1.记一次源码追踪分析，源码从Java到JNI，源码再到JVM的源码C++：fileChannel.map()为什么快；源码分析map方法，put方法
2.从HotSpot源码，源码深度解读 park 和 unpark
3.线程池中空闲的源码线程处于什么状态？
4.Go看源码必会知识之unsafe包
5.Go语言源码阅读分析（3）-- unsafe

记一次源码追踪分析，从Java到JNI，源码金龙回头指标源码再到JVM的源码C++：fileChannel.map()为什么快；源码分析map方法，put方法

       前言

       在系统IO相关的源码系统调用有read/write，mmap，源码sendfile等这些。源码

       其中read/write是源码普通的读写，每次都需要将buffer从用户空间拷贝到内核空间；

       而mmap使用的源码是内存映射，会将磁盘文件对应的源码页映射（拷贝）到内核空间的page cache，并记录到用户进程的源码页表中，使得用户空间也可以像操作用户空间一样操作该文件的源码映射，最后再由操作系统来讲该映射（脏页）回写到磁盘；

       sendfile则使用的是零拷贝技术，在mmap的基础上，当发送数据的时候只拷贝fd和offset等元数据信息，而将数据主体直接拷贝至protocol buffer，实现了内核数据零冗余的零拷贝技术

       本文地址：/post//

问题/目的问题1Java中哪些API使用到了mmap问题2怎么知道该API使用到了mmap，如何追踪程序的系统调用目的1源码中分析验证，从Java到JNI，再到C++：fileChannel.map()使用的是系统调用mmap目的2源码验证分析：调用mmapedByteBuffer.put(Byte[])时JVM在搞些什么？mmap比普通的read/write快在哪？揭晓答案1mmap在Java NIO中的体现/使用

       看一个例子

// 1GBpublic static final int _GB = 1**;File file = new File("filename");FileChannel fileChannel = new RandomAccessFile(file, "rw").getChannel();MappedByteBuffer mmapedByteBuffer = fileChannel.map(FileChannel.MapMode.READ_WRITE, 0, _GB);for (int i = 0; i < _GB; i++) { count++;mmapedByteBuffer.put((byte)0);}

       其中fileChannel.map()底层使用的就是系统调用mmap，函数签名为： public abstract MappedByteBuffer map(MapMode mode,long position, long size)throws IOException

答案2程序执行的系统调用追踪/** * @author Tptogiar * @description * @date /5/ - : */public class TestMappedByteBuffer{ public static final int _4kb = 4*;public static final int _GB= 1**;public static void main(String[] args) throws IOException, InterruptedException { // 为了方便在日志中找到本段代码的开始位置和结束位置，这里利用文件io来打开始标记FileInputStream startInput = null;try { startInput = new FileInputStream("start1.txt");startInput.read();} catch (IOException e) { e.printStackTrace();}File file = new File("filename");FileChannel fileChannel = new RandomAccessFile(file, "rw").getChannel();MappedByteBuffer map = fileChannel.map(FileChannel.MapMode.READ_WRITE, 0, _GB); //我们想分析的语句问题2for (int i = 0; i < _GB; i++) { map.put((byte)0); // 下文中需要分析的语句目的2}// 打结束标记FileInputStream endInput = null;try { endInput = new FileInputStream("end.txt");endInput.read();} catch (IOException e) { e.printStackTrace();}}}

       把上面这段代码编译后把“.class”文件拉到linux执行，并用linux上的strace工具记录其系统调用日志，拿到日志文件我们可以在日志中看到以下信息（关于怎么拿到日志可以参照我的博文：无（代写））：

       注：日志有多行，这里只选取我们关注的

// ...// 看到了我们打的开始标志openat(AT_FDCWD, "start1.txt", O_RDONLY) = -1 ENOENT (No such file or directory)// ... // 打开文件，文件描述符fd为6openat(AT_FDCWD, "filename", O_RDWR|O_CREAT, ) = 6// 判断文件状态fstat(6, { st_mode=S_IFREG|, st_size=, ...}) = 0// ... // 判断文件状态fstat(6, { st_mode=S_IFREG|, st_size=, ...}) = 0// 进行内存映射mmap(NULL, , PROT_READ|PROT_WRITE, MAP_SHARED, 6, 0) = 0x7f2fd6cd// ...// 程序退出exit(0)// 看到了我们打的结束标志openat(AT_FDCWD, "end.txt", O_RDONLY) = -1 ENOENT (No such file or directory)

       在上面程序的系统调用日志中我们确实看到了我们打的开始标志，结束标志。在开始标志和结束标志之间我们看到了我们的文件"filename"确实被打开了，文件描述符fd = 6；在打开文件后紧接着又执行了系统调用mmap，这一点我们Java代码一致，这样，我们就验证了我们答案1中的结论，可以开始我们的下文了

源码追踪分析，从Java到JNI，再到JVM的C++目的1寻源之旅：fileChannel.map()

       我们知道我们执行Java代码fileChannel.map()确实会在底层调用系统调用，那怎么在源码中得到验证呢？怎么落脚于源码进行分析呢？下面开始我们的寻源之旅

       FileChannelImpl.map() 注：由于代码较长，这里代码中略去了一些我们不关注的,比如异常捕获等

public MappedByteBuffer map(MapMode mode, long position, long size)throws IOException{ // ...try { // ...synchronized (positionLock) { // ...long mapPosition = position - pagePosition;mapSize = size + pagePosition;try { // ！我们要找的语句就在这！addr = map0(imode, mapPosition, mapSize);} catch (OutOfMemoryError x) { // 如果内存不足，先尝试进行GCSystem.gc();try { Thread.sleep();} catch (InterruptedException y) { Thread.currentThread().interrupt();}try { // 再次试着mmapaddr = map0(imode, mapPosition, mapSize);} catch (OutOfMemoryError y) { // After a second OOME, failthrow new IOException("Map failed", y);}}} // ...} finally { // ...}}

       上面函数源码中真正执行mmap的语句是在addr = map0(imode, mapPosition, mapSize),于是我们寻着这里继续追踪

       FileChannelImpl.map0()

// Creates a new mappingprivate native long map0(int prot, long position, long length)throws IOException;

       可以看到，该方法是一个native方法，所以后面的源码我们需要到这个FileChannelImpl.class对应的fileChannelImpl.c中去看，所以我们需要去找到JDK的源码

       在JDK源码中我们找到fileChannelImpl.c文件

       fileChannelImpl.c 根据JNI的对应规则，我们找到该文件内对应的Java_sun_nio_ch_FileChannelImpl_map0方法，其源码如下：

JNIEXPORT jlong JNICALLJava_sun_nio_ch_FileChannelImpl_map0(JNIEnv *env, jobject this, jint prot, jlong off, jlong len){ void *mapAddress = 0;jobject fdo = (*env)->GetObjectField(env, this, chan_fd);jint fd = fdval(env, fdo);int protections = 0;int flags = 0;if (prot == sun_nio_ch_FileChannelImpl_MAP_RO) { protections = PROT_READ;flags = MAP_SHARED;} else if (prot == sun_nio_ch_FileChannelImpl_MAP_RW) { protections = PROT_WRITE | PROT_READ;flags = MAP_SHARED;} else if (prot == sun_nio_ch_FileChannelImpl_MAP_PV) { protections =PROT_WRITE | PROT_READ;flags = MAP_PRIVATE;}// ！我们要找的语句就在这里！mapAddress = mmap(0,/* Let OS decide location */len,/* Number of bytes to map */protections,/* File permissions */flags,/* Changes are shared */fd, /* File descriptor of mapped file */off); /* Offset into file */if (mapAddress == MAP_FAILED) { if (errno == ENOMEM) { JNU_ThrowOutOfMemoryError(env, "Map failed");return IOS_THROWN;}return handle(env, -1, "Map failed");}return ((jlong) (unsigned long) mapAddress);}

       我们要找的语句就上面代码中的mapAddress = mmap(0,len,protections,flags,fd,off),至于为什么不是直接的mmap，而是mmap，是因为这里的mmap是一个宏，在文件上方有其定义，如下：

#define mmap mmap

       至此，我们就在源码中得到验证了我们问题2中的结论：fileChannelImpl.map()底层使用的是mmap系统调用

目的2寻源之旅：mmapedByteBuffer.put(Byte[ ])

       接着我们来看看当我们调用mmapedByteBuffer.put(Byte[])JVM底层在搞些什么动作

       MappedByteBuffer ?首先我们得知道，当我们执行MappedByteBuffer map = fileChannel.map(FileChannel.MapMode.READ_WRITE, 0, _GB)时，实际返回的纯净版网络源码对象是DirectByteBuffer类的实例，因为MappedByteBuffer为抽象类，且只有DirectByteBuffer继承了它，看下面两图就明白了

       DirectByteBuffer 于是我们找到DirectByteBuffer内的put(Byte[ ])方法

public ByteBuffer put(byte x) { unsafe.putByte(ix(nextPutIndex()), ((x)));return this;}

       可以看到该方法内实际是调用Unsafe类内的putByte方法来实现功能的，所以我们还得去看Unsafe类

       Unsafe.class

public native voidputByte(long address, byte x);

       该方法在Unsafe内是一个native方法，所以所以我们还得去看unsafe.cpp文件内对应的实现

       unsafe.cpp

       在JDK源码中，我们找到unsafe.cpp

       在这份源码内，没有使用JNI内普通加前缀的方法来形成对应关系

       不过我们还是能顺着源码的蛛丝轨迹找到我们要找的方法

       注意到源码中有这样的注册机制，所以我们可以知道我们要找的代码就是上图中标注的代码

       顺藤摸瓜，我们就找到了该方法的定义

UNSAFE_ENTRY(void, Unsafe_SetNative##Type(JNIEnv *env, jobject unsafe, jlong addr, java_type x)) \UnsafeWrapper("Unsafe_SetNative"#Type); \JavaThread* t = JavaThread::current(); \t->set_doing_unsafe_access(true); \void* p = addr_from_java(addr); \*(volatile native_type*)p = x; \t->set_doing_unsafe_access(false); \UNSAFE_END \

       该方法内主要的逻辑语句就是以下两句：

/** * @author Tptogiar * @description * @date /5/ - : */public class TestMappedByteBuffer{ public static final int _4kb = 4*;public static final int _GB= 1**;public static void main(String[] args) throws IOException, InterruptedException { // 为了方便在日志中找到本段代码的开始位置和结束位置，这里利用文件io来打开始标记FileInputStream startInput = null;try { startInput = new FileInputStream("start1.txt");startInput.read();} catch (IOException e) { e.printStackTrace();}File file = new File("filename");FileChannel fileChannel = new RandomAccessFile(file, "rw").getChannel();MappedByteBuffer map = fileChannel.map(FileChannel.MapMode.READ_WRITE, 0, _GB); //我们想分析的语句问题2for (int i = 0; i < _GB; i++) { map.put((byte)0); // 下文中需要分析的语句目的2}// 打结束标记FileInputStream endInput = null;try { endInput = new FileInputStream("end.txt");endInput.read();} catch (IOException e) { e.printStackTrace();}}}0

       至此，我们就知道：其实我们调用mmapedByteBuffer.put(Byte[ ])时，JVM底层并不需要涉及到系统调用（这里也可以用strace工具追踪从而得到验证）。也就是说通过mmap映射的空间在内核空间和用户空间是共享的，我们在用户空间只需要像平时使用用户空间那样就行了————获取地址，设置值，而不涉及用户态，内核态的切换

总结

       fileChannelImpl.map()底层用调用系统函数mmap

       fileChannelImpl.map()返回的其实不是MappedByteBuffer类对象，而是DirectByteBuffer类对象

       在linux上可以通过strace来追踪系统调用

       JNI中“.class”文件内方法与“.cpp”文件内函数的对应关系不止是前缀对应的方法，还可以是注册的方式，这一点的追寻代码的时候有很大帮助

       directByteBuffer.put()方法底层并没有涉及系统调用，也就不需要涉及切态的性能开销(其底层知识执行获取地址，设置值的操作)，所以mmap的性能就比普通读写read/write好

       ...

原文：/post/

从HotSpot源码，深度解读 park 和 unpark

       我最近建立了一个在线自习室（App：番茄ToDO）用于相互监督学习，感兴趣的小伙伴可以加入。自习室加入码：D5A7A

       Java并发包下的类大多基于AQS（AbstractQueuedSynchronizer）框架实现，而AQS线程安全的实现依赖于两个关键类：Unsafe和LockSupport。

       其中，Unsafe主要提供CAS操作（关于CAS，在文章《读懂AtomicInteger源码（多线程专题）》中讲解过），LockSupport主要提供park/unpark操作。实际上，park/unpark操作的最终调用还是基于Unsafe类，因此Unsafe类才是核心。

       Unsafe类的实现是由native关键字说明的，这意味着这个方法是原生函数，是用C/C++语言实现的，并被编译成了DLL，由Java去调用。

       park函数的作用是将当前调用线程阻塞，而unpark函数则是唤醒指定线程。

       park是等待一个许可，unpark是为某线程提供一个许可。如果线程A调用park，除非另一个线程调用unpark(A)给A一个许可，否则线程A将阻塞在park操作上。每次调用一次park，需要有一个unpark来解锁。

       并且，unpark可以先于park调用，但不管unpark先调用多少次，都只提供一个许可，不可叠加。只需要一次park来消费掉unpark带来的许可，再次调用会阻塞。

       在Linux系统下，liunx 源码安装mysqlpark和unpark是通过Posix线程库pthread中的mutex（互斥量）和condition（条件变量）来实现的。

       简单来说，mutex和condition保护了一个叫_counter的信号量。当park时，这个变量被设置为0，当unpark时，这个变量被设置为1。当_counter=0时线程阻塞，当_counter>0时直接设为0并返回。

       每个Java线程都有一个Parker实例，Parker类的部分源码如下：

       由源码可知，Parker类继承于PlatformParker，实际上是用Posix的mutex和condition来实现的。Parker类里的_counter字段，就是用来记录park和unpark是否需要阻塞的标识。

       具体的执行逻辑已经用注释标记在代码中，简要来说，就是检查_counter是不是大于0，如果是，则把_counter设置为0，返回。如果等于零，继续执行，阻塞等待。

       unpark直接设置_counter为1，再unlock mutex返回。如果_counter之前的值是0，则还要调用pthread_cond_signal唤醒在park中等待的线程。源码如下：

       （如果不会下载JVM源码可以后台回复“jdk”，获得下载压缩包）

线程池中空闲的线程处于什么状态？

       一:阻塞状态,线程并没有销毁,也没有得到CPU时间片执行;

       源码追踪:

       for (;;) {

       ...

        workQueue.take();

       ...

       }

       public E take()...{

       ...

       while (count.get() == 0) { / /这里就是任务队列中的消息数量

       notEmpty.await();

       }

       ...

       }

       public final void await()...{

       ...

       LockSupport.park(this);

       ...

       }

       继续往下:

       public static void park(Object blocker) {

       Thread t = Thread.currentThread();

       setBlocker(t, blocker);

       U.park(false, 0L);

       setBlocker(t, null);

       }

       private static final sun.misc.Unsafe U = sun.misc.Unsafe.getUnsafe();

       //线程调用该方法，线程将一直阻塞直到超时，或者是中断条件出现。

       public native void park(boolean isAbsolute, long time);

       上面就是java线程池中阻塞的源码追踪;

       二.对比object的wait()方法:

       @FastNative

       public final native void wait(long timeout, int nanos) throws InterruptedException;

       还有Thread的sleep() 方法:

       @FastNative

       private static native void sleep(Object lock, long millis, int nanos)throws...;

       可见,线程池中使用的阻塞方式并不是Object中的wait(),也不是Thread.sleep() ;

       这3个方法最终实现都是通过c&c++实现的native方法.

       三.在<<Java虚拟机(第二版)>>中,对线程状态有以下介绍:

       .4.3　状态转换

       Java语言定义了5种线程状态，在任意一个时间点，一个线程只能有且只有其中的一种

       状态，这5种状态分别如下。

       1)新建（New）：创建后尚未启动的线程处于这种状态。

       2)运行（Runable）：Runable包括了操作系统线程状态中的Running和Ready，也就是处于此

       状态的线程有可能正在执行，也有可能正在等待着CPU为它分配执行时间。

       3)无限期等待（Waiting）：处于这种状态的线程不会被分配CPU执行时间，它们要等待被

       其他线程显式地唤醒。以下方法会让线程陷入无限期的等待状态：

       ●没有设置Timeout参数的Object.wait（）方法。

       ●没有设置Timeout参数的Thread.join（）方法。

       ●LockSupport.park（）方法。

       4)限期等待（Timed Waiting）：处于这种状态的线程也不会被分配CPU执行时间，不过无

       须等待被其他线程显式地唤醒，在一定时间之后它们会由系统自动唤醒。以下方法会让线程

       进入限期等待状态：

       ●Thread.sleep（）方法。

       ●设置了Timeout参数的Object.wait（）方法。

       ●设置了Timeout参数的Thread.join（）方法。

       ●LockSupport.parkNanos（）方法。

       ●LockSupport.parkUntil（）方法。

       5)阻塞（Blocked）：线程被阻塞了，“阻塞状态”与“等待状态”的区别是：“阻塞状态”在等

       待着获取到一个排他锁，这个事件将在另外一个线程放弃这个锁的ios源码设计模式时候发生；而“等待状

       态”则是在等待一段时间，或者唤醒动作的发生。在程序等待进入同步区域的时候，线程将

       进入这种状态。

       结束（Terminated）：已终止线程的线程状态，线程已经结束执行。

Go看源码必会知识之unsafe包

       前言

       有看源码的朋友应该会发现，Go标准库中大量使用了unsafe.pointer，要想更好的理解源码实现，就要知道unsafe.pointer到底是什么？所以今天就与大家来聊一聊unsafe包。

什么是unsafe

       众所周知，Go语言被设计成一门强类型的静态语言，那么他的类型就不能改变了，静态也是意味着类型检查在运行前就做了。所以在Go语言中是不允许两个指针类型进行转换的，使用过C语言的朋友应该知道这在C语言中是可以实现的，Go中不允许这么使用是处于安全考虑，毕竟强制转型会引起各种各样的麻烦，有时这些麻烦很容易被察觉，有时他们却又隐藏极深，难以察觉。大多数读者可能不明白为什么类型转换是不安全的，这里用C语言举一个简单的例子：

int main(){ double pi = 3.;double *pv = &pi;void *temp = pd;int *p = temp;}

       在标准C语言中，任何非void类型的指针都可以和void类型的指针相互指派，也可以通过void类型指针作为中介，实现不同类型的指针间接相互转换。上面示例中，指针pv指向的空间本是一个双精度数据，占8个字节，但是经过转换后，p指向的是一个4字节的int类型。这种发生内存截断的设计缺陷会在转换后进行内存访问是存在安全隐患。我想这就是Go语言被设计成强类型语言的原因之一吧。

       虽然类型转换是不安全的，但是在一些特殊场景下，使用了它，可以打破Go的类型和内存安全机制，可以绕过类型系统低效，提高运行效率。所以Go标准库中提供了一个unsafe包，之所以叫这个名字，就是不推荐大家使用，但是不是不能用，如果你掌握的特别好，还是可以实践的。

unsafe 实现原理

       在使用之前我们先来看一下unsafe的源码部分，标准库unsafe包中只提供了3``种方法，分别是:

func Sizeof(x ArbitraryType) uintptrfunc Offsetof(x ArbitraryType) uintptrfunc Alignof(x ArbitraryType) uintptr

       Sizeof(x ArbitrayType)方法主要作用是用返回类型x所占据的字节数，但并不包含x所指向的内容的大小，与C语言标准库中的Sizeof()方法功能一样，比如在位机器上，一个指针返回大小就是4字节。

       Offsetof(x ArbitraryType)方法主要作用是返回结构体成员在内存中的位置离结构体起始处(结构体的第一个字段的偏移量都是0)的字节数，即偏移量，我们在注释中看一看到其入参必须是一个结构体，其返回值是一个常量。

       Alignof(x ArbitratyType)的外卖订餐软件源码主要作用是返回一个类型的对齐值，也可以叫做对齐系数或者对齐倍数。对齐值是一个和内存对齐有关的值，合理的内存对齐可以提高内存读写的性能。一般对齐值是2^n，最大不会超过8(受内存对齐影响).获取对齐值还可以使用反射包的函数，也就是说：unsafe.Alignof(x)等价于reflect.TypeOf(x).Align()。对于任意类型的变量x，unsafe.Alignof(x)至少为1。对于struct结构体类型的变量x，计算x每一个字段f的unsafe.Alignof(x，f)，unsafe.Alignof(x)等于其中的最大值。对于array数组类型的变量x，unsafe.Alignof(x)等于构成数组的元素类型的对齐倍数。没有任何字段的空struct{ }和没有任何元素的array占据的内存空间大小为0，不同大小为0的变量可能指向同一块地址。

       细心的朋友会发发现这三个方法返回的都是uintptr类型，这个目的就是可以和unsafe.poniter类型相互转换，因为*T是不能计算偏移量的，也不能进行计算，但是uintptr是可以的，所以可以使用uintptr类型进行计算，这样就可以可以访问特定的内存了，达到对不同的内存读写的目的。三个方法的入参都是ArbitraryType类型，代表着任意类型的意思，同时还提供了一个Pointer指针类型，即像void *一样的通用型指针。

type ArbitraryType inttype Pointer *ArbitraryType// uintptr 是一个整数类型，它足够大，可以存储type uintptr uintptr

       上面说了这么多，可能会有点懵，在这里对三种指针类型做一个总结：

       *T：普通类型指针类型，用于传递对象地址，不能进行指针运算。

       unsafe.poniter：通用指针类型，用于转换不同类型的指针，不能进行指针运算，不能读取内存存储的值(需转换到某一类型的普通指针)

       uintptr：用于指针运算，GC不把uintptr当指针，uintptr无法持有对象。uintptr类型的目标会被回收。

       三者关系就是：unsafe.Pointer是桥梁，可以让任意类型的指针实现相互转换，也可以将任意类型的指针转换为uintptr进行指针运算，也就说uintptr是用来与unsafe.Pointer打配合，用于指针运算。画个图表示一下：

       基本原理就说到这里啦，接下来我们一起来看看如何使用~

unsafe.Pointer基本使用

       我们在上一篇分析atomic.Value源码时，看到atomic/value.go中定义了一个ifaceWords结构，其中typ和data字段类型就是unsafe.Poniter，这里使用unsafe.Poniter类型的原因是传入的值就是interface{ }类型，使用unsafe.Pointer强转成ifaceWords类型，这样可以把类型和值都保存了下来，方便后面的写入类型检查。截取部分代码如下：

// ifaceWords is interface{ } internal representation.type ifaceWords struct { typunsafe.Pointer data unsafe.Pointer}// Load returns the value set by the most recent Store.// It returns nil if there has been no call to Store for this Value.func (v *Value) Load() (x interface{ }) { vp := (*ifaceWords)(unsafe.Pointer(v))for { typ := LoadPointer(&vp.typ) // 读取已经存在值的类型/**..... 中间省略**/// First store completed. Check type and overwrite data.if typ != xp.typ { //当前类型与要存入的类型做对比 panic("sync/atomic: store of inconsistently typed value into Value")}}

       上面就是源码中使用unsafe.Pointer的一个例子，有一天当你准备读源码时，unsafe.pointer的使用到处可见。好啦，接下来我们写一个简单的例子，看看unsafe.Pointer是如何使用的。

func main(){ number := 5 pointer := &number fmt.Printf("number:addr:%p, value:%d\n",pointer,*pointer) floatNumber := (*float)(unsafe.Pointer(pointer)) *floatNumber = *floatNumber + 3 fmt.Printf("float:addr:%p, value:%f\n",floatNumber,*floatNumber)}

       运行结果：

number:addr:0xc, value:5float:addr:0xc, value:3.

       由运行可知使用unsafe.Pointer强制类型转换后指针指向的地址是没有改变，只是类型发生了改变。这个例子本身没什么意义，正常项目中也不会这样使用。

       总结一下基本使用：先把*T类型转换成unsafe.Pointer类型，然后在进行强制转换转成你需要的指针类型即可。

Sizeof、Alignof、Offsetof三个函数的基本使用

       先看一个例子：

type User struct { Name string Age uint Gender bool // 男:true 女：false 就是举个例子别吐槽我这么用。。。。}func func_example(){ // sizeof fmt.Println(unsafe.Sizeof(true)) fmt.Println(unsafe.Sizeof(int8(0))) fmt.Println(unsafe.Sizeof(int())) fmt.Println(unsafe.Sizeof(int())) fmt.Println(unsafe.Sizeof(int())) fmt.Println(unsafe.Sizeof("asong")) fmt.Println(unsafe.Sizeof([]int{ 1,3,4})) // Offsetof user := User{ Name: "Asong", Age: ,Gender: true} userNamePointer := unsafe.Pointer(&user) nNamePointer := (*string)(unsafe.Pointer(userNamePointer)) *nNamePointer = "Golang梦工厂" nAgePointer := (*uint)(unsafe.Pointer(uintptr(userNamePointer) + unsafe.Offsetof(user.Age))) *nAgePointer = nGender := (*bool)(unsafe.Pointer(uintptr(userNamePointer)+unsafe.Offsetof(user.Gender))) *nGender = false fmt.Printf("u.Name: %s, u.Age: %d,u.Gender: %v\n", user.Name, user.Age,user.Gender) // Alignof var b bool var i8 int8 var i int var i int var f float var s string var m map[string]string var p *int fmt.Println(unsafe.Alignof(b)) fmt.Println(unsafe.Alignof(i8)) fmt.Println(unsafe.Alignof(i)) fmt.Println(unsafe.Alignof(i)) fmt.Println(unsafe.Alignof(f)) fmt.Println(unsafe.Alignof(s)) fmt.Println(unsafe.Alignof(m)) fmt.Println(unsafe.Alignof(p))}

       为了省事，把三个函数的使用示例放到了一起，首先看sizeof方法，我们可以知道各个类型所占字节大小，这里重点说一下int类型，Go语言中的int类型的具体大小是跟机器的 CPU位数相关的。如果 CPU 是 位的，那么int就占4字节，如果 CPU是位的，那么 int 就占8 字节，这里我的电脑是位的，所以结果就是8字节。

       然后我们在看Offsetof函数，我想要修改结构体中成员变量，第一个成员变量是不需要进行偏移量计算的，直接取出指针后转换为unsafe.pointer，在强制给他转换成字符串类型的指针值即可。如果要修改其他成员变量，需要进行偏移量计算，才可以对其内存地址修改，所以Offsetof方法就可返回成员变量在结构体中的偏移量，也就是返回结构体初始位置到成员变量之间的字节数。看代码时大家应该要住uintptr的使用，不可以用一个临时变量存储uintptr类型，前面我们提到过用于指针运算，GC不把uintptr当指针，uintptr无法持有对象。uintptr类型的目标会被回收，所以你不知道他什么时候会被GC掉，那样接下来的内存操作会发生什么样的错误，咱也不知道。比如这样一个例子：

// 切记不要这样使用p1 := uintptr(userNamePointer)nAgePointer := (*uint)(unsafe.Pointer(p1 + unsafe.Offsetof(user.Age)))

       最后看一下Alignof函数，主要是获取变量的对齐值，除了int、uintptr这些依赖CPU位数的类型，基本类型的对齐值都是固定的，结构体中对齐值取他的成员对齐值的最大值，结构体的对齐涉及到内存对齐，我们在下面详细介绍。

经典应用：string与[]byte的相互转换

       实现string与byte的转换，正常情况下，我们可能会写出这样的标准转换：

// string to []bytestr1 := "Golang梦工厂"by := []byte(s1)// []byte to stringstr2 := string(by)

       使用这种方式进行转换都会涉及底层数值的拷贝，所以想要实现零拷贝，我们可以使用unsafe.Pointer来实现，通过强转换直接完成指针的指向，从而使string和[]byte指向同一个底层数据。在reflect包中有·string和slice对应的结构体，他们的分别是：

type StringHeader struct { Data uintptr Lenint}type SliceHeader struct { Data uintptr Lenint Capint}

       StringHeader代表的是string运行时的表现形式(SliceHeader同理)，通过对比string和slice运行时的表达可以看出，他们只有一个Cap字段不同，所以他们的内存布局是对齐的，所以可以通过unsafe.Pointer进行转换，因为可以写出如下代码：

func Sizeof(x ArbitraryType) uintptrfunc Offsetof(x ArbitraryType) uintptrfunc Alignof(x ArbitraryType) uintptr0

       上面的代码我们通过重新构造slice header和string header完成了类型转换，其实[]byte转换成string可以省略掉自己构造StringHeader的方式，直接使用强转就可以，因为string的底层也是[]byte，强转会自动构造，省略后的代码如下：

func Sizeof(x ArbitraryType) uintptrfunc Offsetof(x ArbitraryType) uintptrfunc Alignof(x ArbitraryType) uintptr1

       虽然这种方式更高效率，但是不推荐大家使用，前面也提高到了，这要是不安全的，使用当不当会出现极大的隐患，一些严重的情况recover也不能捕获。

内存对齐

       现在计算机中内存空间都是按照byte划分的，从理论上讲似乎对任何类型的变量的访问可以从任何地址开始，但是实际情况是在访问特定类型变量的时候经常在特定的内存地址访问，这就需要各种类型数据按照一定的规则在空间上排列，而不是顺序的一个接一个的排放，这就对齐。

       对齐的作用和原因：CPU访问内存时，并不是逐个字节访问，而是以字长（word size)单位访问。比如位的CPU，字长为4字节，那么CPU访问内存的单位也是4字节。这样设计可以减少CPU访问内存的次数，加大CPU访问内存的吞吐量。假设我们需要读取8个字节的数据，一次读取4个字节那么就只需读取2次就可以。内存对齐对实现变量的原子性操作也是有好处的，每次内存访问都是原子的，如果变量的大小不超过字长，那么内存对齐后，对该变量的访问就是原子的，这个特性在并发场景下至关重要。

       我们来看这样一个例子：

func Sizeof(x ArbitraryType) uintptrfunc Offsetof(x ArbitraryType) uintptrfunc Alignof(x ArbitraryType) uintptr2

       从结果可以看出，字段放置不同的顺序，占用内存也不一样，这就是因为内存对齐影响了struct的大小，所以有时候合理的字段可以减少内存的开销。下面我们就一起来分析一下内存对齐，首先要明白什么是内存对齐的规则，C语言的对齐规则与Go语言一样，所以C语言的对齐规则对Go同样适用：

       对于结构的各个成员，第一个成员位于偏移为0的位置，结构体第一个成员的偏移量（offset）为0，以后每个成员相对于结构体首地址的 offset 都是该成员大小与有效对齐值中较小那个的整数倍，如有需要编译器会在成员之间加上填充字节。

       除了结构成员需要对齐，结构本身也需要对齐，结构的长度必须是编译器默认的对齐长度和成员中最长类型中最小的数据大小的倍数对齐。

       好啦，知道规则了，我们现在来分析一下上面的例子，根据我的mac使用的位CPU,对齐参数是8来分析，int、[]int、string、bool对齐值分别是4、8、8、1，占用内存大小分别是4、、、1，我们先根据第一条对齐规则分析User1：

       第一个字段类型是int，对齐值是4，大小为4，所以放在内存布局中的第一位.

       第二个字段类型是[]int，对齐值是8，大小为，所以他的内存偏移值必须是8的倍数，所以在当前user1中，就不能从第4位开始了，必须从第5位开始，也就偏移量为8。第4,5,6,7位由编译器进行填充，一般为0值，也称之为空洞。第9位到第位为第二个字段B.

       第三个字段类型是string，对齐值是8，大小为，所以他的内存偏移值必须是8的倍数，因为user1前两个字段就已经排到了第位，所以下一位的偏移量正好是，正好是字段C的对齐值的倍数，不用填充，可以直接排列第三个字段，也就是从第位到位第三个字段C.

       第三个字段类型是bool，对齐值是1，大小为1，所以他的内存偏移值必须是1的倍数，因为user1前两个字段就已经排到了第位，所以下一位的偏移量正好是。正好是字段D的对齐值的倍数，不用填充，可以直接排列到第四个字段，也就是从到第位是第三个字段D.

       好了现在第一条内存对齐规则后，内存长度已经为字节，我们开始使用内存的第2条规则进行对齐。根据第二条规则，默认对齐值是8，字段中最大类型程度是，取最小的那一个，所以求出结构体的对齐值是8，我们目前的内存长度是，不是8的倍数，所以需要补齐，所以最终的结果就是，补了7位。

       说了这么多，画个图看一下吧：

       现在你们应该懂了吧，按照这个思路再去分析其他两个struct吧，这里就不再分析了。

       对于内存对齐这里还有一最后需要注意的知识点，空struct不占用任何存储空间，空 struct{ } 大小为 0，作为其他 struct 的字段时，一般不需要内存对齐。但是有一种情况除外：即当 struct{ } 作为结构体最后一个字段时，需要内存对齐。因为如果有指针指向该字段, 返回的地址将在结构体之外，如果此指针一直存活不释放对应的内存，就会有内存泄露的问题（该内存不因结构体释放而释放）。来看一个例子：

func Sizeof(x ArbitraryType) uintptrfunc Offsetof(x ArbitraryType) uintptrfunc Alignof(x ArbitraryType) uintptr3

       简单来说，对于任何占用0大小空间的类型，像struct { }或者[0]byte这些，如果该类型出现在结构体末尾，那么我们就假设它占用1个字节的大小。因此对于test1结构体，他看起来就是这样：`

func Sizeof(x ArbitraryType) uintptrfunc Offsetof(x ArbitraryType) uintptrfunc Alignof(x ArbitraryType) uintptr4

       因此在内存对齐时，最后结构体占用的字节就是8了。

       重点要注意的问题：不要在结构体定义的最后添加零大小的类型

总结

       好啦，终于又到文章的末尾了，我们来简单的总结一下，unsafe 包绕过了 Go 的类型系统，达到直接操作内存的目的，使用它有一定的风险性。但是在某些场景下，使用 unsafe 包提供的函数会提升代码的效率，Go 源码中也是大量使用 unsafe 包。

       unsafe 包定义了 Pointer 和三个函数：

type ArbitraryType inttype Pointer *ArbitraryTypefunc Sizeof(x ArbitraryType) uintptrfunc Offsetof(x ArbitraryType) uintptrfunc Alignof(x ArbitraryType) uintptr

       uintptr 可以和 unsafe.Pointer 进行相互转换，uintptr 可以进行数学运算。这样，通过 uintptr 和 unsafe.Pointer 的结合就解决了 Go 指针不能进行数学运算的限制。通过 unsafe 相关函数，可以获取结构体私有成员的地址，进而对其做进一步的读写操作，突破 Go 的类型安全限制。

       最后我们又学习了内存对齐的知识，这样设计可以减少CPU访问内存的次数，加大CPU访问内存的吞吐量，所以结构体中字段合理的排序可以更节省内存，注意：不要在结构体定义的最后添加零大小的类型。

原文：/post/

       好啦，这篇文章就到这里啦，素质三连（分享、点赞、在看）都是笔者持续创作更多优质内容的动力！

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Go语言源码阅读分析（3）-- unsafe

       Go语言的unsafe包提供了一套打破类型安全限制的操作，但使用时需谨慎，因为它可能导致代码无法移植。包内主要包含unsafe.go文件和一些声明，实际实现和测试用例并未提供。关键内容如下：

       1. Pointer类型：可以转换为任何类型的指针，以及Uintptr类型，这种转换允许直接读写内存，风险极高，需谨慎使用。

        - 可以将任意类型转换为Pointer类型，但转换后不能长于原类型，且要求内存布局一致。例如，将float转换为uint的函数`Floatbits`。

        - Pointer可以转换为uintptr，但这种转换仅用于内存地址的打印，且不能直接从uintptr恢复为Pointer，除非是枚举类型。

       2. 偏移指针：用于访问结构体字段或数组元素，需确保指针不会超出原始对象的内存范围。

       3. syscall调用：在syscall包中，某些函数需要在同一条语句中进行指针到uintptr的转换，以确保指针指向的对象在调用时仍然有效。

       4. reflect包使用：reflect.Value.Pointer和UndafeAddr返回的都是uintptr，应在获取后立即转换为Pointer，避免对象被GC回收。

       5. 反射结构体转换：例如StringHeader和SliceHeader的Data字段，仅在指向活动切片或字符串时有效。

       总之，unsafe包的使用需遵循特定的规则和限制，不当使用可能导致程序不稳定或移植问题。接下来的计划是研究reflect包。