关于自旋锁的实现

spinlock，也称自旋锁。自旋锁最多只能被一个可执行线程持有。如果一个可执行线程试图获得一个被争用(已经被持有的)自旋锁，那么该线程就会一直进行忙等待，自旋，也就是空转，等待锁重新可用。如果锁未被争用，请求锁的执行线程便立刻得到它，继续执行。

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时自旋，特别的浪费CPU时间，所以自旋锁不应该被长时间的持有。实际上，这就是自旋锁的设计初衷，在短时间内进行轻量级加锁。

Kernel中的自旋锁不能够在能够导致睡眠的环境中使用。举个例子，一个线程A获得了自旋锁L；这个时候，发生了中断，在对应的中断处理函数B中，也尝试获得自旋锁L，就会中断处理程序进行自旋。但是原先锁的持有者只有在中断处理程序结束后，采用机会释放自旋锁，从而导致死锁。

我们看一下spinlock在pthread中的实现，即pthread_spin_lock:

#ifndef LOCK_PREFIX
# ifdef UP
#  define LOCK_PREFIX    /* nothing */
# else
#  define LOCK_PREFIX    "lock;"
# endif
#endif


int
pthread_spin_lock (lock)
     pthread_spinlock_t *lock;
{
  asm ("\n"
       "1:\t" LOCK_PREFIX "decl %0\n\t"
       "jne 2f\n\t"
       ".subsection 1\n\t"
       ".align 16\n"
       "2:\trep; nop\n\t"
       "cmpl $0, %0\n\t"
       "jg 1b\n\t"
       "jmp 2b\n\t"
       ".previous"
       : "=m" (*lock)
       : "m" (*lock));

  return 0;
}

这里需要对汇编代码稍微了解一下。
LOCK_PREFIX是为了在SMP下锁总线，保证接下来一条指令的原子性。

%0这里是*lock的值，先将lock的值减一，如果ZF=0（lock值不为0），跳到下面的2标签处继续执行；否则执行结束（lock值为0）。
关于jne，在Intel白皮书里的解释:
jne: Jump near if not equal (ZF=0). Not supported in 64-bit mode.

下面继续看2标签处的代码：
rep nop为实际上为多个nop指令，具体可以参考1中的讨论。
接着比较lock与0的大小，当发现Lock大于0的时候，跳回到1标签，尝试重新获得锁；否则，跳回到标签2继续进行循环。

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标签1处的代码，在尝试获得锁的时候，直接将lock值减1，如果获得锁操作失败的时候，实际上lock值已经被减了1。这样会不会有问题呢？
实际上，这个问题不用担心，因为在释放锁的时候，lock的值还会被重新设置为1 ;-)
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这里有一个地方需要注意的就是.subsection和.previous之间代码，与之前的代码不在一个代码段中。由于考虑到大部分情况下，lock都会成功返回，将lock失败后的操作跟之前的代码分开，会提高高速缓存的效率（有限的高速缓存可以放置更多的数据）。

对于pthread_spin_unlock()就简单很多了，只是简单的将lock值设置为1，并返回0:

    .globl    pthread_spin_unlock
    .type    pthread_spin_unlock,@function
    .align    16
pthread_spin_unlock:
    movl    4(%esp), %eax
    movl    $1, (%eax)
    xorl    %eax, %eax
    ret
    .size    pthread_spin_unlock,.-pthread_spin_unlock

    /* The implementation of pthread_spin_init is identical.  */
    .globl    pthread_spin_init
pthread_spin_init = pthread_spin_unlock

参考：