golang中的锁是通过CAS原子操作实现的，Mutex结构如下：
type Mutex struct {
state int32
sema uint32
}
//state表示锁当前状态，每个位都有意义，零值表示未上锁
//sema用做信号量，通过PV操作从等待队列中阻塞/唤醒goroutine，等待锁的goroutine会挂到等待队列中，并且陷入睡眠不被调度，unlock锁时才唤醒。具体在sync/mutex.go Lock函数实现中。
插播一下sema
虽然在Mutex中就是一个整形字段，但是它是很重要的一环，这个字段就是用于信号量管理goroutine的睡眠和唤醒的。
sema具体实现还没详看，这里大概分析下功能，注意不准确！！
首先sema为goroutine的“调度”提供了一种实现，可以让goroutine阻塞和唤醒
信号量申请资源在runtime/sema.go中semacquire1
信号量释放资源在semrelease1中
首先sema中，一个semaRoot结构和一个全局semtable变量，一个semaRoot用于一个信号量的PV操作(猜测与goroutine调度模型MGP有关，一个Processor挂多个goroutine，对于一个processor下的多个goroutine的需要一个信号量来管理，当然需要一个轻量的锁在goroutine的状态转换时加锁，即下面的lock结构，这个锁与Mutex中的锁不相同的，是sema中自己实现的)，多个semaRoot的分配和查找就通过全局变量semtable来管理
type semaRoot struct {
lock mutex
treap *sudog // root of balanced tree of unique waiters.
nwait uint32 // Number of waiters. Read w/o the lock.
}
var semtable [semTabSize]struct {
root semaRoot
pad [cpu.CacheLinePadSize - unsafe.Sizeof(semaRoot{})]byte
}
1 让当前goroutine睡眠阻塞是通过goparkunlock实现的，在semacquire1中这样调用：
1） root := semroot(addr)
semroot中是通过信号量地址找到semaRoot结构
2） 略过一段..... 直接到使当前goroutine睡眠位置
首先lock(&root.lock)上锁
然后调用root.queue()让当前goroutine进入等待队列(注意一个信号量管理多个goroutine，goroutine睡眠前，本身的详细信息就要保存起来，放到队列中，也就是在挂到了semaRoot结构的treap上，看注释队列是用平衡树实现的？)
3）调用goparkunlock(&root.lock, waitReasonSemacquire, traceEvGoBlockSync, 4)
最后会调用到gopark，gopark会让系统重新执行一次调度，在重新调度之前，会将当前goroutine，即G对象状态置为sleep状态，不再被调度直到被唤醒，然后unlock锁，这个函数给了系统一个机会，将代码执行权限转交给runtime调度器，runtime会去调度别的goroutine。
2 既然阻塞，就需要有唤醒的机制
唤醒机制是通过semtable结构
sema.go并非专门为mutex锁中的设计的，在mutex中使用的话，是在其它goroutine释放Mutex时，调用的semrelease1，从队列中唤醒goroutine执行。详细没看。
不过根据分析，Mutex是互斥锁，Mutex中的信号量应该是二值信号量，只有0和1。在Mutex中调用Lock，假如执行到semacquire1，从中判断信号量如果为0，就让当前goroutine睡眠，
func cansemacquire(addr *uint32) bool {
for {
v := atomic.Load(addr)
if v == 0 {
return false
}
if atomic.Cas(addr, v, v-1) {
return true
}
}
}
如果不断有goroutine尝试获取Mutex锁，都会判断到信号量为0，会不断有goroutine陷入睡眠状态。只有当unlock时，信号量才会+1，当然不能重复执行unlock，所以这个信号量应该只为0和1。
大概分析了下sema，转回到Mutex中来。
上面说了sema字段的作用，state字段在Mutex中是更为核心的字段，标识了当前锁的一个状态。
state |31|30|....| 2 | 1 | 0 |
| | | 第0位表示当前被加锁，0，unlock, 1 locked
| | 是否有goroutine已被唤醒，0 唤醒， 1 没有
| 这一位表示当前Mutex处于什么模式，两种模式，0 Normal 1 Starving
第三位表示尝试Lock这个锁而等待的goroutine的个数
先解释下Mutex的normal和starving两种模式，代码中关于Mutex的注释如下
两种模式是为了锁的公平性而实现，摘取网上的一段翻译：
http://blog.51cto.com/qiangmzsx/2134786
互斥量可分为两种操作模式:正常和饥饿。
在正常模式下，等待的goroutines按照FIFO（先进先出）顺序排队，但是goroutine被唤醒之后并不能立即得到mutex锁，它需要与新到达的goroutine争夺mutex锁。
因为新到达的goroutine已经在CPU上运行了，所以被唤醒的goroutine很大概率是争夺mutex锁是失败的。出现这样的情况时候，被唤醒的goroutine需要排队在队列的前面。
如果被唤醒的goroutine有超过1ms没有获取到mutex锁，那么它就会变为饥饿模式。
在饥饿模式中，mutex锁直接从解锁的goroutine交给队列前面的goroutine。新达到的goroutine也不会去争夺mutex锁（即使没有锁，也不能去自旋），而是到等待队列尾部排队。
在饥饿模式下，有一个goroutine获取到mutex锁了，如果它满足下条件中的任意一个，mutex将会切换回去正常模式：
1. 是等待队列中的最后一个goroutine
2. 它的等待时间不超过1ms。
正常模式有更好的性能，因为goroutine可以连续多次获得mutex锁；
饥饿模式对于预防队列尾部goroutine一致无法获取mutex锁的问题。
具体实现如下：
在Lock函数中
// Fast path: grab unlocked mutex.
// 1 使用原子操作修改锁状态为locked
if
atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, 0, mutexLocked) {
if race.Enabled {
race.Acquire(unsafe.Pointer(m))
}
return
}
Mutex多个goroutine在任何时机都会尝试去获取，Mutex的state又实时在变化，各种场景有点多，这里挑典型的来说。
1） 假设当前mutex处于初始状态，即m.state=0，那么当前goroutine会在这里会直接获取到锁，m.state变为locked，
则m.state = 00...001 上锁了，Not Woken, normal状态。
运气好，一来就获取到，就跟上面说的一样，来时就在cpu里，又赶上锁没人占，天生自带光环，呵呵。
Lock结束return
如果这个goroutine不释放锁，那么然后再来一个goroutine就锁不上了，进入第二步
2） 紧接着一个for循环，大概就是尝试获取锁，求而不得，就睡一会吧，等着被叫醒，醒了看看是不是等的时间太长饿了，饿了就进入starving，starving就会被优先调度了，没有那运气，就只能等了。
var waitStartTime int64
starving := false
awoke := false
iter := 0
old := m.state //刚才已经设置m.state=001，old也为001
for {
// Don't spin in starvation mode, ownership is handed off to waiters
// so we won't be able to acquire the mutex anyway.
// old=001，锁着呢
// 然后runtime_canSpin看看能不能自旋啊，就是看传进来的iter，每次循环都是自增
// 自旋条件：多核，GOMAXPROCS>1，至少有另外一个运行的P并且本地队列不空。或许是害怕单核自旋，程序都停了。另外最多自旋4次，iter为4时不会再进if
我们这里考虑多核的情况，会进if
// old在每次if中会重新获取，这里自旋的目的就是等待锁释放，当前占用cpu的goroutine就可以占了，go里面总是尽量让在cpu中的goroutine占用锁
if old&(mutexLocked|mutexStarving) == mutexLocked && runtime_canSpin(iter) {
// Active spinning makes sense.
// Try to set mutexWoken flag to inform Unlock
// to not wake other blocked goroutines.
// 当前awoke为false，但是没有goroutine在等待，那么unlock时，没必要唤醒队列goroutine。
if !awoke && old&mutexWoken == 0 && old>>mutexWaiterShift != 0 &&
atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, old|mutexWoken) {
awoke = true
}
runtime_doSpin() //自旋，执行没用的指令30次
iter++
old = m.state //old重新获取一次state值，如果有其它goroutine释放了，那么下次循环就不进if了
continue //自旋完再循环一次
}
//if出来后，会有两种情况
2.1）其它goroutine unlock了，上面if判断非Locked跳出，此时 m.state=000, old=000, awoke=false, 没有goroutine在等待，这是最简单的情况了
new := old
//new=000, old=000, m.state=000, awoke=false，这里初始化new，后面要设置锁状态，m.state设置为new
// Don't try to acquire starving mutex, new arriving goroutines must queue.
if old&mutexStarving == 0 {
//new=000, 当前锁并不是starving模式，正在运行的goroutine要占用这个锁，如果是starving模式，当前的goroutine要去排队，把锁让给队列中快饿死的兄弟
new |= mutexLocked
//new=001， 要上锁
}
if old&(mutexLocked|mutexStarving) != 0 {
//old=000, 当前正在跑的这个goroutine要占锁，不会进队列， new=001
new += 1 << mutexWaiterShift
}
// The current goroutine switches mutex to starvation mode.
// But if the mutex is currently unlocked, don't do the switch.
// Unlock expects that starving mutex has waiters, which will not
// be true in this case.
if starving && old&mutexLocked != 0 {
//starving=false，只有goroutine在unlock唤醒后，发现等待时间过长，starving才设置为true，因为队列中其它的goroutine都等的有点长了，所以在锁可用时，优先给队列中的goroutine。这个逻辑在后面，当前不进这个if，new=001
new |= mutexStarving
}
if awoke {
//awoke为false，不去唤醒等待队列， new仍为001
// The goroutine has been woken from sleep,
// so we need to reset the flag in either case.
if new&mutexWoken == 0 {
throw("sync: inconsistent mutex state")
}
new &^= mutexWoken
}
至此new初始化完毕，new=001，要去更改Mutex的锁状态，真正独占锁了
//保险起见，以防在new设置过程中，有其它goroutine更改了锁状态，原子性的设置当前锁状态为new=001，这里就是上锁
if
atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {
if old&(mutexLocked|mutexStarving) == 0 {
//old=000，直接break，因为上面是将m.state置为上锁，已经成功了，至此后面逻辑不走了
break // locked the mutex with CAS
//回头看2.1，我们如果是自旋次数够了跳出呢？如2.2逻辑
}
// If we were already waiting before, queue at the front of the queue.
queueLifo := waitStartTime != 0
if waitStartTime == 0 {
waitStartTime = runtime_nanotime()
}
runtime_SemacquireMutex(&m.sema, queueLifo)
starving = starving || runtime_nanotime()-waitStartTime > starvationThresholdNs
old = m.state
if old&mutexStarving != 0 {
// If this goroutine was woken and mutex is in starvation mode,
// ownership was handed off to us but mutex is in somewhat
// inconsistent state: mutexLocked is not set and we are still
// accounted as waiter. Fix that.
if old&(mutexLocked|mutexWoken) != 0 || old>>mutexWaiterShift == 0 {
throw("sync: inconsistent mutex state")
}
delta := int32(mutexLocked - 1<<mutexWaiterShift)
if !starving || old>>mutexWaiterShift == 1 {
// Exit starvation mode.
// Critical to do it here and consider wait time.
// Starvation mode is so inefficient, that two goroutines
// can go lock-step infinitely once they switch mutex
// to starvation mode.
delta -= mutexStarving
}
atomic.AddInt32(&m.state, delta)
break
}
awoke = true
iter = 0
} else {
old = m.state
}
2.2）new := old, 此时new=001, old=001, m.state=001, awoke=false （awoke在if中设置为true的情况就不讨论了，太多了。。。。)
// Don't try to acquire starving mutex, new arriving goroutines must queue.
if old&mutexStarving == 0 {
new |= mutexLocked
//new=001
}
if old&(mutexLocked|mutexStarving) != 0 {
//old=001, 当前跑的这个goroutine要进队列，new的第3位到第31位表示队列中goroutine数量，这里+1
new += 1 << mutexWaiterShift
//new=1001
}
// The current goroutine switches mutex to starvation mode.
// But if the mutex is currently unlocked, don't do the switch.
// Unlock expects that starving mutex has waiters, which will not
// be true in this case.
if starving && old&mutexLocked != 0 {
//starving=false，并不需要进入starving模式
new |= mutexStarving
}
if awoke {
//awoke=false
// The goroutine has been woken from sleep,
// so we need to reset the flag in either case.
if new&mutexWoken == 0 {
throw("sync: inconsistent mutex state")
}
new &^= mutexWoken
}
new初始化为1001， old=001
if
atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {
if old&(mutexLocked|mutexStarving) == 0 {
//old=001，这里不会break，因为当前的goroutine拿不到锁需要阻塞睡眠
break // locked the mutex with CAS
}
// If we were already waiting before, queue at the front of the queue.
queueLifo := waitStartTime != 0
//判断当前goroutine是不是for循环第一次走到这里，是的话，waitStartTime=0
if waitStartTime == 0 { //queueLifo的true还是false决定了goroutine入队列时，是排队还是插到队头
waitStartTime = runtime_nanotime()
}
runtime_SemacquireMutex(&m.sema, queueLifo)
//当前goroutine入等待队列, 跳到 “注脚1”，更多说明。此时goroutine会阻塞在这，锁释放，如果在队头，才会被唤醒。
starving = starving || runtime_nanotime()-waitStartTime > starvationThresholdNs
//唤醒时判断是否等待时间过长，超过了1ms，就设置starving为true，“注脚2”更多说明
old = m.state
if old&mutexStarving != 0 {
// If this goroutine was woken and mutex is in starvation mode,
// ownership was handed off to us but mutex is in somewhat
// inconsistent state: mutexLocked is not set and we are still
// accounted as waiter. Fix that.
if old&(mutexLocked|mutexWoken) != 0 || old>>mutexWaiterShift == 0 {
throw("sync: inconsistent mutex state")
}
delta := int32(mutexLocked - 1<<mutexWaiterShift)
if !starving || old>>mutexWaiterShift == 1 {
// Exit starvation mode.
// Critical to do it here and consider wait time.
// Starvation mode is so inefficient, that two goroutines
// can go lock-step infinitely once they switch mutex
// to starvation mode.
delta -= mutexStarving
}
atomic.AddInt32(&m.state, delta)
break
}
awoke = true
iter = 0
} else {
old = m.state
}
注脚1 这的runtime_SemacquireMutex是对上面说的sema.go中semacquire1的简单封装，里面最后会调用goPark让当前goroutine让出执行权限给runtime，同时设置当前goroutine为睡眠状态，不参与调度(表现在程序上，就是阻在那了)。
注脚2 1） 这也分两种情况，如果没有超1ms，starving=false
old = m.state //当前肯定是unlock了，当前goroutine才被唤醒了，所以old至少为000，我们假定为000
if old&mutexStarving != 0 //old不是starving模式，不进if
awoke = true //充置awoke和iter，重新走循环
iter = 0
///////////////////////////
下次循环中，最后会设置new=001，当前goroutine被唤醒，加锁1，不是starving状态。
最后会在下面这break，跳出Lock函数
if
atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {
if old&(mutexLocked|mutexStarving) == 0 {
break // locked the mutex with CAS
}
2）如果超了1ms，straving = true
old = m.state //当前肯定是unlock了，当前goroutine才被唤醒了，所以old至少为000，我们假定为000
if old&mutexStarving != 0 //old不是starving模式，不进if
awoke = true //充置awoke和iter，重新走循环
iter = 0
///////////////////////////
下次循环 new=101， 锁处于starving模式，当前goroutine被唤醒，已加锁
二 如果处于starving会有什么影响？主要提现在Unlock函数中
// Fast path: drop lock bit.
//先清掉lock位，假设最简单的情况，其它位都为0，则m.state=000, new=000
new := atomic.AddInt32(&m.state, -mutexLocked)
if (new+mutexLocked)&mutexLocked == 0 {
throw("sync: unlock of unlocked mutex")
}
//这里就是starving模式的影响，如果处于starving模式，那么直接走else，从队列头部唤醒一个goroutine。
if new&mutexStarving == 0 {
old := new
//old = 000
for {
// If there are no waiters or a goroutine has already
// been woken or grabbed the lock, no need to wake anyone.
// In starvation mode ownership is directly handed off from unlocking
// goroutine to the next waiter. We are not part of this chain,
// since we did not observe mutexStarving when we unlocked the mutex above.
// So get off the way.
//如果队列中没有等待的goroutine或者有goroutine已经被唤醒并且抢占了锁(这种情况就如lock中，正好处在cpu中的goroutine在自旋，正好在unlock后，马上抢占了锁)，那么就不需要wake等待队列了。
if old>>mutexWaiterShift == 0 || old&(mutexLocked|mutexWoken|mutexStarving) != 0 {
return
}
//如果队列中有等着的，并且也没有处在cpu中的goroutine去自旋获取锁，那么就抓住机会从等待队列中唤醒一个goroutine。
// Grab the right to wake someone.
new = (old - 1<<mutexWaiterShift) | mutexWoken
if
atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) {
runtime_Semrelease(&m.sema, false)
return
}
old = m.state
}
} else {
// Starving mode: handoff mutex ownership to the next waiter.
// Note: mutexLocked is not set, the waiter will set it after wakeup.
// But mutex is still considered locked if mutexStarving is set,
// so new coming goroutines won't acquire it.
//starving模式，直接从队列头取goroutine唤醒。上面lock函数中没有分析runtime_SemacquireMutex(&m.sema, queueLifo)阻塞被唤醒后，如果lock处于是starving模式，会怎么样，这里分析一下，注脚3
runtime_Semrelease(&m.sema, true)
}
注脚3 首先在unlock函数开头即使清了lock位，cpu中的goroutine也不能获取到锁(因为判断m.state的starving位是饥饿模式，只能队列中等待的goroutine取获取锁，所以cpu中的goroutine会进入等待队列)，那么在unlock函数中runtime_Semrelease(&m.sema, true)时，会唤醒队列中一个睡眠的goroutine。
回到lock函数中，此时m.state应为100
runtime_SemacquireMutex(&m.sema, queueLifo)
//在这被唤醒
starving = starving || runtime_nanotime()-waitStartTime > starvationThresholdNs
old = m.state
//old = 100
if old&mutexStarving != 0 {
//lock处于starving中
// If this goroutine was woken and mutex is in starvation mode,
// ownership was handed off to us but mutex is in somewhat
// inconsistent state: mutexLocked is not set and we are still
// accounted as waiter. Fix that.
if old&(mutexLocked|mutexWoken) != 0 || old>>mutexWaiterShift == 0 {
throw("sync: inconsistent mutex state")
}
delta := int32(mutexLocked - 1<<mutexWaiterShift)
//先将当前等待队列减一个
if !starving || old>>mutexWaiterShift == 1 {
//如果当前队列空了，就把starving清0了
// Exit starvation mode.
// Critical to do it here and consider wait time.
// Starvation mode is so inefficient, that two goroutines
// can go lock-step infinitely once they switch mutex
// to starvation mode.
delta -= mutexStarving
}
atomic.AddInt32(&m.state, delta)
//加锁跳出
break
}
总结：这里只简单说了下互斥锁，另外还有读写锁，不做赘述。互斥锁是在原子操作atomic之上实现的，后面会再详细写下原子操作。
这里先说几个有意思的问题，答案不一定正确，希望大佬指正。
1 一个全局int变量，多核中一个goroutine读，一个写，没有更多操作，需不需要做原子操作。
应该是不需要加的，intel P6处理器在硬件层面上是支持32位变量的load和store的原子性的。另外编译器对于变量的读或写也不会编译成多条指令。
2 一个全局int变量i, 对于多核，两个协程都同时执行i++，需要原子操作吗？
需要的，对于i++，是典型的读改写操作，对于这样的操作，需要CAS原子操作保证原子性。
3 对于一个map，写加原子操作，读要不要加
如果只是读或者写，并且值类型是整形的，应该是不需要atomic原子操作的，这里的意思是对于整形，不会出现写一半，或者读一半的情况，但是不可避免的，会出现这种情况，goroutine1对map写入1，goroutine2读到1，在处理的过程中，goroutine1又重新赋值。