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libtask中其实不需要锁，码解因为libtask中协程是码解非抢占式的，不存在竞态条件。码解但是码解libtask还是实现了一套锁的机制。我们看一下这个锁机制的码解实现。首先我们看一下结构体。码解
struct QLock { // 锁持有者 Task *owner; // 等待该锁的码解队列 Tasklist waiting; }; 接着我们看一下锁的操作。
加锁
static int _qlock(QLock *l,码解 int block) { // 锁没有持有者，则置当前协程为持有者，码解直接返回，码解1表示加锁成功 if(l->owner == nil){ l->owner = taskrunning; return 1; } // 非阻塞，码解则直接返回，码解0表示加锁失败 if(!block) return 0; // 插入等待锁队列 addtask(&l->waiting, taskrunning); taskstate("qlock"); // 切换到其他协程 taskswitch(); // 切换回来时，如果持有锁的协程不是当前协程，则异常退出，因为只有持有锁才会被切换回来，见unqlock if(l->owner != taskrunning){ fprint(2, "qlock: owner=%p self=%p oops\n", l->owner, taskrunning); abort(); } return 1; } 如果当前锁没有持有者，则当前协程X就变成锁的持有者，否则把协程X插入等待锁队列中，然后让出cpu，亿华云切换到其他协程。当后续锁被释放并被协程X持有时，协程X就会被唤醒继续持续。加锁可以分为阻塞和非阻塞两种模式。非阻塞就是加锁失败也不会切换协程。
// 阻塞式加锁 void qlock(QLock *l) { _qlock(l, 1); } // 非阻塞式加锁 int canqlock(QLock *l) { return _qlock(l, 0); } 释放锁
接下来我们看一下释放锁的逻辑
// 释放锁 void qunlock(QLock *l) { Task *ready; // 锁并没有持有者，异常退出 if(l->owner == 0){ fprint(2, "qunlock: owner=0\n"); abort(); } // 如果还有协程在等待该锁，则置为持有者，并且从等待队列中删除，然后修改状态为就绪并加入就绪队列 if((l->owner = ready = l->waiting.head) != nil){ deltask(&l->waiting, ready); taskready(ready); } } 当锁被释放时，如果还有协程在等待该锁，则从等待队列中摘取一个节点，然后变成锁的持有者并从等待队列中删除。最后插入就绪队列等待调度。以上是一种互斥锁的实现。下面我们再来看一下读写锁机制，读写锁也是互斥的，但是在某些情况下也可以共享。我们看一下读写锁的数据结构。
struct RWLock { // 正在读的读者个数 int readers; // 当前正在写的写者，只有一个 Task *writer; // 等待读和写的队列 Tasklist rwaiting; Tasklist wwaiting; }; 接着我看一下加锁逻辑。高防服务器
加读锁
// 加读锁 static int _rlock(RWLock *l, int block) { /* 没有正在写并且没有等待写，则加锁成功，并且读者数加一 */ if(l->writer == nil && l->wwaiting.head == nil){ l->readers++; return 1; } // 非阻塞则直接返回 if(!block) return 0; // 插入等待读队列 addtask(&l->rwaiting, taskrunning); taskstate("rlock"); // 切换上下文 taskswitch(); // 切换回来了，说明加锁成功 return 1; } 当且仅当没有正在写的写者和等待写的写者时，才能加读锁成功，否则根据加锁模式进行下一步处理，直接返回加锁失败或者插入等待队列，然后切换到其他协程。我们看到当有一个等待写的协程时(l->wwaiting.head != nil)，则后续的读者就无法加锁成功，而是被插入等待队列，否则可能会引起写者饥饿。
加写锁
// 加写锁 static int _wlock(RWLock *l, int block) { // 没有正在写并且没有正在读，则加锁成功，并置写者为当前协程 if(l->writer == nil && l->readers == 0){ l->writer = taskrunning; return 1; } // 非阻塞则直接返回 if(!block) return 0; // 加入等待写队列 addtask(&l->wwaiting, taskrunning); taskstate("wlock"); // 切换 taskswitch(); // 切换回来说明拿到锁了 return 1; } 当且仅当没有正在写的写者和没有正在读的读者时，才能加写锁成功。否则类似加读锁一样处理。
释放读锁
// 释放读锁 void runlock(RWLock *l) { Task *t; // 读者减一，如果等于0并且有等待写的协程，则队列第一个协程持有该锁 if(--l->readers == 0 && (t = l->wwaiting.head) != nil){ deltask(&l->wwaiting, t); l->writer = t; taskready(t); } } 持有读锁，说明当前肯定没有正在写的写者，但是可能有等待写的写者和等待读的云服务器读者(因为有等待写的写者导致无法加锁成功)。当释放读锁时，如果还有其他读者，则其他读者可以继续持有锁，因为读者可以共享读锁，而写者保持原来状态。如果这时候没有读者但是有等待写的写者，则从队列中选择第一个节点成为锁的持有者，其他的写者则继续等待，因为写者不能共享写锁。
释放写锁
// 释放写锁 void wunlock(RWLock *l) { Task *t; // 没有正在写，异常退出 if(l->writer == nil){ fprint(2, "wunlock: not locked\n"); abort(); } // 置空，没有协程正在写 l->writer = nil; // 有正在读，异常退出，写的时候，是无法读的 if(l->readers != 0){ fprint(2, "wunlock: readers\n"); abort(); } // 释放写锁时，优先让读者持有锁，因为读者可以共享持有锁，提高并发 // 读可以共享，把等待读的协程都加入就绪队列，并持有锁 while((t = l->rwaiting.head) != nil){ deltask(&l->rwaiting, t); l->readers++; taskready(t); } // 释放写锁时，如果又没有读者，并且有等待写的协程，则队列的第一个等待写的协程持有锁 if(l->readers == 0 && (t = l->wwaiting.head) != nil){ deltask(&l->wwaiting, t); l->writer = t; taskready(t); } } 持有写锁，可能有等待写的写者和等待读的读者。这里是读者优先持有锁，因为读者可以共享持有锁，提高并发，如果没有读者，则再判断写者。
总结：单纯的互斥锁是比较简单的，读写锁就相对复杂一点，主要是要根据读锁和写锁的特性制定一些策略，比如避免饥饿问题。libtask的方式是，加写锁的时候，当无法持有锁的时候，申请者就会被插入等待等待队列。这个是没有什么好说的，加读者的时候，情况就复杂了点，如果这时候有读者正在持有锁，理论上，申请者也可以持有锁，因为读锁是共享的，但是单纯这样处理的话，可能会导致等待写的写者一直拿不到锁，所以这里需要判断是否有等待写的写者，如果有则当前申请者则不能再持有读锁，而是要加入等待队列。那么在释放锁的时候，当释放读锁时，优先让等待写的写者持有锁，再到等待读的读者持有锁。同样，当释放写锁时，优先让读者持有锁，这样就能比较好地平衡读者和写者持有锁的机会。