自旋锁 linux，linux版软件网站

大家好，如果您还对自旋锁 linux不太了解，没有关系，今天就由本站为大家分享自旋锁 linux的知识，包括linux版软件网站的问题都会给大家分析到，还望可以解决大家的问题，下面我们就开始吧！

linux自旋锁使用时需要注意的几个地方

1、在内核多线程编程时，为了保护共享资源通常需要使用锁，而使用的比较多的就是spinlock，但需要注意的是：所有临界区代码都需要加锁保护，否则就达不到保护效果。也就是，访问共享资源的多个线程需要协同工作共同加锁才能保证不出错。在实际写代码时，有时候会网掉这一点，以致出现各种稀奇古怪的问题，而且很难找到原因。

2、在出现两个和多个自旋锁的嵌套使用时，务必注意加锁和解锁的顺序。

比如：在线程1中，spinlock A-> spinlock B-> spin unlock B-> spin unlock A；那么，在需要同步的线程2中，若需要加相同的锁，则顺序也应该保持相同，spinlock A-> spinlock B-> spin unlock B-> spin unlock A；否则，很有可能出现死锁。

3、spinlock保护的代码执行时间要尽量短，若有for循环之类的代码，则一定要确保循环可以在短时间可以退出，从而使得spinlock可以释放。

4、spinlock所保护的代码在执行过程中不能睡眠。比如，在spinlock和spinunlock之间不能调用kmalloc, copy_from_user,kthread_stop等调用，因为这些函数调用均有可能导致线程睡眠。

5、spinlock在实际使用时有如下几种类型，spin_lock，spin_lock_bh，spin_lock_irqsave。在具体使用时，需要根据被保护临界区锁处的上下文选择合适的spinlock类型。

spin_lock用于不同cpu线程间同步，spin_lock_bh和spin_lock_irqsave主要用于本cpu线程间的同步，前者关软中断，后者关硬中断。

spinlock(linux kernel 自旋锁)

在Linux内核的世界里，自旋锁spinlock犹如守护者，守护着数据的临界区，确保并发访问的有序性。它不依赖于睡眠，而是通过连续的CPU循环来尝试获取锁，这在中断处理和进程上下文中表现出了极高的效率，但也可能造成CPU资源的浪费。自旋锁有三种主要实现方式：CAS（Compare and Swap）模式，简单直接但竞争随机；Ticket模式，引入公平性但消耗CPU；而MCS（Multi-CPU Scalable）模式，是对Ticket模式的优化，通过链表通知减少了CPU空转，实现了更高的效率与内存利用。

在Linux内核的广泛应用中，自旋锁的性能优化尤为重要，尤其是在多线程竞态的极端场景。例如，MCS模式虽然牺牲了一定的内存使用，但其高效性能使之成为首选。特别是针对内存密集型的应用，qspinlock的出现，通过一个32位原子变量巧妙地管理locked、pending和tail，实现了内存节省和高效操作。然而，这种复杂性也意味着在编写和维护时需要更加谨慎。

要使用自旋锁，只需在spinlock.h>中引入相关头文件，定义spinlock并调用spin_lock、spin_unlock进行加锁解锁。举个实例，当处理中断和进程混合的并发任务时，spinlock能够确保数据的一致性。内核提供了多种API，如spin_lock, spin_unlock用于无中断操作，spin_lock_irq, spin_unlock_irq则避免了中断的嵌套，spin_is_locked函数则用于检查锁的状态。

源代码的精髓隐藏在kernel\locking\spinlock.c和qspinlock.c中，头文件位于include\linux\spinlock.h。最新的Linux kernel 5.16.5 stable tree中包含了这些实现。深入研究源码，你会发现自旋锁的实现层次结构，从spin_lock到do_raw_spin_trylock，再到arch_spin_trylock，映射着qspinlock等优化方案。

对于内核开发者来说，自旋锁的优化是一个动态发展的领域，新的解决方案可能会不断涌现。想要深入了解，不妨关注我们的专业专栏RTFSC（Linux kernel源码轻松读），这里有丰富的原创内容，助你探索更深层次的内核世界。

Linux中的mutex机制[一] - 加锁和osq lock

在Linux系统中，mutex（互斥锁）是实现线程间同步的重要工具，它类似于spinlock（自旋锁）但具有更多特性。相比于spinlock的“自旋”特性，即线程在获取锁时持续占用CPU资源直到释放，mutex采用“阻塞”策略，允许线程在获取锁失败时进行睡眠，从而避免了CPU资源的无效占用。

mutex的基本结构包含了一个spinlock和一个表示等待队列的双向链表（wait_list），以及一个记录锁持有状态的owner指针。当没有线程持有锁时，owner值为0；若线程持有锁，则owner指向该线程的task_struct指针。task_struct指针对齐于L1_CACHE_BYTES，最低三位用于存储额外信息。

早期mutex实现中使用了一个count字段来记录锁的持有状态，值为1表示锁空闲，0表示锁持有，负数表示等待锁的线程。后来，通过重构将count的信息整合到owner中，并新增了一个MUTEX_FLAG_WAITERS位来标识等待队列的存在。

获取mutex的函数主要为mutex_lock_interruptible()，它允许线程在等待锁时睡眠，从而避免了中断上下文的锁争用问题。此函数在没有其他线程持有锁时，可立即获得锁，实现快速路径（fast path），与qspinlock类似。而当存在持有锁的线程时，程序将进入慢路径（slow path），等待锁可用后再唤醒。

在慢路径中，线程会尝试乐观等待，即假定持有锁的线程很快就会释放锁，因此在临界区短暂等待。这种策略被称为mid path（中间路径）或乐观自旋（optimistic spinning），允许线程保持运行状态，从而减少上下文切换的开销。在mid path中的线程被称为spinner，这种机制需要内核配置选项“CONFIG_MUTEX_SPIN_ON_OWNER”。

当另一个线程试图获取同一个锁时，会根据当前CPU的状态决定是否进入mid path。如果当前CPU上没有更高优先级的任务，线程会进入mid path等待；否则，线程会被更高优先级的任务抢占，从而进入慢路径等待。等待线程的身份会从spinner变为waiter，此时线程状态会变为“TASK_INTERRUPTIBLE”，并调用schedule()让出CPU。

当持有锁的线程释放锁时，处于mid path的线程会获取锁，从而进入自己的临界区。如果释放锁时线程正处于睡眠状态，那么它会被重新添加到慢路径等待队列中，身份变为waiter。整个过程涉及公平与效率的权衡，乐观等待机制在提高效率的同时增加了系统复杂性。

至此，mutex的加锁过程已经介绍完毕，下文将详细探讨mutex的解锁过程和死锁问题。