.StorePointer(&e.p, unsafe.Pointer(i))
流程图:
这边有几个点需要强调一下:
- read中的标记为已删除的区别?
标记为nil,说明是正常的delete操作,此时dirty中不一定存在
a. dirty赋值给read后,此时dirty不存在
b. dirty初始化后,肯定存在
标记为expunged,说明是在dirty初始化的时候操作的,此时dirty中肯定不存在。
- 可能存在性能问题?
初始化dirty的时候,虽然都是指针赋值,但read如果较大的话,可能会有些影响。
4.sync.Map的优缺点?
先说结论,后来证明。
优点:是官方出的,是亲儿子;通过读写分离,降低锁时间来提高效率;
缺点:不适用于大量写的场景,这样会导致read map读不到数据而进一步加锁读取,同时dirty map也会一直晋升为read map,整体性能较差。
适用场景:大量读,少量写
这里主要证明一下,为什么适合大量读,少量写。
代码的大概思路:通过比较单纯的map和sync.Map,在并发安全的情况下,只写和读写的效率
var s sync.RWMutex
var w sync.WaitGroup
func main()
mapTest()
syncMapTest()
func mapTest()
m := map[int]int 1:1
startTime := time.Now().Nanosecond()
w.Add(1)
go writeMap(m)
w.Add(1)
go writeMap(m)
//w.Add(1)
//go readMap(m)
w.Wait()
endTime := time.Now().Nanosecond()
timeDiff := endTime-startTime
fmt.Println("map:",timeDiff)
func writeMap (m map[int]int)
defer w.Done()
i := 0
for i < 10000
// 加锁
s.Lock()
m[1]=1
// 解锁
s.Unlock()
i++
func readMap (m map[int]int)
defer w.Done()
i := 0
for i < 10000
s.RLock()
_ = m[1]
s.RUnlock()
i++
func syncMapTest()
m := sync.Map
m.Store(1,1)
startTime := time.Now().Nanosecond()
w.Add(1)
go writeSyncMap(m)
w.Add(1)
go writeSyncMap(m)
//w.Add(1)
//go readSyncMap(m)
w.Wait()
endTime := time.Now().Nanosecond()
timeDiff := endTime-startTime
fmt.Println("sync.Map:",timeDiff)
func writeSyncMap (m sync.Map)
defer w.Done()
i := 0
for i < 10000
m.Store(1,1)
i++
func readSyncMap (m sync.Map)
defer w.Done()
i := 0
for i < 10000
m.Load(1)
i++
情况 | 结果 |
---|---|
只写 | map: 1,022,000 sync.Map: 2,164,000 |
读写 | map: 8,696,000 sync.Map: 2,047,000 |
会发现大量写的场景下,由于sync.Map里头操作更多其实,所以效率没有单纯的map+metux高。
5.思维扩散?
想一想,mysql加锁,是不是有表级锁、行级锁,前文的sync.RWMutex加锁方式相当于表级锁。
而sync.Map其实也是相当于表级锁,只不过多读写分了两个map,本质还是一样的。
既然这样,那就自然知道优化方向了:就是把锁的粒度尽可能降低来提高运行速度。
思路:对一个大map进行hash,其内部是n个小map,根据key来来hash确定在具体的那个小map中,这样加锁的粒度就变成1/n了。
网上找了下,真有大佬实现了:点这里
(是的,我偷懒了,哈哈,这是拷贝自己之前写的文章)
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以上是关于由浅入深聊聊Golang的sync.Map的主要内容,如果未能解决你的问题,请参考以下文章