浅谈Golang两种线程安全的map-轻识

在召回排序业务中，由于上游请求量较大，对下游存储服务造成较大压力，业务场景要求高性能和非强一致性，所以我采用golang并发安全k-v缓存开源库进行性能优化，以下是对其调研、对比分析。如有错误，请多指正

golang map

1. 并发读写测试

在golang中原生map 在并发场景下，同时读写是线程不安全的，无论key是否一样。以下是测试代码

package main
import "time"
func main() {  testMapReadWriteDiffKey()}
func testMapReadWriteDiffKey() {  m := make(map[int]int)  go func() {    for {      m[100] = 100    }  }()  go func() {    for {      _ = m[12]    }  }()  select {}}

如上图的demo，并发读写map的不同key，运行结果如下

map读的时候会检查hashWriting标志， 如果有这个标志，就会报并发错误。写的时候会设置这个标志：h.flags |= hashWriting.设置完之后会取消这个标记。map的并发问题不是那么容易被发现, 可以利用-race参数来检查。map并发读写冲突检测机制不是本文的重点，不过感兴趣的同学可以通过以下链接深入了解下。

相关文章分析
https://medium.com/a-journey-with-go/go-concurrency-access-with-maps-part-iii-8c0a0e4eb27e

编译时的选项-race，为何能分析出并发问题，详见：

go官方博客
https://go.dev/blog/race-detector

‍‍文章分析‍
https://medium.com/@blanchon.vincent/go-race-detector-with-threadsanitizer-8e497f9e42db

视频讲解
https://www.youtube.com/watch?v=5erqWdlhQLA

2. map+读写锁

在官方库sync.map没出来前，Go maps in action推荐的做法是使用map+RWLock，比如定义一个匿名struct变量，其包含map、RWLock，如下所示

var counter = struct{    sync.RWMutex    m map[string]int}{m: make(map[string]int)}

可以这样从counter中读数据

counter.RLock()n := counter.m["some_key"]counter.RUnlock()fmt.Println("some_key:", n)

可以这样往counter中写数据

counter.Lock()counter.m["some_key"]++counter.Unlock()

那Go 1.9版本实现的sync.map和上面的这种实现方式有什么不同？它适用于哪些场景呢？它在哪些方面做了性能优化呢？

sync.map

sync.map是用读写分离实现的，其思想是空间换时间。和map+RWLock的实现方式相比，它做了一些优化：可以无锁访问read map，而且会优先操作read map，倘若只操作read map就可以满足要求(增删改查遍历)，那就不用去操作write map(它的读写都要加锁)，所以在某些特定场景中它发生锁竞争的频率会远远小于map+RWLock的实现方式。

接下来着重介绍下sync.map源码，以了解其运作原理。

sync.map源码
https://github.com/golang/go/blob/master/src/sync/map.go

1. 变量介绍

1.1 结构体Map

type Map struct { // 互斥锁mu，操作dirty需先获取mu mu Mutex 
 // read是只读的数据结构，访问它无须加锁，sync.map的所有操作都优先读read // read中存储结构体readOnly，readOnly中存着真实数据---entry（详见1.3），read是dirty的子集 // read中可能会存在脏数据：即entry被标记为已删除(详见1.3) read atomic.Value // readOnly
 // dirty是可以同时读写的数据结构，访问它要加锁，新添加的key都会先放到dirty中 // dirty == nil的情况：1.被初始化 2.提升为read后，但它不能一直为nil，否则read和dirty会数据不一致。 // 当有新key来时，会用read中的数据 (不是read中的全部数据，而是未被标记为已删除的数据，详见3.2)填充dirty // dirty != nil时它存着sync.map的全部数据（包括read中未被标记为已删除的数据和新来的数据） dirty map[interface{}]*entry 
 // 统计访问read没有未命中然后穿透访问dirty的次数 // 若miss等于dirty的长度，dirty会提升成read，提升后可以增加read的命中率，减少加锁访问dirty的次数    misses int}

1.2 结构体readOnly

type readOnly struct {  m       map[interface{}]*entry  amended bool }

1.1的结构read存的就是readOnly，m是一个map，key是interface，value是指针entry，其指向真实数据的地址，amended等于true代表dirty中有readOnly.m中不存在的entry

1.3 结构体entry

type entry struct {       // p == nil：entry已从readOnly中删除但存在于dirty中       // p == expunged：entry已从Map中删除且不在dirty中       // p == 其他值：entry为正常值       p unsafe.Pointer // *interface{}}

entry中的指针p指向真正的value所在的地址，dirty和readOnly.m存的值类型就是*entry。这里的nil和expunged有什么作用呢？只要nil不可以吗？对于这些问题后面会一一解读。

2. 函数介绍

下面介绍下sync.Map的四个方法：Store、Load、Delete、Range

2.1 Load方法

图解

源码分析

Load方法用来加载sync.Map中的值，入参是key，返回值是对应的value以及value存在与否

func (m *Map) Load(key interface{}) (value interface{}, ok bool) {    // 从m.read中换出readOnly，然后从里面找key，这个过程不加锁    read, _ := m.read.Load().(readOnly)    e, ok := read.m[key]
    // readOnly中不存在此key但Map.dirty可能存在    if !ok && read.amended {        // 加锁访问Map.dirty        m.mu.Lock()        // 双重检测:若加锁前Map.dirty被替换为readonly，则前面m.read.Load().(readOnly)无效，需                 // 要再次检查        read, _ = m.read.Load().(readOnly)        e, ok = read.m[key]        // read.m没有此key && dirty里有可能有（dirty中有read.m没有的数据）        if !ok && read.amended {            // 从dirty中获取key对应的entry            e, ok = m.dirty[key]            // 无论Map.dirty中是否有这个key，miss都加一，若miss大小等于dirty的长度，dirty中的元素会被            // 加到Map.read中            m.missLocked()        }        m.mu.Unlock()    }    if !ok {        return nil, false    }    // 若entry.p被删除（等于nil或expunged）返回nil和不存在（false），否则返回对应的值和存在（true）    return e.load()}

Map.dirty是如何提升为Map.read的呢？让我们来看下missLocked方法

func (m *Map) missLocked() {  // 访问一次Map.dirty，misses就要加一  m.misses++  if m.misses < len(m.dirty) {    return  }  // 当misses等于dirty的长度，m.dirty提升为readOnly，amended被默认赋值成false  m.read.Store(readOnly{m: m.dirty})  m.dirty = nil  m.misses = 0}

小结：

Load方法会优先无锁访问readOnly，未命中后如果Map.dirty中可能存在这个数据就会加锁访问Map.dirty
Load方法如果访问readOnly中不存在但dirty中存在的key，就要加锁访问Map.dirty从而带来额外开销。

2.2 Store方法

图解

源码解析

Store方法往Map里添加新的key和value或者更新value

func (m *Map) Store(key, value interface{}) {    // 把m.read转成结构体readOnly    read, _ := m.read.Load().(readOnly)    // 若key在readOnly.m中且entry.p不为expunged（没有标记成已删除）即key同时存在于readOnly.m和dirty    // ,用CAS技术更新value 【注】：e.tryStore在entry.p == expunged时会立刻返回false，否则用CAS    // 尝试更新对应的value, 更新成功会返回true    if e, ok := read.m[key]; ok && e.tryStore(&value) {        return    }    // key不存在于readOnly.m或者entry.p==expunged(entry被标记为已删除)，加锁访问dirty    m.mu.Lock()    // 双重检测：若加锁前Map.dirty被提升为readOnly，则前面的read.m[key]可能无效，所以需要再次检测key是    // 否存在于readOnly中    read, _ = m.read.Load().(readOnly)    // 若key在于readOnly.m中    if e, ok := read.m[key]; ok {        // entry.p之前的状态是expunged，把它置为nil        if e.unexpungeLocked() {            // 之前dirty中没有此key，所以往dirty中添加此key              m.dirty[key] = e        }        // 更新（把value的地址原子赋值给指针entry.p）        e.storeLocked(&value)        // 若key在dirty中    } else if e, ok := m.dirty[key]; ok {         // 更新（把value的地址原子赋值给指针entry.p）        e.storeLocked(&value)      // 来了个新key    } else {         // dirty中没有新数据，往dirty中添加第一个新key        if !read.amended {              // 把readOnly中未标记为删除的数据拷贝到dirty中            m.dirtyLocked()              // amended:true，因为现在dirty有readOnly中没有的key            m.read.Store(readOnly{m: read.m, amended: true})        }        // 把这个新的entry加到dirty中        m.dirty[key] = newEntry(value)    }    m.mu.Unlock()}

函数tryStore代码如下：

func (e *entry) tryStore(i *interface{}) bool {  for {    p := atomic.LoadPointer(&e.p)    if p == expunged {      return false    }    if atomic.CompareAndSwapPointer(&e.p, p, unsafe.Pointer(i)) {      return true    }  }}

函数unexpungeLocked代码如下：

func (e *entry) unexpungeLocked() (wasExpunged bool) {  return atomic.CompareAndSwapPointer(&e.p, expunged, nil)}func (m *Map) dirtyLocked() {  // 只要调用dirtyLocked，此时dirty肯定等于nil  if m.dirty != nil {      return  }  // dirty为nil时，把readOnly中没被标记成删除的entry添加到dirty  read, _ := m.read.Load().(readOnly)  m.dirty = make(map[interface{}]*entry, len(read.m))  for k, e := range read.m {    // tryExpungeLocked函数在entry未被删除时【e.p!=expunged&&e.p!=nil】返回false，在    // e.p==nil时会将其置为expunged并返回true    if !e.tryExpungeLocked() {        m.dirty[k] = e  // entry没被删除，把它添加到dirty中    }  }}

小结：

Store方法优先无锁访问readOnly，未命中会加锁访问dirty
Store方法中的双重检测机制在下面的Load、Delete、Range方法中都会用到，原因是：加锁前Map.dirty可能已被提升为Map.read，所以加锁后还要再次检查key是否存在于Map.read中
dirtyLocked方法在dirty为nil（刚被提升成readOnly或者Map初始化时）会从readOnly中拷贝数据，如果readOnly中数据量很大，可能偶尔会出现性能抖动。
sync.map不适合用于频繁插入新key-value的场景，因为此操作会频繁加锁访问dirty会导致性能下降。更新操作在key存在于readOnly中且值没有被标记为删除(expunged)的场景下会用无锁操作CAS进行性能优化，否则也会加锁访问dirty

2.3 Delete方法

图解

源码解析

Delete方法把key从Map中删掉，返回被删除的值和是否删除成功，它底层调用的是LoadAndDelete

func (m *Map) LoadAndDelete(key interface{}) (value interface{}, loaded bool) {  // 从m.read中换出readOnly，然后从里面找key，此过程不加锁  read, _ := m.read.Load().(readOnly)  e, ok := read.m[key]
  // readOnly不存在此key，但dirty中可能存在  if !ok && read.amended {    // 加锁访问dirty    m.mu.Lock()    // 双重检测:若加锁前Map.dirty被替换为readonly，则前面m.read.Load().(readOnly)无     // 效，需要再次检查    read, _ = m.read.Load().(readOnly)    e, ok = read.m[key]    // readOnly不存在此key，但是dirty中可能存在    if !ok && read.amended {      e, ok = m.dirty[key]      delete(m.dirty, key)      m.missLocked()    }    m.mu.Unlock()  }  if ok {    // 如果entry.p不为nil或者expunged，则把entry.p软删除（标记为nil）    return e.delete()  }  return nil, false}

delete函数代码如下：

func (e *entry) delete() (value interface{}, ok bool) {  for {       p := atomic.LoadPointer(&e.p)    if p == nil || p == expunged {      return nil, false    }    // e.p是真实值，把它置为nil    if atomic.CompareAndSwapPointer(&e.p, p, nil) {      return *(*interface{})(p), true    }  }}

小结：

删除readOnly中存在的key，可以不用加锁
如果删除readOnly中不存在的或者Map中不存在的key，都需要加锁。

2.4 Range方法

图解

源码解析

Range方法可遍历Map，参数是个函数（入参：key和value，返回值：是否停止遍历Range方法）

func (m *Map) Range(f func(key, value interface{}) bool) {      read, _ := m.read.Load().(readOnly)      // dirty存在readOnly中不存在的元素     if read.amended {           // 加锁访问dirty         m.mu.Lock()          // 再次检测read.amended，因为加锁前它可能已由true变成false         read, _ = m.read.Load().(readOnly)          if read.amended {              // readOnly.amended被默认赋值成false              read = readOnly{m: m.dirty}              m.read.Store(read)              m.dirty = nil              m.misses = 0         }         m.mu.Unlock()     }     // 遍历readOnly.m    for k, e := range read.m {          v, ok := e.load()          if !ok {             continue          }          if !f(k, v) {              break          }     } }

小结

Range方法Map的全部key都存在于readOnly中时，是无锁遍历的，性能最高
Range方法在readOnly只存在Map中的部分key时，会一次性加锁拷贝dirty的元素到readOnly，减少多次加锁访问dirty中的数据

3. sync.map总结

3.1 使用场景

sync.Map更适合读多更新多而插入新值少的场景（appendOnly模式，尤其是key存一次，多次读而且不删除的情况），因为在key存在的情况下读写删操作可以不用加锁直接访问readOnly不适合反复插入与读取新值的场景，因为这种场景会频繁操作dirty，需要频繁加锁和更新read【此场景github开源库orcaman/concurrent-map更合适】

3.2 设计点:expunged

entry.p取值有3种，nil、expunged和指向真实值。那expunged出现在什么时候呢？为什么要有expunged的设计呢？它有什么作用呢？

什么时候expunged会出现呢？

当用Store方法插入新key时，会加锁访问dirty，并把readOnly中的未被标记为删除的所有entry指针复制到dirty，此时之前被Delete方法标记为软删除的entry（entry.p被置为nil）都变为expunged，那这些被标记为expunged的entry将不会出现在dirty中。

反向思维，如果没有expunged，只有nil会出现什么结果呢？

直接删掉entry==nil的元素，而不是置为expunged：在用Store方法插入新key时，readOnly数据拷贝到dirty时直接把为ni的entry删掉。但这要对readOnly加锁，sync.map设计理念是读写分离，所以访问readOnly不能加锁。
不删除entry==nil的元素，全部拷贝：在用Store方法插入新key时，readOnly中entry.p为nil的数据全部拷贝到dirty中。那么在dirty提升为readOnly后这些已被删除的脏数据仍会保留，也就是说它们会永远得不到清除，占用的内存会越来越大。
不拷贝entry.p==nil的元素：在用Store方法插入新key时，不把readOnly中entry.p为nil的数据拷贝到dirty中，那在用Store更新值时，就会出现readOnly和dirty不同步的状态，即readOnly中存在dirty中不存在的key，那dirty提升为readOnly时会出现数据丢失的问题。

4. sync.map的其他问题

为什么sync.map不实现len方法?

个人觉得还是成本和收益的权衡。

实现len方法要统计readOnly和dirty的数据量，势必会引入锁竞争，导致性能下降，还会额外增加代码实现复杂度
对sync.map的并发操作导致其数据量可能变化很快，len方法的统计结果参考价值不大。

orcanman/concurrent-map

orcaman/concurrent-map的适用场景是：反复插入与读取新值，其实现思路是:对go原生map进行分片加锁，降低锁粒度，从而达到最少的锁等待时间(锁冲突)。

concurrent-map源码地址
https://github.com/orcaman/concurrent-map

它的实现比较简单，截取部分源码如下

1. 数据结构

// SHARD_COUNT 分片大小var SHARD_COUNT = 32
type ConcurrentMap []*ConcurrentMapShared
// ConcurrentMapShared 分片的并发maptype ConcurrentMapShared struct {  items        map[string]interface{}  sync.RWMutex // 访问内部map都需要先获取读写锁}
// New 创建一个concurrent map.func New() ConcurrentMap {  m := make(ConcurrentMap, SHARD_COUNT)  for i := 0; i < SHARD_COUNT; i++ {    m[i] = &ConcurrentMapShared{items: make(map[string]interface{})}  }  return m}

2. 函数介绍

2.1 GET方法

// 先hash拿到key对应的分区号，然后加锁，读取值，最后释放锁和返回func (m ConcurrentMap) Get(key string) (interface{}, bool) {  // Get shard  shard := m.GetShard(key)  shard.RLock()  // Get item from shard.  val, ok := shard.items[key]  shard.RUnlock()  return val, ok}

2.2 SET方法

// 先hash拿到key对应的分区号，然后加锁，设置新值，最后释放锁func (m ConcurrentMap) Set(key string, value interface{}) {  // Get map shard.  shard := m.GetShard(key)  shard.Lock()  shard.items[key] = value  shard.Unlock()}

2.3 Remove方法

// 先hash拿到key对应的分区号，然后加锁，删除key，最后释放锁func (m ConcurrentMap) Remove(key string) {  // Try to get shard.  shard := m.GetShard(key)  shard.Lock()  delete(shard.items, key)  shard.Unlock()}

2.4 Count方法

// 分别拿到每个分片map中的元素数量，然后汇总后返回func (m ConcurrentMap) Count() int {  count := 0  for i := 0; i < SHARD_COUNT; i++ {    shard := m[i]    shard.RLock()    count += len(shard.items)    shard.RUnlock()  }  return count}

2.5 Upsert方法

// 先hash拿到key对应的分区号，然后加锁，如果key存在就更新其value，否则插入新的k-v，释放锁并返回func (m ConcurrentMap) Upsert(key string, value interface{}, cb UpsertCb) (res interface{}) {  shard := m.GetShard(key)  shard.Lock()  v, ok := shard.items[key]  res = cb(ok, v, value)  shard.items[key] = res  shard.Unlock()  return res}

后续

当然在其他业务场景中，我们可能更需要的是本地kv缓存组件库并要求它们支持键过期时间设置、淘汰策略、存储优化、gc优化等。这时候可能我们就需要去了解freecache、gocache、fastcache、bigcache、groupcache等组件库了。

参考链接

https://stackoverflow.com/questions/45585589/golang-fatal-error-concurrent-map-read-and-map-write/45585833

https://github.com/golang/go/issues/20680

https://github.com/golang/go/blob/master/src/sync/map.gohttps://github.com/orcaman/concurrent-map

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Go - 使用 sync.Map 来解决 map 的并发操作问题

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