如何理解Go中由WaitGroup引发对内存对齐
本篇内容介绍了“如何理解Go中由WaitGroup引发对内存对齐”的有关知识，在实际案例的操作过程中，不少人都会遇到这样的困境，接下来就让小编带领大家学习一下如何处理这些情况吧！希望大家仔细阅读，能够学有所成！
为信宜等地区用户提供了全套网页设计制作服务，及信宜网站建设行业解决方案。主营业务为成都网站建设、成都网站制作、信宜网站设计，以传统方式定制建设网站，并提供域名空间备案等一条龙服务，秉承以专业、用心的态度为用户提供真诚的服务。我们深信只要达到每一位用户的要求，就会得到认可，从而选择与我们长期合作。这样，我们也可以走得更远！
WaitGroup介绍
WaitGroup 提供了三个方法：
func (wg *WaitGroup) Add(delta int) func (wg *WaitGroup) Done() func (wg *WaitGroup) Wait()
Add，用来设置 WaitGroup 的计数值；
Done，用来将 WaitGroup 的计数值减 1，其实就是调用了 Add(-1)；
Wait，调用这个方法的 goroutine 会一直阻塞，直到 WaitGroup 的计数值变为 0。
例子我就不举了，网上是很多的，下面我们直接进入正题。
解析
type noCopy struct{}
type WaitGroup struct {
// 避免复制使用的一个技巧，可以告诉vet工具违反了复制使用的规则
noCopy noCopy
// 一个复合值，用来表示waiter数、计数值、信号量
state1 [3]uint32
}
// 获取state的地址和信号量的地址
func (wg *WaitGroup) state() (statep *uint64, semap *uint32) {
if uintptr(unsafe.Pointer(&wg.state1))%8 == 0 {
// 如果地址是64bit对齐的，数组前两个元素做state，后一个元素做信号量
return (*uint64)(unsafe.Pointer(&wg.state1)), &wg.state1[2]
} else {
// 如果地址是32bit对齐的，数组后两个元素用来做state，它可以用来做64bit的原子操作，第一个元素32bit用来做信号量
return (*uint64)(unsafe.Pointer(&wg.state1[1])), &wg.state1[0]
}
}这里刚开始，WaitGroup就秀了一把肌肉，让我们看看大牛是怎么写代码的，思考一个原子操作在不同架构平台上是怎么操作的，在看state方法里面为什么要这么做之前，我们先来看看内存对齐。
内存对齐
我们可以看到对于内存对齐的定义：
A memory address a is said to be n-byte aligned when a is a multiple of n bytes (where n is a power of 2).
简而言之，现在的CPU访问内存的时候是一次性访问多个bytes，比如32位架构一次访问4bytes，该处理器只能从地址为4的倍数的内存开始读取数据，所以要求数据在存放的时候首地址的值是4的倍数存放，者就是所谓的内存对齐。
由于找不到Go语言的对齐规则，我对照了一下C语言的内存对齐的规则，可以和Go语言匹配的上，所以先参照下面的规则。
内存对齐遵循下面三个原则：
结构体变量的起始地址能够被其最宽的成员大小整除；
结构体每个成员相对于起始地址的偏移能够被其自身大小整除，如果不能则在前一个成员后面补充字节；
结构体总体大小能够被最宽的成员的大小整除，如不能则在后面补充字节；
通过下面的例子来实操一下内存对齐：
在32位架构中，int8占1byte，int32占4bytes，int16占2bytes。
type A struct {
a int8
b int32
c int16
}
type B struct {
a int8
c int16
b int32
}
func main() {
fmt.Printf("arrange fields to reduce size:\n"+
"A align: %d, size: %d\n" ,
unsafe.Alignof(A{}), unsafe.Sizeof(A{}) )
fmt.Printf("arrange fields to reduce size:\n"+
"B align: %d, size: %d\n" ,
unsafe.Alignof(B{}), unsafe.Sizeof(B{}) )
}
//output:
//arrange fields to reduce size:
//A align: 4, size: 12
//arrange fields to reduce size:
//B align: 4, size: 8下面以在32位的架构中运行为例子：
在32位架构的系统中默认的对齐大小是4bytes。
假设结构体A中a的起始地址为0x0000，能够被最宽的数据成员大小4bytes（int32）整除，所以从0x0000开始存放占用一个字节即0x00000x0001；b是int32，占4bytes，所以要满足条件2，需要在a后面padding3个byte，从0x0004开始；c是int16，占2bytes故从0x0008开始占用两个字节，即0x00080x0009；此时整个结构体占用的空间是0x0000~0x0009占用10个字节，10%4 ！= 0, 不满足第三个原则，所以需要在后面补充两个字节，即最后内存对齐后占用的空间是0x0000~0x000B，一共12个字节。
同理，相比结构体B则要紧凑些：
WaitGroup中state方法的内存对齐
在讲之前需要注意的是noCopy是一个空的结构体，大小为0，不需要做内存对齐，所以大家在看的时候可以忽略这个字段。
在WaitGroup里面，使用了uint32的数组来构造state1字段，然后根据系统的位数的不同构造不同的返回值，下面我面先来说说怎么通过sate1这个字段构建waiter数、计数值、信号量的。
首先unsafe.Pointer来获取state1的地址值然后转换成uintptr类型的，然后判断一下这个地址值是否能被8整除，这里通过地址 mod 8的方式来判断地址是否是64位对齐。
因为有内存对齐的存在，在64位架构里面WaitGroup结构体state1起始的位置肯定是64位对齐的，所以在64位架构上用state1前两个元素并成uint64来表示statep，state1最后一个元素表示semap；
那么64位架构上面获取state1的时候能不能第一个元素表示semap，后两个元素拼成64位返回呢？
答案自然是不可以，因为uint32的对齐保证是4bytes，64位架构中一次性处理事务的一个固定长度是8bytes，如果用state1的后两个元素表示一个64位字的字段的话CPU需要读取内存两次，不能保证原子性。
但是在32位架构里面，一个字长是4bytes，要操作64位的数据分布在两个数据块中，需要两次操作才能完成访问。如果两次操作中间有可能别其他操作修改，不能保证原子性。
同理32位架构想要原子性的操作8bytes，需要由调用方保证其数据地址是64位对齐的，否则原子访问会有异常，我们可以看到描述：
On ARM, x86-32, and 32-bit MIPS, it is the caller's responsibility to arrange for 64-bit alignment of 64-bit words accessed atomically. The first word in a variable or in an allocated struct, array, or slice can be relied upon to be 64-bit aligned.
所以为了保证64位字对齐，只能让变量或开辟的结构体、数组和切片值中的第一个64位字可以被认为是64位字对齐。但是在使用WaitGroup的时候会有嵌套的情况，不能保证总是让WaitGroup存在于结构体的第一个字段上，所以我们需要增加填充使它能对齐64位字。
在32位架构中，WaitGroup在初始化的时候，分配内存地址的时候是随机的，所以WaitGroup结构体state1起始的位置不一定是64位对齐，可能会是：uintptr(unsafe.Pointer(&wg.state1))%8 = 4，如果出现这样的情况，那么就需要用state1的第一个元素做padding，用state1的后两个元素合并成uint64来表示statep。
小结
这里小结一下，因为为了完成上面的这篇内容实在是查阅了很多资料，才得出这样的结果。所以这里小结一下，在64位架构中，CPU每次操作的字长都是8bytes，编译器会自动帮我们把结构体的第一个字段的地址初始化成64位对齐的，所以64位架构上用state1前两个元素并成uint64来表示statep，state1最后一个元素表示semap；
然后在32位架构中，在初始化WaitGroup的时候，编译器只能保证32位对齐，不能保证64位对齐，所以通过uintptr(unsafe.Pointer(&wg.state1))%8判断是否等于0来看state1内存地址是否是64位对齐，如果是，那么也和64位架构一样，用state1前两个元素并成uint64来表示statep，state1最后一个元素表示semap，否则用state1的第一个元素做padding，用state1的后两个元素合并成uint64来表示statep。
如果我说错了，欢迎来diss我，我觉得我需要学习的地方还有很多。
Add 方法
func (wg *WaitGroup) Add(delta int) {
// 获取状态值
statep, semap := wg.state()
...
// 高32bit是计数值v，所以把delta左移32，增加到计数上
state := atomic.AddUint64(statep, uint64(delta)<<32)
// 获取计数器的值
v := int32(state >> 32)
// 获取waiter的值
w := uint32(state)
...
// 任务计数器不能为负数
if v < 0 {
panic("sync: negative WaitGroup counter")
}
// wait不等于0说明已经执行了Wait，此时不容许Add
if w != 0 && delta > 0 && v == int32(delta) {
panic("sync: WaitGroup misuse: Add called concurrently with Wait")
}
// 计数器的值大于或者没有waiter在等待,直接返回
if v > 0 || w == 0 {
return
}
if *statep != state {
panic("sync: WaitGroup misuse: Add called concurrently with Wait")
}
// 此时，counter一定等于0，而waiter一定大于0
// 先把counter置为0，再释放waiter个数的信号量
*statep = 0
for ; w != 0; w-- {
//释放信号量，执行一次释放一个，唤醒一个等待者
runtime_Semrelease(semap, false, 0)
}
}add方法首先会调用state方法获取statep、semap的值。statep是一个uint64类型的值，高32位用来记录add方法传入的delta值之和；低32位用来表示调用wait方法等待的goroutine的数量，也就是waiter的数量。如下：
add方法会调用
atomic.AddUint64方法将传入的delta左移32位，也就是将counter加上delta的值；因为计数器counter可能为负数，所以int32来获取计数器的值，waiter不可能为负数，所以使用uint32来获取；
接下来就是一系列的校验，v不能小于零表示任务计数器不能为负数，否则会panic；w不等于，并且v的值等于delta表示wait方法先于add方法执行，此时也会panic，因为waitgroup不允许调用了Wait方法后还调用add方法；
v大于零或者w等于零直接返回，说明这个时候不需要释放waiter，所以直接返回；
*statep != state到了这个校验这里，状态只能是waiter大于零并且counter为零。当waiter大于零的时候是不允许再调用add方法，counter为零的时候也不能调用wait方法，所以这里使用state的值和内存的地址值进行比较，查看是否调用了add或者wait导致state变动，如果有就是非法调用会引起panic；最后将statep值重置为零，然后释放所有的waiter；
Wait方法
func (wg *WaitGroup) Wait() {
statep, semap := wg.state()
...
for {
state := atomic.LoadUint64(statep)
// 获取counter
v := int32(state >> 32)
// 获取waiter
w := uint32(state)
// counter为零,不需要等待直接返回
if v == 0 {
...
return
}
// 使用CAS将waiter加1
if atomic.CompareAndSwapUint64(statep, state, state+1) {
...
// 挂起等待唤醒
runtime_Semacquire(semap)
// 唤醒之后statep不为零,表示WaitGroup又被重复使用,这回panic
if *statep != 0 {
panic("sync: WaitGroup is reused before previous Wait has returned")
}
...
// 直接返回
return
}
}
}Wait方法首先也是调用state方法获取状态值；
进入for循环之后Load statep的值，然后分别获取counter和counter；
如果counter已经为零了，那么直接返回不需要等待；
counter不为零，那么使用CAS将waiter加1，由于CAS可能失败，所以for循环会再次的回到这里进行CAS，直到成功；
调用runtime_Semacquire挂起等待唤醒；
*statep != 0唤醒之后statep不为零,表示WaitGroup又被重复使用,这会panic。需要注意的是waitgroup并不是不让重用，而是不能在wait方法还没运行完就开始重用。
waitgroup使用小结
看完了waitgroup的add方法与wait方法，我们发现里面有很多校验，使用不当会导致panic，所以我们需要总结一下如何正确使用：
不能将计数器设置为负数，否则会发生panic；注意有两种方式会导致计数器为负数，一是调用 Add 的时候传递一个负数，第二是调用 Done 方法的次数过多，超过了 WaitGroup 的计数值；
在使用 WaitGroup 的时候，一定要等所有的 Add 方法调用之后再调用 Wait，否则就可能导致 panic；
wait还没结束就重用 WaitGroup。WaitGroup是可以重用的，但是需要等上一批的goroutine 都调用wait完毕后才能继续重用WaitGroup；
“如何理解Go中由WaitGroup引发对内存对齐”的内容就介绍到这里了，感谢大家的阅读。如果想了解更多行业相关的知识可以关注创新互联网站，小编将为大家输出更多高质量的实用文章！
本文题目：如何理解Go中由WaitGroup引发对内存对齐
文章网址：http://myzitong.com/article/jcgodj.html