自旋锁

    先进行下简单科普，自旋锁是一种轻量级的多处理器间的同步机制。因此，自旋锁对于单处理器是没有实际意义的。它要求持有锁的处理器所占用的时间尽可能短，因为此时别的处理器正在高速运转并等待锁的释放，所以不能长时间占有。
曾经有个经典的例子来比喻自旋锁：A，B两个人合租一套房子，共用一个厕所，那么这个厕所就是共享资源，且在任一时刻最多只能有一个人在使用。当厕所闲置 时，谁来了都可以使用，当A使用时，就会关上厕所门，而B也要使用，但是急啊，就得在门外焦急地等待，急得团团转，是为“自旋”，呵呵。这个比喻还算恰当 吧，大家也明白为什么要求锁的持有时间尽量短了吧！尤其b4占着茅坑不拉屎的行为~~

自旋锁
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    自旋锁是专为防止多处理器并发而引入的一种锁，它在内核中大量应用于中断处理等部分(对于单处理器来说，防止中断处理中的并发可简单采用关闭中断的方式，不需要自旋锁)。
    自旋锁最多只能被一个内核任务持有，如果一个内核任务试图请求一个已被争用(已经被持有)的自旋锁，那么这个任务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，请求它的内核任务便能立刻得到它并且继续进行。自旋锁可以在任何时刻防止多于一个的内核任务同时进入临界区，因此这种锁可有效地避免多处理器上并发运行的内核任务竞争共享资源。
    事实上，自旋锁的初衷就是：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。
自旋锁的基本形式如下：
    DEFINE_SPINLOCK(mr_lock);

    spin_lock(&mr_lock);
    //临界区
    spin_unlock(&mr_lock);

    因为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。这点很好地满足了对称多处理机器需要的锁定服务。在单处 理器上，自旋锁仅仅当作一个设置内核抢占的开关。如果内核抢占也不存在，那么自旋锁会在编译时被完全剔除出内核。
    简单的说，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。另外自旋锁不允许任务睡眠(持有自旋锁的任务睡眠会造成自死锁——因为睡眠有可能造成持有锁的内核任务被重新调度，而再次申请自己已持有的锁)，它能够在中断上下文中使用。
实际用到的接口定义如下：
DEFINE_SPINLOCK(x)
该宏声明一个自旋锁x并初始化它。该宏在2.6.11中第一次被定义

spin_unlock_wait(x)
该宏用于等待自旋锁x变得没有被任何执行单元保持，如果没有任何执行单元保持该自旋锁，该宏立即返回，否则将循环在那里，直到该自旋锁被保持者释放。

spin_trylock(lock)
该宏尽力获得自旋锁lock，如果能立即获得锁，它获得锁并返回真，否则不能立即获得锁，立即返回假。它不会自旋等待lock被释放。

spin_lock(lock)
该宏用于获得自旋锁lock，如果能够立即获得锁，它就马上返回，否则，它将自旋在那里，直到该自旋锁的保持者释放，这时，它获得锁并返回。总之，只有它获得锁才返回。

spin_lock_irqsave(lock, flags)
该宏获得自旋锁的同时把标志寄存器的值保存到变量flags中并失效本地中断。

spin_lock_irq(lock)
该宏类似于spin_lock_irqsave，只是该宏不保存标志寄存器的值。禁止本地中断并获取指定的锁

spin_lock_bh(lock)
该宏在得到自旋锁的同时失效本地软中断。

spin_unlock(lock)
该宏释放自旋锁lock，它与spin_trylock或spin_lock配对使用。如果spin_trylock返回假，表明没有获得自旋锁，因此不必使用spin_unlock释放。

spin_unlock_irqrestore(lock, flags)
该宏释放自旋锁lock的同时，也恢复标志寄存器的值为变量flags保存的值。它与spin_lock_irqsave配对使用。

spin_unlock_irq(lock)
该宏释放自旋锁lock的同时，并激活本地中断。它与spin_lock_irq配对应用。

spin_unlock_bh(lock)
该宏释放自旋锁lock的同时，也使能本地的软中断。它与spin_lock_bh配对使用。

spin_trylock_irqsave(lock, flags)
该宏如果获得自旋锁lock，它也将保存标志寄存器的值到变量flags中，并且失效本地中断，如果没有获得锁，它什么也不做。 因此如果能够立即获得锁，它等同于spin_lock_irqsave，如果不能获得锁，它等同于spin_trylock。如果该宏获得自旋锁lock，那需要使用spin_unlock_irqrestore来释放。

spin_trylock_irq(lock)
该宏类似于spin_trylock_irqsave，只是该宏不保存标志寄存器。如果该宏获得自旋锁lock，需要使用spin_unlock_irq来释放。

spin_trylock_bh(lock)
该宏如果获得了自旋锁，它也将失效本地软中断。如果得不到锁，它什么也不做。因此，如果得到了锁，它等同于spin_lock_bh，如果得不到锁，它等同于spin_trylock。如果该宏得到了自旋锁，需要使用spin_unlock_bh来释放。

spin_can_lock(lock)
该宏用于判断自旋锁lock是否能够被锁，它实际是spin_is_locked取反。如果lock没有被锁，它返回真，否则，返回假。该宏在2.6.11中第一次被定义




信号量
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    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。
    信号量的睡眠特性，使得信号量适用于锁会被长时间持有的情况；只能在进程上下文中使用，因为中断上下文中是不能被调度的；另外当代码持有信号量时，不可以再持有自旋锁。

信号量基本使用形式为：
static DECLARE_MUTEX(mr_sem);//声明互斥信号量
if(down_interruptible(&mr_sem))
    //可被中断的睡眠，当信号来到，睡眠的任务被唤醒
    //临界区
up(&mr_sem);


信号量和自旋锁区别
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    虽然听起来两者之间的使用条件复杂，其实在实际使用中信号量和自旋锁并不易混淆。注意以下原则:
    如果代码需要睡眠——这往往是发生在和用户空间同步时——使用信号量是唯一的选择。由于不受睡眠的限制，使用信号量通常来说更加简单一些。如果需要在自旋 锁和信号量中作选择，应该取决于锁被持有的时间长短。理想情况是所有的锁都应该尽可能短的被持有，但是如果锁的持有时间较长的话，使用信号量是更好的选 择。另外，信号量不同于自旋锁，它不会关闭内核抢占，所以持有信号量的代码可以被抢占。这意味者信号量不会对影响调度反应时间带来负面影响。

   如果被保护的共享资源只在进程上下文访问，使用信号量保护该共享资源非常合适，如果对共享资源的访问时间非常短，自旋锁也可以。但是如果被保护的共享资源需要在中断上下文访问（包括底半部即中断处理句柄和顶半部即软中断），就必须使用自旋锁。
   自旋锁保持期间是抢占失效的，而信号量和读写信号量保持期间是可以被抢占的。自旋锁只有在内核可抢占或SMP的情况下才真正需要，在单CPU且不可抢占的内核下，自旋锁的所有操作都是空操作。
   自旋锁可以用在中断 处理程序中，但是在使用时一定要在获取锁之前，首先禁止本地 中断（当前处理器上的中断），否则中断处理程序就可能打断正持有锁的内核代码，有可能会试图支争用这个已经被持有的自旋锁。这样一来，中断处理程序就会自 旋，等待该锁重新可用，但是锁的持有者在这个中断处理程序执行完毕之前不可能运行，这就会造成双重请求死锁。
   自旋锁与下半部：由 于下半部（中断程序下半部）可以抢占进程上下文中的代码，所 以当下半部和进程上下文共享数据时，必须对进程上下文中的共享数据进行保护，所以需要加锁的同时还要禁止下半部执行。同样，由于中断处理程序可以抢占下半 部，所以如果中断处理程序和下半部共享数据，那么就必须在获取恰当的锁的同时还要禁止中断。对于软中断，无论是否同种类型，如果数据被软中断共享，那么它 必须得到锁的保护，因为同种类型的两个软中断也可以同进运行在一个系统的多个处理器上。但是，同一个处理器上的一个软中断绝不会抢占另一个软中断，因此， 根本不需要禁止下半部。

自旋锁对信号量
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需求                     建议的加锁方法

低开销加锁                优先使用自旋锁
短期锁定                  优先使用自旋锁
长期加锁                  优先使用信号量
中断上下文中加锁           使用自旋锁
持有锁是需要睡眠、调度      使用信号量