自旋锁

综述 在上一篇介绍了linux驱动的调试方法，这一篇介绍一下在驱动编程中会遇到的并发和竟态以及如何处理并发和竞争。 首先什么是并发与竟态呢？并发(concurrency)指的是多个执行单元同时、并行被执行。而并发的执行单元对共享资源(硬件资源和软件上的全局、静态变量)的访问则容易导致竞态(race conditions)。可能导致并发和竟态的情况有： SMP（Symmetric Multi-Processing），对称多处理结构。SMP是一种紧耦合、共享存储的系统模型，它的特点是多个CPU使用共同的系统总线，因此可访问共同的外设和存储器。 中断。中断可 打断正在执行的进程，若中断处理程序访问进程正在访问的资源，则竞态也会发生。中断也可能被新的更高优先级的中断打断，因此，多个中断之间也可能引起并发而导致竞态。 内核进程的抢占。linux是可抢占的，所以一个内核进程可能被另一个高优先级的内核进程抢占。如果两个进程共同访问共享资源，就会出现竟态。 以上三种情况只有SMP是真正意义上的并行，而其他都是宏观上的并行，微观上的串行。但其都会引发对临界共享区的竞争问题。而解决竞态问题的途径是保证对共享资源的互斥访问，即一个执行单元在访问共享资源的时候，其他的执行单元被禁止访问。那么linux内核中如何做到对对共享资源的互斥访问呢？在linux驱动编程中，常用的解决并发与竟态的手段有信号量与互斥锁

1、互斥锁： Mutex属于sleep-waiting类型的锁 。例如在一个双核的机器上有两个线程（线程A和线程B）,它们分别运行在Core0和Core1上。假设线程A想要通过pthread_mutex_lock操作去得到一个临界区的锁，而此时这个锁正被线程B所持有，那么线程A就会被阻塞，Core0会在此时进行上下文切换(Context Switch)将线程A置于等待队列中，此时Core0就可以运行其它的任务而不必进行忙等待。 2、 自旋锁（Spin lock） 自旋锁与互斥锁有点类似，只是自旋锁不会引起调用者睡眠，如果自旋锁已经被别的执行单元保持，调用者就一直循环在那里看是否该自旋锁的保持者已经释放了锁，“自旋锁”的作用 是为了解决某项资源的互斥使用。因为自旋锁不会引起调用者睡眠，所以自旋锁的效率远高于互斥锁。 自旋锁的不足之处 ： 自旋锁一直占用着CPU，他在未获得锁的情况下，一直运行（自旋），所以占用着CPU，如果不能在很短的时间内获得锁，这无疑会使CPU效率降低。 在用自旋锁时有可能造成死锁，当递归调用时有可能造成死锁，调用有些其他函数也可能造成死锁，如 copy_to_user()、copy_from_user()、kmalloc()等。 因此我们要慎重使用自旋锁，自旋锁只有在内核可抢占式或SMP的情况下才真正需要，在单CPU且不可抢占式的内核下，自旋锁的操作为空操作。

在 Linux 系统上，多个进程可以同时运行，以及各种中断发生的中断也在同时得到处理，这种多个上下文宏观上同时运行的情况称为并发。并发具体包括如下几种可能： 1） UP平台上，一个进程正在执行时被另一个进程抢占； 2） UP平台上，一个进程正在执行时发生了中断，内核转而执行中断处理程序； 3） SMP平台上，每个处理器都会发生 UP 平台上的情况； 4） SMP平台上，多个进程或中断同时在多个 CPU 上执行； 多个并发的上下文同时使用同一个资源的情况称为竞态，而可能发生竞态的这一段代码称为临界区。内核编程时的临界区，比较多的情况是： 1） 代码访问了全局变量，并且这段代码可被多个进程执行； 2） 代码访问了全局变量，并且这段代码可被进程执行，也可被中断处理程序执行； 针对上述情况，内核提供了如下手段来解决竟态问题： 1）锁机制： 2）院子操作： 下面会先介绍锁机制。 Linux内核提供了多种锁机制，这些锁机制的区别在于，当获取不到锁时，执行程序是否发生睡眠并进行系统调度。具体包括自旋锁、互斥体、信号量。 一、自旋锁：spinlock_t 自旋锁有两个基本操作：获取与释放。获取自旋锁时，当判断锁的状态为未锁，则会马上加锁，如果已经是锁定的状态，当期执行流程则会执行“忙等待”，中间没有任何的调度操作。也就说执行流程从判断锁的状态到完成加锁，是一个原子操作，在执行上是不可分割的。

作者： 刘洪涛， 华清远见嵌入式学院 高级讲师，ARM公司授权ATC讲师。 关于自旋锁用法介绍的文章，已经有很多，但有些细节的地方点的还不够透。我这里就把我个人认为大家容易有疑问的地方拿出来讨论一下。 一、自旋锁（spinlock）简介 自旋锁在同一时刻只能被最多一个内核任务持有，所以一个时刻只有一个线程允许存在于临界区中。这点可以应用在多处理机器、或运行在单处理器上的抢占式内核中需要的锁定服务。 二、信号量简介 这里也介绍下信号量的概念，因为它的用法和自旋锁有相似的地方。 Linux中的信号量是一种睡眠锁。如果有一个任务试图获得一个已被持有的信号量时，信号量会将其推入等待队列，然后让其睡眠。这时处理器获得自由去执行其它代码。当持有信号量的进程将信号量释放后，在等待队列中的一个任务将被唤醒，从而便可以获得这个信号量。 三、自旋锁和信号量对比 在很多地方自旋锁和信号量可以选择任何一个使用，但也有一些地方只能选择某一种。下面对比一些两者的用法。 表1-1自旋锁和信号量对比 应用场合 信号量or 自旋锁 低开销加锁（临界区执行时间较快） 优先选择 自旋锁 低开销加锁（临界区执行时间较长） 优先选择 信号量 临界区可能包含引起睡眠的代码 不能选自旋锁，可以选择 信号量 临界区位于非进程上下文时，此时不能睡眠 优先选择 自旋锁 ，即使选择信号量也只能用 down_trylock 非阻塞的方式

自旋锁（spinlock）：是指当一个线程在获取锁的时候，如果锁已经被其它线程获取，那么该线程将循环等待，然后不断的判断锁是否能够被成功获取，直到获取到锁才会退出循环。 它是为实现保护共享资源而提出一种锁机制。其实，自旋锁与互斥锁比较类似，它们都是为了解决对某项资源的互斥使用。无论是互斥锁，还是自旋锁，在任何时刻，最多只能有一个保持者，也就说，在任何时刻最多只能有一个执行单元获得锁。但是两者在调度机制上略有不同。对于互斥锁，如果资源已经被占用，资源申请者只能进入睡眠状态。但是自旋锁不会引起调用者睡眠，如果自旋锁已经被别的执行单元保持，调用者就一直循环在那里看是否该自旋锁的保持者已经释放了锁，”自旋”一词就是因此而得名。 来源： https://www.cnblogs.com/macht/p/11949609.html

互斥锁 当有一个线程要访问共享资源（临界资源）之前会对线程访问的这段代码（临界区）进行加锁。如果在加锁之后没释放锁之前其他线程要对临界资源进行访问，则这些线程会被阻塞睡眠，直到解锁，如果解锁时有一个或者多个线程阻塞，那么这些锁上的线程就会变成就绪状态，然后第一个变为就绪状态的线程就会获取资源的使用权，并且再次加锁，其他线程继续阻塞等待。 读写锁 也叫做共享互斥锁，读模式共享，写模式互斥。有点像数据库负载均衡的读写分离模式。它有三种模式：读加锁状态，写加锁状态和不加锁状态。简单来说就是只有一个线程可以占有写模式的读写锁，但是可以有多个线程占用读模式的读写锁。 当写加锁的模式下，任何线程对其进行加锁操作都会被阻塞，直到解锁。 当在读加锁的模式下，任何线程都可以对其进行读加锁的操作，但所有试图进行写加锁操作的线程都会被阻塞。直到所有读线程解锁。但是当读线程太多时，写线程一直被阻塞显然是不对的，所以一个线程想要对其进行写加锁时，就会阻塞读加锁，先让写加锁线程加锁 自旋锁 自旋锁和互斥锁很像，唯一不同的是自旋锁访问加锁资源时，会一直循环的查看是否释放锁。这样要比互斥锁效率高很多，但是只会占用CPU。所以自旋锁适用于多核的CPU。但是还有一个问题是当自旋锁递归调用的时候会造成死锁现象。所以慎重使用自旋锁。 乐观锁 这其实是一种思想，当线程去拿数据的时候，认为别的线程不会修改数据，就不上锁

1，为啥需要自旋锁 很多时候我们并不能采用其他的锁，比如读写锁、互斥锁、信号量等。一方面这些锁会发生上下文切换，他的时间是不可预期的，对于一些简单的、极短的临界区完全是一种性能损耗；另一方面在中断上下文是不允许睡眠的，除了自旋锁以外的其他任何形式的锁都有可能导致睡眠或者进程切换，这是违背了中断的设计初衷，会发生不可预知的错误。基于两点，我们需要自旋锁，他是不可替代的。 2，为啥自旋锁禁止抢占 这一点其实很好理解，当一个 CPU 获取到一把自旋锁之后，开始执行临界区代码，此时假设他的时间片运转完毕，进程调度会主动触发调度将其调走，执行另一个线程/进程，结果恰巧了这个线程/进程也需要用到该自旋锁，而上一个线程/进程还在停留在临界区内未释放锁，导致本进程无法获取到锁而形成死锁，所以自旋锁为了规避此类情形的出现从而直接禁止对已经开始运行的临界区设置禁止抢占标志。 3，为什么临界区禁止睡眠 如果自旋锁锁住以后进入睡眠，而此时又不能进行处理器抢占，内核的调取器无法调取其他进程获得该 CPU，从而导致该 CPU 被挂起；同时该进程也无法自唤醒且一直持有该自旋锁，进一步会导致其他使用该自旋锁的位置出现死锁。 4，spin_lock 系列的分别 每一种锁出现都有自己的原因，spin_lock 系列的锁就是为了解决这一个又一个的问题才会新增的各种自旋锁变种，这也符合现代计算机代码设计逻辑

一、乐观锁 　　乐观锁是一种乐观思想，即认为读多写少，遇到并发写的可能性低，每次去拿数据时都认为别人不会修改，所以不会上锁，但是在更新时会判断一下在此期间别人有没有去更新这个数据，采取在写时先读出当前版本号，然后加锁操作（比较跟上一次的版本号，如果一样则更新），如果失败则要重复读-比较-写操作。 　　Java中的乐观锁基本是通过CAS操作实现的，CAS是一种更新的原子操作，比较当前值跟传入值是否一样，一样则更新，否则失败。 二、悲观锁 　　悲观锁就是悲观思想，即认为写多，遇到并发写的可能性高，每次去拿数据时都认为被人会修改，所以每次在读写数据时都会上锁。这样别人想读写这个数据就会block知道拿到锁。Java中的悲观所就是Synchronized，AQS框架下的锁则是先尝试CAS乐观锁去获取锁，若获取不到时，才会转换为悲观锁，如RetreenLock。 三、Synchronized同步锁 可以把任意一个非null的对象当作锁，它属于独占式的悲观锁，同时属于可重入锁。 作用范围： 　　1）作用于方法时，锁住的是对象的实例（this）； 　　2）作用于静态方法时，锁住的是Class实例，又因为Class的相关数据存储在永久代PermGen（JDK1.8则是metaspace），永久代是全局共享的，因此静态方法相当于类的一个全局锁，会锁所有调用该方法的线程。 　　3

转自： https://www.cnblogs.com/x_wukong/p/8573602.html 转自;https://www.cnblogs.com/aaronLinux/p/5890924.html 自旋锁的初衷 ：在短期间内进行轻量级的锁定。一个被争用的自旋锁使得请求它的线程在等待锁重新可用的期间进行自旋(特别浪费处理器时间)，所以自旋锁不应该被持有时间过长。如果需要长时间锁定的话, 最好使用信号量。 单处理器的自旋锁 ： 首先，自旋锁的目的如果在系统不支持内核抢占时，自旋锁的实现也是空的，因为单核只有一个线程在执行，不会有内核抢占，从而资源也不会被其他线程访问到。 其次，支持内核抢占，由于自旋锁是禁止抢占内核的，所以不会有其他的进程因为等待锁而自旋. 最后，只有在多cpu下，其他的cpu因为等待该cpu释放锁，而处于自旋状态，不停轮询锁的状态。所以这样的话，如果一旦自旋锁内代码执行时间较长，等待该锁的cpu会耗费大量资源，也是不同于信号量和互斥锁的地方。 简单来说，自旋锁在内核中主要用来防止多处理器中并发访问临界区，防止内核抢占造成的竞争。 自旋锁内睡眠禁止睡眠问题 ：如果自旋锁锁住以后进入睡眠，而此时又不能进行处理器抢占(锁住会disable prempt)，其他进程无法获得cpu，这样也不能唤醒睡眠的自旋锁，因此不相应任何操作。 自旋锁为什么广泛用于内核

传统的spinlock 　　Linux的的内核最常见的锁是自旋锁。自旋锁最多只能被一个可执行线程持有。如果一个执行线程试图获得一个被已经持有（争用）的自旋锁，那么该线程就会一直进行忙循环-旋转-等待锁重新可用要是锁未被争用，请求锁的执行线程就可以立即得到它，继续执行。在任意时间，自旋锁都可以防止多于一个的执行线程同时进入临界区。同一个锁可以用在多个位置，例如，对于给定数据的所有访问都可以得到保护和同步。 　　自旋锁在同一时刻至多被一个执行线程持有，所以一个时刻只有一个线程位于临界区内，这就为多处理器机器提供了防止并发访问所需的保护机制。在单处理机器上，编译的时候不会加入自旋锁，仅会被当作一个设置内核抢占机制是否被启用的开关。如果禁止内核抢占，那么在编译时自旋锁就会被剔除出内核。 　　传统的自旋锁本质上用一个整数来表示，值为1代表锁未被占用, 为0或者为负数表示被占用。 　　在 单处理机环境 中可以使用特定的原子级汇编指令 swap 和 test_and_set 实现进程互斥，（Swap指令：交换两个内存单元的内容；test_and_set指令取出内存某一单元(位)的值，然后再给该单元(位)赋一个新值） 这些指令涉及对同一存储单元的两次或两次以上操作，这些操作将在几个指令周期内完成，但由于中断只能发生在两条机器指令之间，而同一指令内的多个指令周期不可中断