golang 混合写屏障原理深入剖析，这篇文章给你梳理的明明白白！！！

发表于 3年以前 | 总阅读数：1183 次

大纲

插入写屏障
删除写屏障
混合写屏障
golang 混合写屏障实现
源码文件
写屏障代码触发点
对象置灰
暂停 goroutine，栈扫描
总结

网上很多文章对 golang 实现的插入写屏障说的挺详细，但是删除写屏障原理和混合写屏障的由来语焉不详，这篇文章目标是弄明白混合写屏障到底是怎么来的，解决什么问题，插入写屏障，删除写屏障的特点分别是什么？

基础知识复习前四篇文章：

[golang 垃圾回收（一）概述篇]
[golang 垃圾回收（二）屏障技术]
[golang 垃圾回收（三）插入写屏障]
[golang 垃圾回收 - 删除写屏障]

首先明白一个前提，栈上，寄存器对象的赋值（插入，删除）不能 hook ，这个因为实力不允许（太复杂，做不到）。

插入写屏障

Dijkstra屏障

伪代码：

writePointer(slot, ptr):
    shade(ptr)
    *slot = ptr

总结：

如果是纯粹的插入写屏障是满足强三色不变式的（永远不会出现黑色对象指向白色对象）；
但是由于栈上对象无写屏障（不 hook），那么导致黑色的栈可能指向白色的堆对象，所以必须假定赋值器（mutator）是灰色赋值器，扫描结束之后，必须 STW 重新扫描栈才能确保不丢对象；
STW 重新扫描栈再 goroutine 量大且活跃的场景，延迟不可控，经验值平均 10-100ms；

golang 1.5 之后实现的就是这种类型的插入写屏障。

删除写屏障

Yuasa-style 屏障

伪代码：

writePointer(slot, ptr)
    shade(*slot)
    *slot = ptr

总结：

删除写屏障也叫基于快照的写屏障方案，必须在起始时，STW 扫描整个栈（注意了，是所有的 goroutine 栈），保证所有堆上在用的对象都处于灰色保护下，保证的是弱三色不变式；
由于起始快照的原因，起始也是执行 STW，删除写屏障不适用于栈特别大的场景，栈越大，STW 扫描时间越长，对于现代服务器上的程序来说，栈地址空间都很大，所以删除写屏障都不适用，一般适用于很小的栈内存，比如嵌入式，物联网的一些程序；
并且删除写屏障会导致扫描进度（波面）的后退，所以扫描精度不如插入写屏障；

思考问题：我不整机暂停 STW 栈，而是一个栈一个栈的快照，这样也没有 STW 了，是否可以满足要求？（这个就是当前 golang 混合写屏障的时候做的哈，虽然没有 STW 了，但是扫描到某一个具体的栈的时候，还是要暂停这一个 goroutine 的）

不行，纯粹的删除写屏障，起始必须整个栈打快照，要把所有的堆对象都处于灰色保护中才行。

举例：如果没有把栈完全扫黑，那么可能出现丢数据，如下：

初始状态：

A 是 g1 栈的一个对象，g1栈已经扫描完了，并且 C 也是扫黑了的对象；
B 是 g2 栈的对象，指向了 C 和 D，g2 完全还没扫描，B 是一个灰色对象，D 是白色对象；

步骤一：g2 进行赋值变更，把 C 指向 D 对象，这个时候黑色的 C 就指向了白色的 D（由于是删除屏障，这里是不会触发hook的）

步骤二：把 B 指向 C 的引用删除，由于是栈对象操作，不会触发删除写屏障；

步骤三：清理，因为 C 已经是黑色对象了，所以不会再扫描，所以 D 就会被错误的清理掉。

解决办法有如下：

方法一：栈上对象也 hook，所有对象赋值（插入，删除）都 hook（这个就不实际了）;

所有的插入，删除如果都 hook ，那么一定都不会有问题，虽然本轮精度很差，但是下轮回收可以回收了。但是还是那句话，栈，寄存器的赋值 hook 是不现实的。

方法二：起始快照整栈跨找，扫黑，使得整个堆上的在用对象都处于灰色保护；

整栈扫黑，那么在用的堆上的对象是一定处于灰色堆对象的保护下的，之后配合堆对象删除写屏障就能保证在用对象不丢失。

方法三：加入插入写屏障的逻辑，C 指向 D 的时候，把 D 置灰，这样扫描也没问题。这样就能去掉起始 STW 扫描，从而可以并发，一个一个栈扫描。

细品下，这不就成了当前在用的混合写屏障了，所以我觉得正确的理解方式应该是：混合写屏障 = 删除写屏障 + 插入写屏障，必须先理解下删除写屏障，你才能理解混合写屏障。

混合写屏障

golang 1.5 之后已经实现了插入写屏障，但是由于栈对象赋值无法 hook 的原因，导致扫描完之后还有一次 STW 重新扫描栈的整机停顿，混合写屏障就是解决这个问题的。

论文里的伪代码：

writePointer(slot, ptr):
    shade(*slot)
    if current stack is grey:
        shade(ptr)
    *slot = ptr

golang 实际实现的伪代码：

writePointer(slot, ptr):
    shade(*slot)
    shade(ptr)
    *slot = ptr

总结：

混合写屏障继承了插入写屏障的优点，起始无需 STW 打快照，直接并发扫描垃圾即可；
混合写屏障继承了删除写屏障的优点，赋值器是黑色赋值器，扫描过一次就不需要扫描了，这样就消除了插入写屏障时期最后 STW 的重新扫描栈；
混合写屏障扫描精度继承了删除写屏障，比插入写屏障更低，随着带来的是 GC 过程全程无 STW；
混合写屏障扫描栈虽然没有 STW，但是扫描某一个具体的栈的时候，还是要停止这个 goroutine 赋值器的工作的哈（针对一个 goroutine 栈来说，是暂停扫的，要么全灰，要么全黑哈，原子状态切换）；

思考一个问题：混合写屏障是全面去除 STW 的一个改进，转而并发一个一个栈处理的方式（每个栈单独暂停），从而消除了整机 STW 的影响，带来了吞吐的提升。有没有想过，这种 STW 整个系统栈，而只暂停一个 goroutine 栈会不会有问题，我钻牛角尖的思考过一些奇怪的场景，比如下面：

初始状态：

goroutine 1 已经被扫描黑了（由于混合写屏障的场景，赋值器是黑色赋值器，之后不会在扫描了），goroutine 1 上的 A 对象指向 nil ；
B 唯一指向 C（灰色的栈对象 B，白色的 C 对象）；

步骤一：赋值器（g1）把 A 指向 C，赋值器（g2）把 B 指向 nil，删除 B -> C 的引用，由于A，B 都是栈上的对象，所以这里的赋值都不会触发写屏障；

这样操作下来，是不是就有问题了？

黑色的 A 指向了白色的 C，并且是唯一指向。由于我们说混合写屏障这里是黑色赋值器，黑色的 goroutine 1 栈是不会再扫描了，那等扫描完了，C 岂不是被错误回收了！！！

这里不会哈。因为这种情况不会出现，证明如下：

如果要实现如上所述场景，需要满足条件：

goroutine 1 栈上的黑色对象 A 引用白色对象 C 只有两种场景：

goroutine 1 持有 goroutine 2 栈上的对象 B ;
goroutine 1 对象 C；

g1 不能直接持有 B，不同栈的对象是无法相互访问的，否则就会溢出到堆上；
g1 不能直接持有 C，直接持有它就违反了假设，并且如果真是直接持有 C，C 一定是灰色的；

（旁白，理解一句话，对象不是天上掉下来的，一定是有路可循的。）

撇开这个上面的假设，如果 A 非要引用到 C ，可以通过 A 下面的一个对象 X （ X 指向 C）来获取，但如此一来，C 一定会处于灰色保护下;

golang 混合写屏障实现

源码文件下面以 golang 1.13.3 版本源码演示举例。

golang 当前实际实现的是混合写屏障。这部分的代码在 <span style="font-size: 14px;">src/runtime 这个下面，golang 是有运行时（runtime）的概念的，运行时是啥？就是语言层面就形成的管理逻辑，主要工作是 goroutine 创建，调度，销毁，内存分配，垃圾回收等逻辑。有了运行时，就可以保证 golang 业务代码的简单和语言本身的强大。

runtime 下有大量的汇编实现的代码，这部分主要是考虑极致的性能，其实大部分还是 golang 的逻辑代码，另外还有如下子目录，分别是 cgo，pprof 的支持等。

Go SDK 1.13.3
├── runtime
│   ├── cgo
│   ├── debug
│   ├── internal
│   ├── msan
│   ├── pprof
│   ├── race
│   └── trace

在 golang 源代码 mbarrier.go 里面有详细说明，但是提一点，golang 的实际实现其实做了一个简化，把 if 条件判断去掉了，这样的实现更简单，精度差一些。

怎么理解精度会差呢？

因为有了删除写屏障的加持，golang 的栈是黑色赋值器，扫描过是不需要再扫描的。所以如果栈式灰色的，才需要置灰色，否则是 pass 的。golang 处于短期实现的一个简单化处理，源码实现其实是没有这个判断的，所以自然精度就会差些，但是实际效果其实还行。

混合写屏障伪代码：

writePointer(slot, ptr):
    // 旧值 置灰
    shade(*slot)
    if current stack is grey:
        // 新值 置灰
        shade(ptr)
    *slot = ptr

golang 实际实现伪代码如下：

writePointer(slot, ptr):
    shade(*slot)
    shade(ptr)    
    *slot = ptr

也就是是说，如果在垃圾回收阶段，只要是堆上的一个赋值 *slot = ptr 那么都会被 hook 住，然后把旧值（*slot）指向的对象，和新值（ptr）指向的对象都置灰（投到扫描队列）。

这个就是混合写屏障完整的逻辑了。

写屏障代码触发点

重点：

写屏障的代码在编译期间生成好，之后不会再变化；
堆上对象赋值才会生成写屏障；
哪些对象分配在栈上，哪些分配在堆上？也是编译期间由编译器决定，这个过程叫做“逃逸分析”；

举例：

main.funcAlloc0

13 func funcAlloc0 (a *Tstruct) {
 14     a.base = new(BaseStruct)    // new 一个BaseStruct结构体，赋值给 a.base 字段
 15 }

反汇编就能看到编译出的代码，如下：

在合适的位置，编译器给你程序添加的指令函数 runtime·gcWriteBarrier，这个就是入口，每次堆对象赋值，如果开启了垃圾回收开关，都会去里面转一圈。

实现伪代码如下：

if runtime.writeBarrier.enabled {
    runtime.gcWriteBarrier(ptr, val)
} else {
    *ptr = val
}

注意参数 <span style="font-size: 14px;">gcWriteBarrier 传值在 golang 里是个特例，这里用的是寄存器（ golang 的惯例是用栈来传递的，但是考虑性能原因，这里必须用寄存器了），详情见文章 [golang 垃圾回收（二）屏障技术] 。

runtime·gcWriteBarrier

这个函数是个纯汇编的函数，golang 按照不同的 cpu 指令集实现的，路径可以去看 src/runtime/asm_amd64.s 这个文件。

代码注释如下：

TEXT runtime·gcWriteBarrier(SB),NOSPLIT,$120

  get_tls(R13)
  MOVQ  g(R13), R13
  MOVQ  g_m(R13), R13
  MOVQ  m_p(R13), R13
  MOVQ  (p_wbBuf+wbBuf_next)(R13), R14

  LEAQ  16(R14), R14
  MOVQ  R14, (p_wbBuf+wbBuf_next)(R13)
    // 检查 buffer 队列是否满？
  CMPQ  R14, (p_wbBuf+wbBuf_end)(R13)

    // 赋值的前后两个值都会被入队

  // 把 value 存到指定 buffer 位置
  MOVQ  AX, -16(R14)  // Record value
    // 把 *slot 存到指定 buffer 位置
  MOVQ  (DI), R13
  MOVQ  R13, -8(R14)

    // 如果 wbBuffer 队列满了，那么就下刷处理，比如置灰，置黑等操作
  JEQ  flush
ret:
    // 赋值：*slot = val 
  MOVQ  104(SP), R14
  MOVQ  112(SP), R13
  MOVQ  AX, (DI)
  RET
flush:
    。。。

  //  队列满了，统一处理，这个其实是一个批量优化手段
  CALL  runtime·wbBufFlush(SB)
    。。。

  JMP  ret

混合写屏障的两个 shade 直接操作就是上面的两行汇编赋值了：

// 把 value 存到指定 buffer 位置
MOVQ    AX, -16(R14)    // Record value
// 把 *slot 存到指定 buffer 位置
MOVQ    (DI), R13
MOVQ    R13, -8(R14)

runtime·gcWriteBarrier 函数干啥的，这个函数其实只干两件事：

执行写请求（原本就要做的事情）
处理 GC 相关的逻辑（投队列，置灰色保护）

那为什么上面 gcWriteBarrier 这个函数怎么复杂？

其实是做的一个优化处理，每次触发写屏障的时候（ hook ），我们当然可以直接shade（ptr），但是我们知道，毕竟这段写屏障的代码是比业务多出来的，这些都是开销，我们能快就快，每次这样做太零散，我们可以攒一批，一批队列满了，一批去入队，置灰色。这样效率更高。一般情况下，只需要简单入队就行了，buf 满了之后，才 flush 去批量置灰，这样写屏障对业务的影响就更小了，wbBuf 就是这个队列的实现。

wbBufFlush

这个函数 wbBufFlush 是 golang 实现的，在文件 src/runtime/mwbbuf.go 里。本质上是封装调用 wbBufFlush1 ，这个函数才是 hook 写操作想要做的事情，这个函数做两个事情：

批量循环处理 buf 队列里的值；
shade（这个值）；

对象置灰

说了这么久“置灰色”，那么到底写屏障是怎么置灰色的？实现如何。其实本质下就下面一行代码，在文件 src/runtime/mwbbuf.go 的函数 wbBufFlush1：

// Enqueue the greyed objects.
gcw.putBatch(ptrs[:pos])

在 golang 里面，到底什么样的是灰色对象？

只要在扫描队列中的对象，就是灰色的。

其实，白，灰，黑三色这个是我们认为抽象出来的概念，也就是所谓的三色标记法，那么这个概念落到实处，又是怎么样的实现。

golang 内部对象并没有保存颜色的属性，三色只是对他们的状态的描述，是通过一个队列 + 掩码位图来实现的：

白色对象：对象所在 span 的 gcmarkBits 中对应的 bit 为 0，不在队列；
灰色对象：对象所在 span 的 gcmarkBits 中对应的 bit 为 1，且对象在扫描队列中；
黑色对象：对象所在 span 的 gcmarkBits 中对应的 bit 为 1，且对象已经从扫描队列中处理并摘除掉；

暂停 goroutine，栈扫描

扫描某个栈的函数 scang ，实现在文件 src/runtime/proc.go 里。scang 即为 scan goroutine 的意思，gc 扫描 goroutine 的时候，必须暂停 goroutine，也就是 block 住它，这段时间这个 goroutine 的业务是暂停的，直到扫描完 goroutine 的 stack 就可以放开了。

scang 在markroot 函数里调用（位于 src/runtime/mgcmark.go ），实现如下：

// 切系统调度栈
systemstack(func() {
  userG := getg().m.curg
    // 如果是在自己的 goroutine 运行的时候去协助处理 gc 任务，恰好处理到自己的时候，需要做些处理；
  selfScan := gp == userG && readgstatus(userG) == _Grunning
  if selfScan {
    casgstatus(userG, _Grunning, _Gwaiting)
    userG.waitreason = waitReasonGarbageCollectionScan
  }

    // 扫描 goroutine 栈
  scang(gp, gcw)

  if selfScan {
    casgstatus(userG, _Gwaiting, _Grunning)
  }
})

scang 这个函数是非常重要的事情，这个函数灰阻塞扫描一个 goroutine，直到扫描栈（注意了，只需要扫描完栈）完成就可以解锁了。

代码如下（ src/runtime/proc.go ）：

func scang(gp *g, gcw *gcWork) {
    // 栈扫描是否完成的标识
    gp.gcscandone = false

    // 轮询的时长间隔
    const yieldDelay = 10 * 1000
    var nextYield int64

// 循环
loop:
    for i := 0; !gp.gcscandone; i++ {
        // 读取 goroutine 的状态标识；
        switch s := readgstatus(gp); s {
        default:
            dumpgstatus(gp)
            throw("stopg: invalid status")

        // 如果是已经释放的 goroutine，那么跳出；
        case _Gdead:
            // No stack.
            gp.gcscandone = true
            break loop

        // 拷贝栈的过程，等一下，稍后需要重试；
        case _Gcopystack:
        // Stack being switched. Go around again.

        // 如果该是 goroutine 是已经挂起的状态（非运行状态）
        case _Grunnable, _Gsyscall, _Gwaiting:
            // 重要：设置扫描标识（GScan）这个标识会阻塞该 goroutine 的运行，直到栈扫描完成；
            if castogscanstatus(gp, s, s|_Gscan) {
                if !gp.gcscandone {
                // 调用 scanstack 扫描栈
                    scanstack(gp, gcw)
                    gp.gcscandone = true
                }
                // 重启 goroutine ，这个 goroutine 又可以继续跑业务代码了；
                restartg(gp)
                break loop
            }

        // 如果已经是扫描状态了，那么说明别的地方已经在扫描这个g栈了，等别人完成就好了；
        case _Gscanwaiting:
        // newstack is doing a scan for us right now. Wait.

        // 如果这个 goroutine 是一个 runing 状态，那么需要抢占调度，然后让它自己去扫描 g 栈，现场就等他自己扫描完之后就好了；
        // 这里只需要设置抢占标识和扫描标识就可以了，真正的扫描现场在这个 gp 自己运行现场；
        case _Grunning:
            if gp.preemptscan && gp.preempt && gp.stackguard0 == stackPreempt {
                break
            }

            // 打上 Scan 标识，通知 gp 抢占调度，让它自己扫描栈；
            if castogscanstatus(gp, _Grunning, _Gscanrunning) {
                if !gp.gcscandone {
                // 打上抢占标识
                    gp.preemptscan = true
                    gp.preempt = true
                    // 设置魔数标识
                    gp.stackguard0 = stackPreempt
                }
                // 设置完抢占标识，就可以把 goroutine 的 Scan 去掉了，下面就是循环等待它自己处理完了；
                casfrom_Gscanstatus(gp, _Gscanrunning, _Grunning)
            }
        }

        if i == 0 {
            nextYield = nanotime() + yieldDelay
        }
        if nanotime() < nextYield {
            procyield(10)
        } else {
            osyield()
            nextYield = nanotime() + yieldDelay/2
        }
    }

    gp.preemptscan = false // cancel scan request if no longer needed
}

scang 处理非 running 三种状态转换：

scang 处理 running 状态：

总结下 scang 做的最重要的两个事情：

如果 goroutine 是已经挂起的状态了（ _Grunnable，_Gsyscall，<span style="font-size: 14px;">_Gwaiting ）：

a . 首先，goroutine 设置上 Gscan ；

b . 扫描栈 scanstack ；

c . 重启 goroutine 状态，去掉 Gscan 状态标识；

2 . 如果 goruotine 是 running 状态，那么就不是在现场扫描了，而是抢占通知 goroutine 本身去扫描，扫描完了，通过 gp.gcscandone 来识别；

a . goroutine 设置了这个抢占标识之后，goroutine 能立马识别到，然后自己扫描栈，扫描完了设置 gp.gcscandone = true ；

b . 设置 gp.preemptscan = true ，gp.preempt = true，gp.stackguard0 = stackPreempt ；

c . 等待 gp.gcscandone 为 true ，为 true 的时候，说明 goroutine 自己已经扫描完了，scang 就可以退出了；

`scanstack`

这个函数简单就提一下，本质上是调用 scanblock 来扫描栈内存，接收参数为开始地址和结束边界，从而确定扫描范围。

扫描的实现非常朴实，就是一个个内存块，扫描分析，读一个，分析一个，发现指针投入队列，步进长度是以指针长度（ 8 字节）。

/*
bo ：开始地址
n0 ：内存块长度（结束边界），字节数
ptrmask ：掩码
*/ 
func scanblock(b0, n0 uintptr, ptrmask *uint8, gcw *gcWork, stk *stackScanState) {
    b := b0
    n := n0

    for i := uintptr(0); i < n; {
        // 获取位图
        bits := uint32(*addb(ptrmask, i/(sys.PtrSize*8)))
        // 如果整个 bits 为 0 ，就不需要往下走了，跳过 8 个指针的长度（ 8*8 = 64 ）；
        // 这里也说明下面是每 8 个指针处理一批；
        if bits == 0 {
            i += sys.PtrSize * 8
            continue
        }
        // 8 个指针处理
        for j := 0; j < 8 && i < n; j++ {
            // 
            if bits&1 != 0 {
                // Same work as in scanobject; see comments there.
                // 把对应内存地址里面存储的值取出来
                p := *(*uintptr)(unsafe.Pointer(b + i))
                if p != 0 {
                // 如果是指针，那么就投入扫描队列，置灰色（ greyobject 这个和前面 置灰 是一样的，只是封装的函数略有不同）
                    if obj, span, objIndex := findObject(p, b, i); obj != 0 {
                        greyobject(obj, b, i, span, gcw, objIndex)
                    } else if stk != nil && p >= stk.stack.lo && p < stk.stack.hi {
                        stk.putPtr(p)
                    }
                }
            }
            // bit 位图移去一 bit
            bits >>= 1
            // 内存地址前进一个指针长度（8）
            i += sys.PtrSize
        }
    }
}

抢占调度

golang goroutine 的抢占调度是协商性质的（旁白：抢占只针对文明人，粗鲁人你抢占不了），不过这个是在 golang 1.14 之前的历史了，因为 golang 1.14 实现了真正的抢占，是基于异步信号的抢占，这种就不管协程本身文不文明了。咱们这里说的是 golang 1.13 哈。

总结一句话：系统想让某个 goroutine 自己放弃执行权，会给这个协程设置一个魔数，协程调用函数的时候，会有机会看到这个魔数标识，识别这个魔数标识到了就可以切走 cpu 了。

go 1.13 抢占实现是：

给这个协程设置一个的魔数（ stackguard ），每个函数的入口会比较当前栈寄存器值和 stackguard 值来决定是否触发 morestack 函数，（这是一个抢占调度点）；

a . scang 里面有这么一行代码：gp.stackguard0 = stackPreempt ；

2 . goroutine 协程调用函数的时候，会检查是否需要栈扩容，如果被设置了抢占标示，那么就会调用函数 newstack ；

3 . 在 newstack 里面判断是否是特殊值 stackPreempt ，这种特殊值目的不在于扩容，而在于抢占调度；

在 golang 里面，只要有函数调用，就会有感知抢占的时机，STW 就是基于这个实现的。

`newstack`

newstack 本质上是一个分配 goroutine 栈的函数，位于 src/runtime/stack.go，但是里面有配合抢占调度的逻辑，这部分逻辑是非常重要的；

// src/runtime/stack.go: newstack 

// 如果开启了抢占调度标识
if preempt {
    // g0 栈是系统调度栈，不能抢占；
    if gp == thisg.m.g0 {
        throw("runtime: preempt g0")
    }
    if thisg.m.p == 0 && thisg.m.locks == 0 {
        throw("runtime: g is running but p is not")
    }
    // 下面的逻辑就是和 scang 交互同步的；
    // 设置 Gwaiting 标识，表明 goroutine 在做别的事情，业务程序已经被 block 了
    casgstatus(gp, _Grunning, _Gwaiting)
    if gp.preemptscan {
        // goroutine 设置 Gscan 标识
        for !castogscanstatus(gp, _Gwaiting, _Gscanwaiting) {
            // ...
        }
        if !gp.gcscandone {
            // 调用 scanstack 扫描栈（scang 那边就是在等这里扫描完成）
            gcw := &gp.m.p.ptr().gcw
            scanstack(gp, gcw)
            // 扫描完成
            gp.gcscandone = true
        }
        // 扫描完了，去掉抢占标识
        gp.preemptscan = false
        gp.preempt = false
        // 扫描完了，去除掉 Gscan 标识
        casfrom_Gscanstatus(gp, _Gscanwaiting, _Gwaiting)
        // 扫描完了，goroutine 切换成 Grunning 状态
        casgstatus(gp, _Gwaiting, _Grunning)
        gp.stackguard0 = gp.stack.lo + _StackGuard
        gogo(&gp.sched) // never return
    }
    // ...
}

总结