1. 基础筑基

sync.WaitGroup里面的实现逻辑其实蛮简单的，在看过之前的sync.Mutex和synx.RWMutex之后，阅读起来应该非常简单，而唯一有差异的其实就是sync.WaitGroup里面的state1

1.1 等待机制

sync.WaitGroup主要用于等待一组goroutine退出，本质上其实就是一个计数器，我们可以通过Add指定我们需要等待退出的goroutine的数量，然后通过Done来递减，如果为0,则可以退出

1.2 内存对齐

内存对齐是一个比较大的话题，其核心机制是编译器根据结构体内部元素的size结合平台和编译器自身的规则来进行补位， 而在sync.WaitGroup里面就有用到，也是我感觉可能在WaitGroup所有实现的核心特性里面最重要的一条了

在WaitGroup里面只有state1 [3]uint32这一个元素，通过类型我们可以计算uint32是4个字节，长度3的数组总长度12，其实之前这个地方是[12]byte, 切换uint32是go语言里面为了让底层的编译器保证按照4个字节对齐而做的切换

1.3 8字节

8字节即两个4字节，也就是两个uint32的长度，实际上也是一个uint64的长度，在sync.WaitGroup里面通过uint64来进行等待数量的计数

这里有一个相对比较hack的问题，我翻阅过很多文章，都没有找到能让我完全信服的答案，接下来就是我自己的臆测了

1.4 8字节的臆测

首先go语言需要兼容32位和64位平台，但是在32位平台上对64字节的uint操作可能不是原子的，比如在读取一个字长度的时候，另外一个字的数据很有可能已经发生改变了(在32位操作系统上,字长是4，而uint64长度为8)， 所以在实际计数的时候，其实sync.WaitGroup也就使用了4个字节来进行

在cpu内有一个cache line的缓存，这个缓存通常是8个字节的长度，在intel的cpu中，会保证针对一个cache line的操作是原子，如果只有8个字节很有可能会出现上面的这种情况，即垮了两个cache line, 这样不论是在原子操作还是性能上可能都会有问题

1.5 测试8字节指针

我这里简单构造了一个8字节的长度指针，来做演示，通过读取底层数组的指针和偏移指针(state1数组的第2个元素即index=1)的地址，可以验证猜想即在经过编译器进行内存分配对齐之后，如果当前元素的指针的地址不能为8整除，则其第地址+4的地址，可以被8整除(这里感觉更多的是在编译器层才能看到真正的东西，而我对编译器本身并不感兴趣，所以我只需要一个证明，可以验证结果即可)

import (
	"unsafe"
)

type a struct {
	b byte
}

type w struct {
	state1 [3]uint32
}

func main() {
	b := a{}
	println(unsafe.Sizeof(b), uintptr(unsafe.Pointer(&b)), uintptr(unsafe.Pointer(&b))%8 == 0)
	wg := w{}
	println(unsafe.Sizeof(wg), uintptr(unsafe.Pointer(&wg.state1)), uintptr(unsafe.Pointer(&wg.state1))%8 == 0)
	println(unsafe.Sizeof(wg), uintptr(unsafe.Pointer(&wg.state1[1])), uintptr(unsafe.Pointer(&wg.state1[1]))%8 == 0)
}

输出结果

1 824633919343 false
12 824633919356 false
12 824633919360 true

1.6 分段计数

在sync.WaitGroup中对上面的提到的8字节的uint64也是分段计数，即高位记录需要等待 Done的数量，而低位记录当前正在Wait等待结束的计数

2. 源码速读

1.核心原理就是通过之前说的64位的uint64来进行计数，采用高位记录需要Done的数量，低位记录Wait的数量 2.如果发现当前count>0则Wait的goroutine会进行排队 3.任务完成后的goroutine则进行Done操作，直到count==0,则完成，就唤醒所有因为wait操作睡眠的goroutine

2.1 计数与信号量

就像基础部分说的那样，针对12字节的[3]uint32会根据当前指针的地址来进行计算，确定采用哪个分段进行计数和做为信号量等待，详细的说明上面已经提过，这里只是根据采取的分段，然后将对应的分段转换为*uint64的指针和一个uint32的指针就可以了

func (wg *WaitGroup) state() (statep *uint64, semap *uint32) {
    if uintptr(unsafe.Pointer(&wg.state1))%8 == 0 {
        return (*uint64)(unsafe.Pointer(&wg.state1)), &wg.state1[2]
    } else {
        return (*uint64)(unsafe.Pointer(&wg.state1[1])), &wg.state1[0]
    }
}

2.2 添加等待计数

func (wg *WaitGroup) Add(delta int) {
    // 获取当前计数
    statep, semap := wg.state()
    if race.Enabled {
        _ = *statep // trigger nil deref early
        if delta < 0 {
            // Synchronize decrements with Wait.
            race.ReleaseMerge(unsafe.Pointer(wg))
        }
        race.Disable()
        defer race.Enable()
    }
    // 使用高32位进行counter计数
    state := atomic.AddUint64(statep, uint64(delta)<<32)
    v := int32(state >> 32) // 获取当前需要等待done的数量
    w := uint32(state) // 获取低32位即waiter等待计数
    if race.Enabled && delta > 0 && v == int32(delta) {
        // The first increment must be synchronized with Wait.
        // Need to model this as a read, because there can be
        // several concurrent wg.counter transitions from 0.
        race.Read(unsafe.Pointer(semap))
    }
    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")
    }
    // 如果当前v>0,则表示还需要继续未完成的goroutine进行Done操作
    // 如果w ==0,则表示当前并没有goroutine在wait等待结束
    // 以上两种情况直接返回即可
    if v > 0 || w == 0 {
        return
    }
    // 当waiters > 0 的时候，并且当前v==0，这个时候如果检查发现state状态前后发生改变，则
    // 证明当前有人修改过，则删除
    // 如果走到这个地方则证明经过之前的操作后，当前的v==0,w!=0,就证明之前一轮的Done已经全部完成，现在需要唤醒所有在wait的goroutine
    // 此时如果发现当前的*statep值又发生了改变，则证明有有人进行了Add操作
    // 也就是这里的WaitGroup滥用
    if *statep != state {
        panic("sync: WaitGroup misuse: Add called concurrently with Wait")
    }
    // 将当前state的状态设置为0，就可以进行下次的重用了
    *statep = 0
    for ; w != 0; w-- {
        // 释放所有排队的waiter
        runtime_Semrelease(semap, false)
    }
}

2.2 Done完成一个等待事件

func (wg *WaitGroup) Done() {
    // 减去一个-1
    wg.Add(-1)
}

2.3 等待所有操作完成

func (wg *WaitGroup) Wait() {
    statep, semap := wg.state()
    if race.Enabled {
        _ = *statep // trigger nil deref early
        race.Disable()
    }
    for {
        // 获取state的状态
        state := atomic.LoadUint64(statep)
        v := int32(state >> 32) // 获取高32位的count
        w := uint32(state) // 获取当前正在Wait的数量
        if v == 0 { // 如果当前v ==0就直接return， 表示当前不需要等待
            // Counter is 0, no need to wait.
            if race.Enabled {
                race.Enable()
                race.Acquire(unsafe.Pointer(wg))
            }
            return
        }
        // 进行低位的waiter计数统计
        if atomic.CompareAndSwapUint64(statep, state, state+1) {
            if race.Enabled && w == 0 {
                // Wait must be synchronized with the first Add.
                // Need to model this is as a write to race with the read in Add.
                // As a consequence, can do the write only for the first waiter,
                // otherwise concurrent Waits will race with each other.
                race.Write(unsafe.Pointer(semap))
            }
            // 如果成功则进行排队休眠等待唤醒
            runtime_Semacquire(semap)
            // 如果唤醒后发现state的状态不为0，则证明在唤醒的过程中WaitGroup又被重用，则panic
            if *statep != 0 {
                panic("sync: WaitGroup is reused before previous Wait has returned")
            }
            if race.Enabled {
                race.Enable()
                race.Acquire(unsafe.Pointer(wg))
            }
            return
        }
    }
}

参考文章

关于cpu cache line大小 原子操作

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