首先提出一些问题:
dispatch_async函数如何实现，分发到主队列和全局队列有什么区别，一定会新建线程执行任务么？dispatch_sync函数如何实现，为什么说 GCD 死锁是队列导致的而不是线程，死锁不是操作系统的概念么？- 信号量是如何实现的，有哪些使用场景？
dispatch_group的等待与通知、dispatch_once如何实现？dispatch_source用来做定时器如何实现，有什么优点和用途？dispatch_suspend和dispatch_resume如何实现，队列的的暂停和计时器的暂停有区别么？
以上问题基本都是对 GCD 常用 API 的追问与思考，深入理解这些问题有助于更好地使用 GCD，比如以下代码的执行结果是什么？
- (void)viewDidLoad {
[super viewDidLoad];
dispatch_queue_t queue = dispatch_queue_create("com.bestswifter.queue", nil);
dispatch_sync(queue, ^{
NSLog(@"current thread = %@", [NSThread currentThread]);
dispatch_sync(dispatch_get_main_queue(), ^{
NSLog(@"current thread = %@", [NSThread currentThread]);
});
});
}以下内容为个人的学习总结，仅供参考，不一定适合新手入门。最好的学习方法还是自己下载一份源码并仔细阅读学习。
文章主要分析了常见 API 的实现原理，因水平所限，不可避免的有理解错误的地方，欢迎指出。如果对具体分析不感兴趣，可以直接跳到文章末尾的“总结”部分。
阅读 GCD 源码之前，需要了解一些相关知识，这样才能在读到源码时不至于一脸懵逼，进而影响理解。
GCD 中对变量的定义大多遵循如下格式:
#define DISPATCH_DECL(name) typedef struct name##_s *name##_t比如说非常常见的 DISPATCH_DECL(dispatch_queue);，它的展开形式是:
typedef struct dispatch_queue_s *dispatch_queue_t;这行代码定义了一个 dispatch_queue_t 类型的指针，指向一个 dispatch_queue_s 类型的结构体。
TSD(Thread-Specific Data) 表示线程私有数据。在 C++ 中，全局变量可以被所有线程访问，局部变量只有函数内部可以访问。而 TSD 的作用就是能够在同一个线程的不同函数中被访问。在不同线程中，虽然名字相同，但是获取到的数据随线程不同而不同。
通常，我们可以利用 POSIX 库提供的 API 来实现 TSD:
int pthread_key_create(pthread_key_t *key, void (*destr_function) (void *))这个函数用来创建一个 key，在线程退出时会将 key 对应的数据传入 destr_function 函数中进行清理。
我们分别使用 get/set 方法来访问/修改 key 对应的数据:
int pthread_setspecific(pthread_key_t key, const void *pointer)
void * pthread_getspecific(pthread_key_t key)在 GCD 中定义了六个 key，根据名字大概能猜出各自的含义:
pthread_key_t dispatch_queue_key;
pthread_key_t dispatch_sema4_key;
pthread_key_t dispatch_cache_key;
pthread_key_t dispatch_io_key;
pthread_key_t dispatch_apply_key;
pthread_key_t dispatch_bcounter_key;这是定义在 internal.h 中的两个宏:
#define fastpath(x) ((typeof(x))__builtin_expect((long)(x), ~0l))
#define slowpath(x) ((typeof(x))__builtin_expect((long)(x), 0l))为了理解所谓的快路径和慢路径，我们需要先学习一点计算机基础知识。比如这段非常简单的代码:
if (x)
return 1;
else
return 39;由于计算机并非一次只读取一条指令，而是读取多条指令，所以在读到 if 语句时也会把 return 1 读取进来。如果 x 为 0，那么会重新读取 return 39，重读指令相对来说比较耗时。
如过 x 有非常大的概率是 0，那么 return 1 这条指令每次不可避免的会被读取，并且实际上几乎没有机会执行， 造成了不必要的指令重读。当然，最简单的优化就是:
if (!x)
return 39;
else
return 1;然而对程序员来说，每次都做这样的判断非常烧脑，而且容易出错。于是 GCC 提供了一个内置函数 __builtin_expect:
long __builtin_expect (long EXP, long C)它的返回值就是整个函数的返回值，参数 C 代表预计的值，表示程序员知道 EXP 的值很可能就是 C。比如上文中的例子可以这样写:
if (__builtin_expect(x, 0))
return 1;
else
return 39;虽然写法逻辑不变，但是编译器会把汇编代码优化成 if(!x) 的形式。
因此，在苹果定义的两个宏中，fastpath(x) 依然返回 x，只是告诉编译器 x 的值一般不为 0，从而编译器可以进行优化。同理，slowpath(x) 表示 x 的值很可能为 0，希望编译器进行优化。
以 dispatch_queue_create 的源码为例:
dispatch_queue_create(const char *label, dispatch_queue_attr_t attr) {
// 省略 label 相关的操作
dispatch_queue_t dq;
dq = _dispatch_alloc(DISPATCH_VTABLE(queue),
sizeof(struct dispatch_queue_s) - DISPATCH_QUEUE_MIN_LABEL_SIZE -
DISPATCH_QUEUE_CACHELINE_PAD + label_len + 1);
_dispatch_queue_init(dq);
if (fastpath(!attr)) {
return dq;
}
if (fastpath(attr == DISPATCH_QUEUE_CONCURRENT)) {
dq->dq_width = UINT32_MAX;
dq->do_targetq = _dispatch_get_root_queue(0, false);
} else {
dispatch_debug_assert(!attr, "Invalid attribute");
}
return dq;
}我们知道创建队列时， attr 属性有三个值可选，nil、DISPATCH_QUEUE_SERIAL(实际上就是 nil) 或 DISPATCH_QUEUE_CONCURRENT。第一个 if 判断中，苹果认为串行队列，或者 NULL 参数更常见，因此 !attr 的值很有可能不为 0，这与上文的结论一致。
第二个判断中，参数几乎有只可能是 DISPATCH_QUEUE_CONCURRENT，因此 attr == DISPATCH_QUEUE_CONCURRENT 这个判断机会不会为 0，依然与 fastpath 的作用一致。
_dispatch_get_root_queue 会获取一个全局队列，它有两个参数，分别表示优先级和是否支持 overcommit。一共有四个优先级，LOW、DEFAULT、HIGH 和 BACKGROUND，因此共有 8 个全局队列。带有 overcommit 的队列表示每当有任务提交时，系统都会新开一个线程处理，这样就不会造成某个线程过载(overcommit)。
这 8 个全局队列的序列号是 4-11，序列号为 1 的队列是主队列，2 是 manager 队列，用来管理 GCD 内部的任务(比如下文介绍的定时器)，3 这个序列号暂时没有使用。队列 的 dq_width 被设置为 UINT32_MAX，表示这些队列不限制并发数。
作为对比，在 _dispatch_queue_init 中，并发数限制为 1，也就是串行队列的默认设置:
static inline void _dispatch_queue_init(dispatch_queue_t dq) {
dq->do_next = DISPATCH_OBJECT_LISTLESS;
dq->do_targetq = _dispatch_get_root_queue(0, true);
dq->dq_running = 0;
dq->dq_width = 1;
}注意这行代码: dq->do_targetq = _dispatch_get_root_queue(0, true);，它涉及到 GCD 队列与 block 的一个重要模型，target_queue。向任何队列中提交的 block，都会被放到它的目标队列中执行，而普通串行队列的目标队列就是一个支持 overcommit 的全局队列，全局队列的底层则是一个线程池。
借用 objc 的文章 中的图片来表示:
直接上函数实现:
dispatch_async(dispatch_queue_t queue, dispatch_block_t block) {
dispatch_async_f(dq, _dispatch_Block_copy(work), _dispatch_call_block_and_release);
}队列其实就是一个用来提交 block 的对象，当 block 提交到队列中后，将按照 “先入先出(FIFO)” 的顺序进行处理。系统在 GCD 的底层会维护一个线程池，用来执行这些 block。
block 参数的类型是 dispatch_block_t，它是一个没有参数，没有返回值的 block:
typedef void (^dispatch_block_t)(void);dispatch_async 的函数很简单，它将 block 复制了一份，然后调用另一个函数 dispatch_async_f:
dispatch_async_f(dispatch_queue_t queue, void *context, dispatch_function_t work);work 参数是一个函数，在实际调用时，会把第二参数 context 作为参数传入，以 _dispatch_call_block_and_release 为例:
void _dispatch_call_block_and_release(void *block) {
void (^b)(void) = block;
b();
Block_release(b);
}省略各种分支后的 dispatch_async_f 函数实现如下:
void dispatch_async_f(dispatch_queue_t dq, void *ctxt, dispatch_function_t func) {
dispatch_continuation_t dc;
if (dq->dq_width == 1) {
return dispatch_barrier_async_f(dq, ctxt, func);
}
dc->do_vtable = (void *)DISPATCH_OBJ_ASYNC_BIT;
dc->dc_func = func;
dc->dc_ctxt = ctxt;
if (dq->do_targetq) {
return _dispatch_async_f2(dq, dc);
}
_dispatch_queue_push(dq, dc);
}可见如果是串行队列 (dq_width = 1)，会调用 dispatch_barrier_async_f 函数处理，这个后文会有介绍。如果有 do_targetq 则进行转发，否则调用 _dispatch_queue_push 入队。
这里的 dispatch_continuation_t 其实是对 block 的封装，然后调用 _dispatch_queue_push 这个宏将封装好的 block 放入队列中。
把这个宏展开，然后依次分析调用栈，选择一条主干调用线，结果如下:
_dispatch_queue_push
└──_dispatch_trace_queue_push
└──_dispatch_queue_push
└──_dispatch_queue_push_slow
└──_dispatch_queue_push_list_slow2
└──_dispatch_wakeup
└──dx_probe队列中保存了一个链表，我们首先将新的 block 添加到链表尾部，然后调用 dx_probe 宏，它依赖于 vtable 数据结构，GCD 中的大部分对象，比如队列等，都具有这个数据结构。它定义了对象在不同操作下该执行的方法，比如在这里的 probe 操作下，实际上会执行 _dispatch_queue_wakeup_global 方法，调用栈如下
_dispatch_queue_wakeup_global
└──_dispatch_queue_wakeup_global2
└──_dispatch_queue_wakeup_global_slow在 _dispatch_queue_wakeup_global_slow 我们见到了熟悉的老朋友，pthread 线程:
static void _dispatch_queue_wakeup_global_slow(dispatch_queue_t dq, unsigned int n) {
// 如果线程池已满，则直接调用 _dispatch_worker_thread
// 否则创建线程池
pthread_t pthr;
while ((r = pthread_create(&pthr, NULL, _dispatch_worker_thread, dq))) {
if (r != EAGAIN) {
(void)dispatch_assume_zero(r);
}
sleep(1);
}
r = pthread_detach(pthr);
(void)dispatch_assume_zero(r);
}由此可见这里确实使用了线程池。创建线程后会执行 _dispatch_worker_thread 回调:
_dispatch_worker_thread
└──_dispatch_worker_thread4
└──_dispatch_continuation_pop在 pop 函数中，我们拿到了最早加入的任务，然后执行:
static inline void _dispatch_continuation_pop(dispatch_object_t dou) {
// ...
_dispatch_client_callout(dc->dc_ctxt, dc->dc_func);
if (dg) {
dispatch_group_leave(dg);
_dispatch_release(dg);
}
}dispatch_async 的实现比较复杂，主要是因为其中的数据结构较多，分支流程控制比较复杂。但思路其实很简单，用链表保存所有提交的 block，然后在底层线程池中，依次取出 block 并执行。
如果熟悉了相关数据结构和调用流程，接下来研究 GCD 的其他 API 就比较轻松了。
同步方法的实现相对来说和异步类似，而且更简单，调用栈如下:
dispatch_sync
└──dispatch_sync_f
└──_dispatch_sync_f2
└──_dispatch_sync_f_slowstatic void _dispatch_sync_f_slow(dispatch_queue_t dq, void *ctxt, dispatch_function_t func) {
_dispatch_thread_semaphore_t sema = _dispatch_get_thread_semaphore();
struct dispatch_sync_slow_s {
DISPATCH_CONTINUATION_HEADER(sync_slow);
} dss = {
.do_vtable = (void*)DISPATCH_OBJ_SYNC_SLOW_BIT,
.dc_ctxt = (void*)sema,
};
_dispatch_queue_push(dq, (void *)&dss);
_dispatch_thread_semaphore_wait(sema);
_dispatch_put_thread_semaphore(sema);
// ...
}这里利用了线程专属信号量，保证了每次只有一个 block 被执行。
这条调用栈有多个分支，如果向当前串行队列提交任务就会走到上述分支，导致死锁。如果是向其它串行队列提交 block，则会利用原子性操作来实现，因此不会有死锁问题。
关于信号量的 API 不多，主要是三个，create、wait 和 signal。
信号量在初始化时要指定 value，随后内部将这个 value 存储起来。实际操作时会存两个 value，一个是当前的 value，一个是记录初始 value。
信号的 wait 和 signal 是互逆的两个操作。如果 value 大于 0，前者将 value 减一，此时如果 value 小于零就一直等待。
初始 value 必须大于等于 0，如果为 0 并随后调用 wait 方法，线程将被阻塞直到别的线程调用了 signal 方法。
首先从这个函数的源码看起:
long dispatch_semaphore_wait(dispatch_semaphore_t dsema, dispatch_time_t timeout) {
long value = dispatch_atomic_dec2o(dsema, dsema_value);
dispatch_atomic_acquire_barrier();
if (fastpath(value >= 0)) {
return 0;
}
return _dispatch_semaphore_wait_slow(dsema, timeout);
}第一行的 dispatch_atomic_dec2o 是一个宏，会调用 GCC 内置的函数 __sync_sub_and_fetch，实现减法的原子性操作。因此这一行的意思是将 dsema 的值减一，并把新的值赋给 value。
如果减一后的 value 大于等于 0 就立刻返回，没有任何操作，否则进入等待状态。
_dispatch_semaphore_wait_slow 函数针对不同的 timeout 参数，分了三种情况考虑:
case DISPATCH_TIME_NOW:
while ((orig = dsema->dsema_value) < 0) {
if (dispatch_atomic_cmpxchg2o(dsema, dsema_value, orig, orig + 1)) {
return KERN_OPERATION_TIMED_OUT;
}
}这种情况下会立刻判断 dsema->dsema_value 与 orig 是否相等。如果 while 判断成立，内部的 if 判断一定也成立，此时会将 value 加一(也就是变为 0) 并返回。加一的原因是为了抵消 wait 函数一开始的减一操作。此时函数调用方会得到返回值 KERN_OPERATION_TIMED_OUT，表示由于等待时间超时而返回。
实际上 while 判断一定会成立，因为如果 value 大于等于 0，在上一个函数 dispatch_semaphore_wait 中就已经返回了。
第二种情况是 DISPATCH_TIME_FOREVER 这个 case:
case DISPATCH_TIME_FOREVER:
do {
kr = semaphore_wait(dsema->dsema_port);
} while (kr == KERN_ABORTED);
break;进入 do-while 循环后会调用系统的 semaphore_wait 方法，KERN_ABORTED 表示调用者被一个与信号量系统无关的原因唤醒。因此一旦发生这种情况，还是要继续等待，直到收到 signal 调用。
在其他情况下(default 分支)，我们指定一个超时时间，这和 DISPATCH_TIME_FOREVER 的处理比较类似，不同的是我们调用了内核提供的 semaphore_timedwait 方法可以指定超时时间。
整个函数的框架如下:
static long _dispatch_semaphore_wait_slow(dispatch_semaphore_t dsema, dispatch_time_t timeout) {
again:
while ((orig = dsema->dsema_sent_ksignals)) {
if (dispatch_atomic_cmpxchg2o(dsema, dsema_sent_ksignals, orig,
orig - 1)) {
return 0;
}
}
switch (timeout) {
default: /* semaphore_timedwait */
case DISPATCH_TIME_NOW: /* KERN_OPERATION_TIMED_OUT */
case DISPATCH_TIME_FOREVER: /* semaphore_wait */
}
goto again;
}可见信号量被唤醒后，会回到最开始的地方，进入 while 循环。这个判断条件一般都会成立，极端情况下由于内核存在 bug，导致 orig 和 dsema_sent_ksignals 不相等，也就是收到虚假 signal 信号时会忽略。
进入 while 循环后，if 判断一定成立，因此返回 0，正如文档所说，返回 0 表示成功，否则表示超时。
这个函数的实现相对来说比较简单，因为它不需要阻塞，只用唤醒。简化版源码如下:
long dispatch_semaphore_signal(dispatch_semaphore_t dsema) {
long value = dispatch_atomic_inc2o(dsema, dsema_value);
if (fastpath(value > 0)) {
return 0;
}
return _dispatch_semaphore_signal_slow(dsema);
}首先会调用原子方法让 value 加一，如果大于零就立刻返回 0，否则返回 _dispatch_semaphore_signal_slow:
long _dispatch_semaphore_signal_slow(dispatch_semaphore_t dsema) {
(void)dispatch_atomic_inc2o(dsema, dsema_sent_ksignals);
_dispatch_semaphore_create_port(&dsema->dsema_port);
kern_return_t kr = semaphore_signal(dsema->dsema_port);
return 1;
}它的作用仅仅是调用内核的 semaphore_signal 函数唤醒信号量，然后返回 1。这也符合文档中的描述:“如果唤醒了线程，返回非 0，否则返回 0”。
有了上面的铺垫，group 是一个非常容易理解的概念，我们先看看如何创建 group:
dispatch_group_t dispatch_group_create(void) {
dispatch_group_t dg = _dispatch_alloc(DISPATCH_VTABLE(group), sizeof(struct dispatch_semaphore_s));
_dispatch_semaphore_init(LONG_MAX, dg);
return dg;
}没错，group 就是一个 value 为 LONG_MAX 的信号量。
它仅仅是 dispatch_group_async_f 的封装:
void dispatch_group_async_f(dispatch_group_t dg, dispatch_queue_t dq, void *ctxt, dispatch_function_t func) {
dispatch_continuation_t dc;
dispatch_group_enter(dg);
dc = _dispatch_continuation_alloc();
dc->do_vtable = (void *)(DISPATCH_OBJ_ASYNC_BIT | DISPATCH_OBJ_GROUP_BIT);
dc->dc_func = func;
dc->dc_ctxt = ctxt;
dc->dc_data = dg;
_dispatch_queue_push(dq, dc);
}这个函数和 dispatch_async_f 的实现高度一致，主要的不同在于调用了 dispatch_group_enter 方法:
void dispatch_group_enter(dispatch_group_t dg) {
dispatch_semaphore_t dsema = (dispatch_semaphore_t)dg;
(void)dispatch_semaphore_wait(dsema, DISPATCH_TIME_FOREVER);
}这个方法也没做什么，就是调用 wait 方法让信号量的 value 减一而已。
这个方法用于等待 group 中所有任务执行完成，可以理解为信号量 wait 的封装:
long dispatch_group_wait(dispatch_group_t dg, dispatch_time_t timeout) {
dispatch_semaphore_t dsema = (dispatch_semaphore_t)dg;
if (dsema->dsema_value == dsema->dsema_orig) {
return 0;
}
if (timeout == 0) {
return KERN_OPERATION_TIMED_OUT;
}
return _dispatch_group_wait_slow(dsema, timeout);
}如果当前 value 和原始 value 相同，表明任务已经全部完成，直接返回 0，如果 timeout 为 0 也会立刻返回，否则调用 _dispatch_group_wait_slow。这个方法等等待部分和 _dispatch_semaphore_signal_slow 几乎一致，区别在于等待结束后它不是 return，而是调用 _dispatch_group_wake 去唤醒这个 group。
static long _dispatch_group_wait_slow(dispatch_semaphore_t dsema, dispatch_time_t timeout) {
again:
_dispatch_group_wake(dsema);
switch (timeout) {/* 三种情况分类 */}
goto again;
}这里我们暂时跳过 _dispatch_group_wake，后面会有详细分析。只要知道这个函数在 group 中所有事件执行完后会被调用即可。
老习惯，这个函数仅仅是封装了 dispatch_group_notify_f:
void dispatch_group_notify_f(dispatch_group_t dg, dispatch_queue_t dq, void *ctxt, void (*func)(void *)) {
dispatch_semaphore_t dsema = (dispatch_semaphore_t)dg;
struct dispatch_sema_notify_s *dsn, *prev;
dsn->dsn_queue = dq;
dsn->dsn_ctxt = ctxt;
dsn->dsn_func = func;
prev = dispatch_atomic_xchg2o(dsema, dsema_notify_tail, dsn);
if (fastpath(prev)) {
prev->dsn_next = dsn;
} else {/* ... */}
}这种结构的代码我们已经遇到多次了，它其实就是在链表的尾部续上新的元素。所以 notify 方法并没有做过多的处理，只是是用链表把所有回调通知保存起来，等待调用。
在介绍 dispatch_async 函数时，我们看到任务在被执行时，还会调用 dispatch_group_leave 函数:
void dispatch_group_leave(dispatch_group_t dg) {
dispatch_semaphore_t dsema = (dispatch_semaphore_t)dg;
long value = dispatch_atomic_inc2o(dsema, dsema_value);
if (slowpath(value == dsema->dsema_orig)) {
(void)_dispatch_group_wake(dsema);
}
}当 group 的 value 变为初始值时，表示所有任务都已执行完，开始调用 _dispatch_group_wake 处理回调。
static long _dispatch_group_wake(dispatch_semaphore_t dsema) {
struct dispatch_sema_notify_s *next, *head, *tail = NULL;
long rval;
head = dispatch_atomic_xchg2o(dsema, dsema_notify_head, NULL);
if (head) {
tail = dispatch_atomic_xchg2o(dsema, dsema_notify_tail, NULL);
}
rval = dispatch_atomic_xchg2o(dsema, dsema_group_waiters, 0);
if (rval) {
_dispatch_semaphore_create_port(&dsema->dsema_waiter_port);
do {
kern_return_t kr = semaphore_signal(dsema->dsema_waiter_port);
} while (--rval);
}
if (head) {
// async group notify blocks
do {
dispatch_async_f(head->dsn_queue, head->dsn_ctxt, head->dsn_func);
next = fastpath(head->dsn_next);
if (!next && head != tail) {
while (!(next = fastpath(head->dsn_next))) {
_dispatch_hardware_pause();
}
}
free(head);
} while ((head = next));
}
return 0;
}这个函数主要分为两部分，首先循环调用 semaphore_signal 告知唤醒当初等待 group 的信号量，因此 dispatch_group_wait 函数得以返回。
然后获取链表，依次调用 dispatch_async_f 异步执行在 notify 函数中注册的回调。
dispatch_once 仅仅是一个包装，内部直接调用了 dispatch_once_f:
void dispatch_once_f(dispatch_once_t *val, void *ctxt, dispatch_function_t func) {
struct _dispatch_once_waiter_s * volatile *vval = (struct _dispatch_once_waiter_s**)val;
struct _dispatch_once_waiter_s dow = { NULL, 0 };
struct _dispatch_once_waiter_s *tail, *tmp;
_dispatch_thread_semaphore_t sema;
if (dispatch_atomic_cmpxchg(vval, NULL, &dow)) {
_dispatch_client_callout(ctxt, func);
tmp = dispatch_atomic_xchg(vval, DISPATCH_ONCE_DONE);
tail = &dow;
while (tail != tmp) {
while (!tmp->dow_next) {
_dispatch_hardware_pause();
}
sema = tmp->dow_sema;
tmp = (struct _dispatch_once_waiter_s*)tmp->dow_next;
_dispatch_thread_semaphore_signal(sema);
}
} else {
dow.dow_sema = _dispatch_get_thread_semaphore();
for (;;) {
tmp = *vval;
if (tmp == DISPATCH_ONCE_DONE) {
break;
}
dispatch_atomic_store_barrier();
if (dispatch_atomic_cmpxchg(vval, tmp, &dow)) {
dow.dow_next = tmp;
_dispatch_thread_semaphore_wait(dow.dow_sema);
}
}
_dispatch_put_thread_semaphore(dow.dow_sema);
}
}这段代码比较长，我们考虑三个场景:
- 第一次调用: 此时外部传进来的 onceToken 还是空指针，所以 vval 为 NULL，if 判断成立。首先执行 block，然后让将 vval 的值设为
DISPATCH_ONCE_DONE表示任务已经完成，同时用 tmp 保存先前的 vval。此时，dow 也为空，因此 while 判断不成立，代码执行结束。 - 同一线程第二次调用: 由于 vval 已经变成了
DISPATCH_ONCE_DONE，因此 if 判断不成立，进入 else 分支的 for 循环。由于 tmp 就是DISPATCH_ONCE_DONE，所以循环退出，没有做任何事。 - 多个线程同时调用: 由于 if 判断中是一个原子性操作，所以必然只有一个线程能进入 if 分支，其他的进入 else 分支。由于其他线程在调用函数时，vval 还不是
DISPATCH_ONCE_DONE，所以进入到 for 循环的后半部分。这里构造了一个链表，链表的每个节点上都调用了信号量的wait方法并阻塞，而在 if 分支中，则会依次遍历所有的节点并调用signal方法，唤醒所有等待中的信号量。
它调用了 dispatch_barrier_async_f 函数，实现原理也和 dispatch_async_f 类似:
void dispatch_barrier_async_f(dispatch_queue_t dq, void *ctxt, dispatch_function_t func) {
dispatch_continuation_t dc;
dc = fastpath(_dispatch_continuation_alloc_cacheonly());
dc->do_vtable = (void *)(DISPATCH_OBJ_ASYNC_BIT | DISPATCH_OBJ_BARRIER_BIT);
dc->dc_func = func;
dc->dc_ctxt = ctxt;
_dispatch_queue_push(dq, dc);
}区别在于 do_vtable 被设置了两个标志位，多了一个 DISPATCH_OBJ_BARRIER_BIT 标记。这个标记在从队列中取出任务时被用到:
static _dispatch_thread_semaphore_t _dispatch_queue_drain(dispatch_queue_t dq) {
while (dq->dq_items_tail) {
/* ... */
if (!DISPATCH_OBJ_IS_VTABLE(dc) && (long)dc->do_vtable & DISPATCH_OBJ_BARRIER_BIT) {
if (dq->dq_running > 1) {
goto out;
}
} else {
_dispatch_continuation_redirect(dq, dc);
continue;
}
}
out:
/* 不完整的 drain，需要清理现场 */
return sema; // 返回空的信号量
}这里原来是一个循环，会拿出所有的任务，依次调用 _dispatch_continuation_redirect，最终并行处理。一旦遇到 DISPATCH_OBJ_BARRIER_BIT 这个标记，就会终止循环。
在 out 标签后面，返回了一个空的信号量，随后方法的调用者会把它单独放入队列，等待下一次执行:
void _dispatch_queue_invoke(dispatch_queue_t dq) {
_dispatch_thread_semaphore_t sema = _dispatch_queue_drain(dq);
if (sema) {
_dispatch_thread_semaphore_signal(sema);
} else if (tq) {
return _dispatch_queue_push(tq, dq);
}
}因此 barrier 方法能等待此前所有任务执行完以后执行 _dispatch_queue_push，同时保证自己执行完以后才执行后续的操作。
source 是一种资源，类似于 生产者/消费者模式中的生产者，而队列则是消费者。当有新的资源(source) 产生时，他们被放到对应的队列上被执行(消费)。
dispatch_source 最常见的用途之一就是用来实现定时器，举一个小例子:
dispatch_source_t timer = dispatch_source_create(DISPATCH_SOURCE_TYPE_TIMER, 0, 0, queue);
dispatch_source_set_timer(timer, dispatch_walltime(NULL, 0), 10*NSEC_PER_SEC, 1*NSEC_PER_SEC); //每10秒触发timer，误差1秒
dispatch_source_set_event_handler(timer, ^{
// 定时器触发时执行的 block
});
dispatch_resume(timer);使用 GCD Timer 的好处在于不依赖 runloop，因此任何线程都可以使用。由于使用了 block，不会忘记避免循环引用。此外，定时器可以自由控制精度，随时修改间隔时间等。
下面从底层源码的角度来研究这几行代码的作用。首先是 dispatch_source_create 函数，它和之前见到的 create 函数都差不多，对 dispatch_source_t 对象做了一些初始化工作:
dispatch_source_t ds = NULL;
ds = _dispatch_alloc(DISPATCH_VTABLE(source), sizeof(struct dispatch_source_s));
_dispatch_queue_init((dispatch_queue_t)ds);
ds->do_suspend_cnt = DISPATCH_OBJECT_SUSPEND_INTERVAL;
ds->do_targetq = &_dispatch_mgr_q;
dispatch_set_target_queue(ds, q);
return ds;这里涉及到两个队列，其中 q 是用户指定的队列，表示事件触发的回调在哪个队列执行。而 _dispatch_mgr_q 则表示由哪个队列来管理这个 source，mgr 是 manager 的缩写，也是上文提到的序列号为 2 的内部队列。
在这个函数中，首先会有参数处理，过滤掉不符合要求的参数。随后创建了 dispatch_set_timer_params 类型的指针 params:
struct dispatch_set_timer_params {
dispatch_source_t ds;
uintptr_t ident;
struct dispatch_timer_source_s values;
};这个 params 负责绑定定时器对象与他的参数(存储在 valus 属性中)，最后调用:
dispatch_barrier_async_f((dispatch_queue_t)ds, params, _dispatch_source_set_timer2);这里是把 source 当做队列来使用，因此实际上是调用了 _dispatch_source_set_timer2(params) 方法:
static void _dispatch_source_set_timer2(void *context) {
// Called on the source queue
struct dispatch_set_timer_params *params = context;
dispatch_suspend(params->ds);
dispatch_barrier_async_f(&_dispatch_mgr_q, params,
_dispatch_source_set_timer3);
}这里首先暂停了队列，避免了修改的过程中定时器被触发。然后在 manager 队列上执行 _dispatch_source_set_timer3(params):
static void _dispatch_source_set_timer3(void *context) {
struct dispatch_set_timer_params *params = context;
dispatch_source_t ds = params->ds;
// ...
_dispatch_timer_list_update(ds);
dispatch_resume(ds);
}_dispatch_timer_list_update 函数的作用是根据下一次触发时间将 timer 排序。
接下来，当初分发到 manager 队列的 block 将要被执行，走到 _dispatch_mgr_invoke 函数，其中有如下代码:
timeoutp = _dispatch_get_next_timer_fire(&timeout);
r = select(FD_SETSIZE, &tmp_rfds, &tmp_wfds, NULL, sel_timeoutp);可见 GCD 的定时器是由系统的 select 方法实现的。
当内层的 manager 队列被唤醒后，还会进一步唤醒外层的队列(当初用户指定的那个)，并在队列上执行 timer 触发时的 block。
GCD 对象的暂停和恢复由 do_suspend_cnt 决定，暂停时通过原子操作将改属性的值加 2，对应的在恢复时通过原子操作将该属性减二。
它有两个默认值:
#define DISPATCH_OBJECT_SUSPEND_LOCK 1u
#define DISPATCH_OBJECT_SUSPEND_INTERVAL 2u在唤醒队列时有如下代码:
void _dispatch_queue_invoke(dispatch_queue_t dq) {
if (!dispatch_atomic_sub2o(dq, do_suspend_cnt, DISPATCH_OBJECT_SUSPEND_LOCK)) {
if (dq->dq_running == 0) {
_dispatch_wakeup(dq); // verify that the queue is idle
}
}
}可见能够唤醒队列的前提是 dq->do_suspend_cnt - 1 = 0，也就是要求 do_suspend_cnt 的值就是 DISPATCH_OBJECT_SUSPEND_LOCK。
观察 8 个全局队列和主队列的定义就会发现，他们的 do_suspend_cnt 值确实为 DISPATCH_OBJECT_SUSPEND_LOCK，因此默认处于启动状态。
而 dispatch_source 的 create 方法中，do_suspend_cnt 的初始值为 DISPATCH_OBJECT_SUSPEND_INTERVAL，因此默认处于暂停状态，需要手动开启。
dispatch_after 其实依赖于定时器的实现，函数内部调用了 dispatch_after_f:
void dispatch_after_f(dispatch_time_t when, dispatch_queue_t queue, void *ctxt, dispatch_function_t func) {
uint64_t delta;
struct _dispatch_after_time_s *datc = NULL;
dispatch_source_t ds;
// 如果延迟为 0，直接调用 dispatch_async
delta = _dispatch_timeout(when);
if (delta == 0) {
return dispatch_async_f(queue, ctxt, func);
}
ds = dispatch_source_create(DISPATCH_SOURCE_TYPE_TIMER, 0, 0, queue);
dispatch_assert(ds);
datc = malloc(sizeof(*datc));
dispatch_assert(datc);
datc->datc_ctxt = ctxt;
datc->datc_func = func;
datc->ds = ds;
dispatch_set_context(ds, datc);
dispatch_source_set_event_handler_f(ds, _dispatch_after_timer_callback);
dispatch_source_set_timer(ds, when, DISPATCH_TIME_FOREVER, 0);
dispatch_resume(ds);
}首先将延迟执行的 block 封装在 _dispatch_after_time_s 这个结构体中，并且作为上下文，与 timer 绑定，然后启动 timer。
到时以后，执行 _dispatch_after_timer_callback 回调，并取出上下文中的 block:
static void _dispatch_after_timer_callback(void *ctxt) {
struct _dispatch_after_time_s *datc = ctxt;
_dispatch_client_callout(datc->datc_ctxt, datc->datc_func);
// 清理工作
}本文主要整理了 GCD 中常见的 API 以及底层的实现原理。对于队列来说，需要理解它的数据结构，转发机制，以及底层的线程池模型。
dispatch_async 会把任务添加到队列的一个链表中，添加完后会唤醒队列，根据 vtable 中的函数指针，调用 wakeup 方法。在 wakeup 方法中，从线程池里取出工作线程(如果没有就新建)，然后在工作线程中取出链表头部指向的 block 并执行。
dispatch_sync 的实现略简单一些，它不涉及线程池(因此一般都在当前线程执行)，而是利用与线程绑定的信号量来实现串行。
分发到不同队列时，代码进入的分支也不一样，比如 dispatch_async 到主队列的任务由 runloop 处理，而分发到其他队列的任务由线程池处理。
在当前串行队列中执行 dispatch_sync 时，由于 dq_running 属性(表示在运行的任务数量) 为 1，所以以下判断成立:
if (slowpath(!dispatch_atomic_cmpxchg2o(dq, dq_running, 0, 1))) {
return _dispatch_barrier_sync_f_slow(dq, ctxt, func);
}在 _dispatch_barrier_sync_f_slow 函数中使用了线程对应的信号量并且调用 wait 方法，从而导致线程死锁。
如果向其它队列同步提交 block，最终进入 _dispatch_barrier_sync_f_invoke，它只是保证了 block 执行的原子性，但没有使用线程对应的信号量。
对于信号量来说，它主要使用 signal 和 wait 这两个接口，底层分别调用了内核提供的方法。在调用 signal 方法后，先将 value 减一，如果大于零立刻返回，否则陷入等待。signal 方法将信号量加一，如果 value 大于零立刻返回，否则说明唤醒了某一个等待线程，此时由系统决定哪个线程的等待方法可以返回。
dispatch_group 的本质就是一个 value 非常大的信号量，等待 group 完成实际上就是等待 value 恢复初始值。而 notify 的作用是将所有注册的回调组装成一个链表，在 dispatch_async 完成时判断 value 是不是恢复初始值，如果是则调用 dispatch_async 异步执行所有注册的回调。
dispatch_once 通过一个静态变量来标记 block 是否已被执行，同时使用信号量确保只有一个线程能执行，执行完 block 后会唤醒其他所有等待的线程。
dispatch_barrier_async 改变了 block 的 vtable 标记位，当它将要被取出执行时，会等待前面的 block 都执行完，然后在下一次循环中被执行。
dispatch_source 可以用来实现定时器。所有的 source 会被提交到用户指定的队列，然后提交到 manager 队列中，按照触发时间排好序。随后找到最近触发的定时器，调用内核的 select 方法等待。等待结束后，依次唤醒 manager 队列和用户指定队列，最终触发一开始设置的回调 block。
GCD 中的对象用 do_suspend_cnt 来表示是否暂停。队列默认处于启动状态，而 dispatch_source 需要手动启动。
dispatch_after 函数依赖于 dispatch_source 定时器，它只是注册了一个定时器，然后在回调函数中执行 block。