分类： LINUX
2015-04-29 23:45:44
使用任何锁需要消耗系统资源（内存资源和CPU时间），这种资源消耗可以分为两类：
Pthreads提供的与Spin Lock锁操作相关的API主要有：
int pthread_spin_destroy(pthread_spinlock_t *); int pthread_spin_init(pthread_spinlock_t *, int); int pthread_spin_lock(pthread_spinlock_t *); int pthread_spin_trylock(pthread_spinlock_t *); int pthread_spin_unlock(pthread_spinlock_t *);
1）初始化自旋锁
pthread_spin_init用来申请使用自旋锁所需要的资源并且将它初始化为非锁定状态。pshared的取值及其含义：
pthread_spin_lock用来获取（锁定）指定的自旋锁. 如果该自旋锁当前没有被其它线程所持有，则调用该函数的线程获得该自旋锁.否则该函数在获得自旋锁之前不会返回。如果调用该函数的线程在调用该函数时已经持有了该自旋锁，则结果是不确定的。
pthread_spin_trylock会尝试获取指定的自旋锁，如果无法获取则理解返回失败。
pthread_spin_unlock用于释放指定的自旋锁。
Pthreads提供的Mutex锁操作相关的API主要有：
pthread_mutex_lock (pthread_mutex_t *mutex); pthread_mutex_trylock (pthread_mutex_t *mutex); pthread_mutex_unlock (pthread_mutex_t *mutex);
Pthreads提供的与Spin Lock锁操作相关的API主要有：
pthread_spin_lock (pthread_spinlock_t *lock); pthread_spin_trylock (pthread_spinlock_t *lock); pthread_spin_unlock (pthread_spinlock_t *lock);
从实现原理上来讲，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(blocking)，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就可以运行其他的任务(例如另一个线程C)而不必进行忙等待。而Spin
lock则不然，它属于busy-waiting类型的锁，如果线程A是使用pthread_spin_lock操作去请求锁，那么线程A就会一直在 Core0上进行忙等待并不停的进行锁请求，直到得到这个锁为止。
如果大家去查阅Linux glibc中对pthreads API的实现NPTL(Native POSIX
Thread Library) 的源码的话(使用”getconf
GNU_LIBPTHREAD_VERSION”命令可以得到我们系统中NPTL的版本号)，就会发现pthread_mutex_lock()操作如果
没有锁成功的话就会调用system_wait()的系统调用并将当前线程加入该mutex的等待队列里。而spin
lock则可以理解为在一个while(1)循环中用内嵌的汇编代码实现的锁操作(印象中看过一篇论文介绍说在linux内核中spin
lock操作只需要两条CPU指令，解锁操作只用一条指令就可以完成)。有兴趣的朋友可以参考另一个名为sanos的微内核中pthreds
API的实现：mutex.c spinlock.c，尽管与NPTL中的代码实现不尽相同，但是因为它的实现非常简单易懂，对我们理解spin
lock和mutex的特性还是很有帮助的。
对于自旋锁来说，它只需要消耗很少的资源来建立锁；随后当线程被阻塞时，它就会一直重复检查看锁是否可用了，也就是说当自旋锁处于等待状态时它会一直消耗CPU时间。
对于互斥锁来说，与自旋锁相比它需要消耗大量的系统资源来建立锁；随后当线程被阻塞时，线程的调度状态被修改，并且线程被加入等待线程队列；最后当锁可用
时，在获取锁之前，线程会被从等待队列取出并更改其调度状态；但是在线程被阻塞期间，它不消耗CPU资源。
因此自旋锁和互斥锁适用于不同的场景。自旋锁适用于那些仅需要阻塞很短时间的场景，而互斥锁适用于那些可能会阻塞很长时间的场景。
自旋锁与linux内核进程调度关系
如果临界区可能包含引起睡眠的代码则不能使用自旋锁，否则可能引起死锁。
那么为什么信号量保护的代码可以睡眠而自旋锁就不能呢？
先看下自旋锁的实现方法吧，自旋锁的基本形式如下：
spin_lock(&mr_lock);
//临界区
spin_unlock(&mr_lock);
跟踪一下spin_lock(&mr_lock)的实现
#define spin_lock(lock) _spin_lock(lock)
#define _spin_lock(lock) __LOCK(lock)
#define __LOCK(lock) \
do { preempt_disable(); __acquire(lock); (void)(lock); } while (0)
注意到“preempt_disable()”，这个调用的功能是“关抢占”（在spin_unlock中会重新开启抢占功能）。从
中可以看出，使用自旋锁保护的区域是工作在非抢占的状态；即使获取不到锁，在“自旋”状态也是禁止抢占的。了解到这，我想咱们应该能够理解为何自旋锁保护
的代码不能睡眠了。试想一下，如果在自旋锁保护的代码中间睡眠，此时发生进程调度，则可能另外一个进程会再次调用spinlock保护的这段代码。而我们
现在知道了即使在获取不到锁的“自旋”状态，也是禁止抢占的，而“自旋”又是动态的，不会再睡眠了，也就是说在这个处理器上不会再有进程调度发生了，那么
死锁自然就发生了。
咱们可以总结下自旋锁的特点：
● 单处理器非抢占内核下：自旋锁会在编译时被忽略；
● 单处理器抢占内核下：自旋锁仅仅当作一个设置内核抢占的开关；
● 多处理器下：此时才能完全发挥出自旋锁的作用，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。
linux抢占发生的时间
最后在了解下linux抢占发生的时间，抢占分为用户抢占和内核抢占。
用户抢占在以下情况下产生：
● 从系统调用返回用户空间
● 从中断处理程序返回用户空间
内核抢占会发生在：
● 当从中断处理程序返回内核空间的时候，且当时内核具有可抢占性；
● 当内核代码再一次具有可抢占性的时候。（如:spin_unlock时）
● 如果内核中的任务显式的调用schedule()
● 如果内核中的任务阻塞。
基本的进程调度就是发生在时钟中断后，并且发现进程的时间片已经使用完了，则发生进程抢占。通常我们会利用中断处理程序返回内核空间的时候可以进行内
核抢占这个特性来提高一些I/O操作的实时性，如：当I/O事件发生的是时候，对应的中断处理程序被激活，当它发现有进程在等待这个I/O事件的时候，它
会激活等待进程，并且设置当前正在执行进程的need_resched标志，这样在中断处理程序返回的时候，调度程序被激活，原来在等待I/O事件的进程
（很可能）获得执行权，从而保证了对I/O事件的相对快速响应（毫秒级）。可以看出，在I/O事件发生的时候，I/O事件的处理进程会抢占当前进程，系统
的响应速度与调度时间片的长度无关。
总结：
（1）Mutex适合对锁操作非常频繁的场景，并且具有更好的适应性。尽管相比spin lock它会花费更多的开销（主要是上下文切换），但是它能适合实际开发中复杂的应用场景，在保证一定性能的前提下提供更大的灵活度。
（2）spin
lock的lock/unlock性能更好(花费更少的cpu指令)，但是它只适应用于临界区运行时间很短的场景。而在实际软件开发中，除非程序员对自己
的程序的锁操作行为非常的了解，否则使用spin
lock不是一个好主意(通常一个多线程程序中对锁的操作有数以万次，如果失败的锁操作(contended lock
requests)过多的话就会浪费很多的时间进行空等待)。
（3）更保险的方法或许是先（保守的）使用 Mutex，然后如果对性能还有进一步的需求，可以尝试使用spin
lock进行调优。毕竟我们的程序不像Linux kernel那样对性能需求那么高(Linux Kernel最常用的锁操作是spin
lock和rw lock)。