Linux內(nèi)核并發(fā)同步機(jī)制：自旋鎖、信號(hào)量、互斥體

在Linux系統(tǒng)中有大量的臨界資源需要保護(hù)，如何讓各個(gè)任務(wù)有條不紊的訪問(wèn)這些資源，這涉及到Linux中并發(fā)訪問(wèn)的保護(hù)機(jī)制設(shè)計(jì)相關(guān)知識(shí)。后面會(huì)詳細(xì)介紹這幾個(gè)機(jī)制。

（據(jù)可靠消息，鎖的實(shí)現(xiàn)經(jīng)常出現(xiàn)在筆試環(huán)節(jié)。既可以考察面試者對(duì)鎖的原理的理解，又可以考察面試者編程技能）。

注：部分代碼都是根據(jù)ARM64架構(gòu)匯編代碼翻譯成C語(yǔ)言并經(jīng)過(guò)精簡(jiǎn)（例如：spin lock、read-write lock）。

也有部分代碼實(shí)現(xiàn)是為了呈現(xiàn)背后設(shè)計(jì)的原理自己編寫的，而不是精簡(jiǎn)Linux中實(shí)現(xiàn)的代碼（例如mutex）。

自旋鎖（spin lock）

自旋鎖是Linux中使用非常頻繁的鎖，原理簡(jiǎn)單。

內(nèi)核當(dāng)發(fā)生訪問(wèn)資源沖突的時(shí)候，可以有兩種鎖的解決方案選擇：

一個(gè)是原地等待一個(gè)是掛起當(dāng)前進(jìn)程，調(diào)度其他進(jìn)程執(zhí)行（睡眠）

Spinlock

是內(nèi)核中提供的一種比較常見(jiàn)的鎖機(jī)制，自旋鎖是“原地等待”的方式解決資源沖突的，即，一個(gè)線程獲取了一個(gè)自旋鎖后，另外一個(gè)線程期望獲取該自旋鎖，獲取不到，只能夠原地“打轉(zhuǎn)”（忙等待）。

由于自旋鎖的這個(gè)忙等待的特性，注定了它使用場(chǎng)景上的限制
—— 自旋鎖不應(yīng)該被長(zhǎng)時(shí)間的持有（消耗 CPU 資源），一般應(yīng)用在中斷上下文。

原理

下面以去銀行辦業(yè)務(wù)為例來(lái)講解。

銀行的辦事大廳一般會(huì)有幾個(gè)窗口同步進(jìn)行。今天很不巧，只有一個(gè)窗口提供服務(wù)?，F(xiàn)在的銀行服務(wù)都是采用取號(hào)排隊(duì)，叫號(hào)服務(wù)的方式。當(dāng)你去銀行辦理業(yè)務(wù)的時(shí)候，首先會(huì)去取號(hào)機(jī)器領(lǐng)取小票，上面寫著你排多少號(hào)。然后你就可以排隊(duì)等待了。一般還會(huì)有個(gè)顯示屏，上面會(huì)顯示一個(gè)數(shù)字（例如："請(qǐng)xxx號(hào)到1號(hào)窗口辦理"），代表當(dāng)前可以被服務(wù)顧客的排隊(duì)號(hào)碼。每辦理完一個(gè)顧客的業(yè)務(wù)，顯示屏上面的數(shù)字都會(huì)增加1。等待的顧客都會(huì)對(duì)比自己手上寫的編號(hào)和顯示屏上面是否一致，如果一致的話，就可以去前臺(tái)辦理業(yè)務(wù)了。現(xiàn)在早上剛開(kāi)業(yè)，顧客A是今天的第一個(gè)顧客，去取號(hào)機(jī)器領(lǐng)取0號(hào)（next計(jì)數(shù)）小票，然后看到顯示屏上顯示0（owner計(jì)數(shù)），顧客A就知道現(xiàn)在輪到自己辦理業(yè)務(wù)了。顧客A到前臺(tái)辦理業(yè)務(wù)（持有鎖）中，顧客B來(lái)了。同樣，顧客B去取號(hào)機(jī)器拿到1號(hào)（next計(jì)數(shù)）小票。然后乖乖的坐在旁邊等候。顧客A依然在辦理業(yè)務(wù)中，此時(shí)顧客C也來(lái)了。顧客C去取號(hào)機(jī)器拿到2號(hào)（next計(jì)數(shù)）小票。顧客C也乖乖的找個(gè)座位繼續(xù)等待。終于，顧客A的業(yè)務(wù)辦完了（釋放鎖）。然后，顯示屏上面顯示1（owner計(jì)數(shù)）。顧客B和C都對(duì)比顯示屏上面的數(shù)字和自己手中小票的數(shù)字是否相等。顧客B終于可以辦理業(yè)務(wù)了（持有鎖）。顧客C依然等待中。顧客B的業(yè)務(wù)辦完了（釋放鎖）。然后，顯示屏上面顯示2（owner計(jì)數(shù)）。顧客C終于開(kāi)始辦理業(yè)務(wù)（持有鎖）。顧客C的業(yè)務(wù)辦完了（釋放鎖）。3個(gè)顧客都辦完了業(yè)務(wù)離開(kāi)了。只留下一個(gè)銀行柜臺(tái)服務(wù)員。最終，顯示屏上面顯示3（owner計(jì)數(shù)）。取號(hào)機(jī)器的下一個(gè)排隊(duì)號(hào)也是3號(hào)（next計(jì)數(shù)）。無(wú)人辦理業(yè)務(wù)（鎖是釋放狀態(tài)）。

Linux中針對(duì)每一個(gè)spin

lock會(huì)有兩個(gè)計(jì)數(shù)。

分別是next和owner（初始值為0）。進(jìn)程A申請(qǐng)鎖時(shí)，會(huì)判斷next和owner的值是否相等。

如果相等就代表鎖可以申請(qǐng)成功，否則原地自旋。直到owner和next的值相等才會(huì)退出自旋。

假設(shè)進(jìn)程A申請(qǐng)鎖成功，然后會(huì)next加1。

此時(shí)owner值為0，next值為1。

進(jìn)程B也申請(qǐng)鎖，保存next得值到局部變量temp（temp=1）中。

由于next和owner值不相等，因此原地自旋讀取owner的值，判斷owner和temp是否相等，直到相等退出自旋狀態(tài)。

當(dāng)然next的值還是加1，變成2。

進(jìn)程A釋放鎖，此時(shí)會(huì)將owner的值加1，那么此時(shí)B進(jìn)程的owner和temp的值都是1，因此B進(jìn)程獲得鎖。當(dāng)B進(jìn)程釋放鎖后，同樣會(huì)將owner的值加1。

最后owner和next都等于2，代表沒(méi)有進(jìn)程持有鎖。next就是一個(gè)記錄申請(qǐng)鎖的次數(shù)，而owner是持有鎖進(jìn)程的計(jì)數(shù)值。

實(shí)際場(chǎng)景

一、考慮下面的場(chǎng)景（內(nèi)核搶占場(chǎng)景）：

（1）進(jìn)程A在某個(gè)系統(tǒng)調(diào)用過(guò)程中訪問(wèn)了共享資源 R

（2）進(jìn)程B在某個(gè)系統(tǒng)調(diào)用過(guò)程中也訪問(wèn)了共享資源 R

會(huì)不會(huì)造成沖突呢？

假設(shè)在A訪問(wèn)共享資源R的過(guò)程中發(fā)生了中斷，中斷喚醒了沉睡中的，優(yōu)先級(jí)更高的B，在中斷返回現(xiàn)場(chǎng)的時(shí)候，發(fā)生進(jìn)程切換，B啟動(dòng)執(zhí)行，并通過(guò)系統(tǒng)調(diào)用訪問(wèn)了R，如果沒(méi)有鎖保護(hù)，則會(huì)出現(xiàn)兩個(gè)thread進(jìn)入臨界區(qū)，導(dǎo)致程序執(zhí)行不正確。

OK，我們加上spin lock看看如何：

A在進(jìn)入臨界區(qū)之前獲取了spin lock，同樣的，在A訪問(wèn)共享資源R的過(guò)程中發(fā)生了中斷，中斷喚醒了沉睡中的，優(yōu)先級(jí)更高的B，B在訪問(wèn)臨界區(qū)之前仍然會(huì)試圖獲取spin lock，這時(shí)候由于A進(jìn)程持有spin lock而導(dǎo)致B進(jìn)程進(jìn)入了永久的spin……怎么破？

linux的kernel很簡(jiǎn)單，在A進(jìn)程獲取spin

lock的時(shí)候，禁止本CPU上的搶占（上面的永久spin的場(chǎng)合僅僅在本CPU的進(jìn)程搶占本CPU的當(dāng)前進(jìn)程這樣的場(chǎng)景中發(fā)生）。

如果A和B運(yùn)行在不同的CPU上，那么情況會(huì)簡(jiǎn)單一些：A進(jìn)程雖然持有spin lock而導(dǎo)致B進(jìn)程進(jìn)入spin狀態(tài)，不過(guò)由于運(yùn)行在不同的CPU上，A進(jìn)程會(huì)持續(xù)執(zhí)行并會(huì)很快釋放spin lock，解除B進(jìn)程的spin狀態(tài)

二、再考慮下面的場(chǎng)景（中斷上下文場(chǎng)景）：

（1）運(yùn)行在CPU0上的進(jìn)程A在某個(gè)系統(tǒng)調(diào)用過(guò)程中訪問(wèn)了共享資源 R

（2）運(yùn)行在CPU1上的進(jìn)程B在某個(gè)系統(tǒng)調(diào)用過(guò)程中也訪問(wèn)了共享資源 R

（3）外設(shè)P的中斷handler中也會(huì)訪問(wèn)共享資源 R

在這樣的場(chǎng)景下，使用spin lock可以保護(hù)訪問(wèn)共享資源R的臨界區(qū)嗎？

我們假設(shè)CPU0上的進(jìn)程A持有spin

lock進(jìn)入臨界區(qū)，這時(shí)候，外設(shè)P發(fā)生了中斷事件，并且調(diào)度到了CPU1上執(zhí)行，看起來(lái)沒(méi)有什么問(wèn)題，執(zhí)行在CPU1上的handler會(huì)稍微等待一會(huì)CPU0上的進(jìn)程A，

等它立刻臨界區(qū)就會(huì)釋放spin lock的，但是，如果外設(shè)P的中斷事件被調(diào)度到了CPU0上執(zhí)行會(huì)怎么樣？

CPU0上的進(jìn)程A在持有spin lock的狀態(tài)下被中斷上下文搶占，而搶占它的CPU0上的handler在進(jìn)入臨界區(qū)之前仍然會(huì)試圖獲取spin lock，

悲劇發(fā)生了，CPU0上的P外設(shè)的中斷handler永遠(yuǎn)的進(jìn)入spin狀態(tài)，這時(shí)候，CPU1上的進(jìn)程B也不可避免在試圖持有spin lock的時(shí)候失敗而導(dǎo)致進(jìn)入spin狀態(tài)。

為了解決這樣的問(wèn)題，linux kernel采用了這樣的辦法：如果涉及到中斷上下文的訪問(wèn)，spin lock需要和禁止本 CPU 上的中斷聯(lián)合使用。

三、再考慮下面的場(chǎng)景（底半部場(chǎng)景）

linux kernel中提供了豐富的bottom half的機(jī)制，雖然同屬中斷上下文，不過(guò)還是稍有不同。

我們可以把上面的場(chǎng)景簡(jiǎn)單修改一下：

外設(shè)P不是中斷handler中訪問(wèn)共享資源R，而是在的bottom half中訪問(wèn)。

使用spin lock+禁止本地中斷當(dāng)然是可以達(dá)到保護(hù)共享資源的效果，但是使用牛刀來(lái)殺雞似乎有點(diǎn)小題大做，這時(shí)候disable bottom half就OK了

四、中斷上下文之間的競(jìng)爭(zhēng)

同一種中斷handler之間在uni core和multi core上都不會(huì)并行執(zhí)行，這是linux kernel的特性。

如果不同中斷handler需要使用spin lock保護(hù)共享資源，對(duì)于新的內(nèi)核（不區(qū)分fast handler和slow handler），所有handler都是關(guān)閉中斷的，因此使用spin lock不需要關(guān)閉中斷的配合。

bottom

half又分成softirq和tasklet，同一種softirq會(huì)在不同的CPU上并發(fā)執(zhí)行，因此如果某個(gè)驅(qū)動(dòng)中的softirq的handler中會(huì)訪問(wèn)某個(gè)全局變量，

對(duì)該全局變量是需要使用spin lock保護(hù)的，不用配合disable CPU中斷或者bottom half。tasklet更簡(jiǎn)單，因?yàn)橥环Ntasklet不會(huì)多個(gè)CPU上并發(fā)。

實(shí)現(xiàn)

我們首先定義描述自旋鎖的結(jié)構(gòu)體arch_spinlock_t。

typedef?struct?{
???union?{
?????????unsigned?int?slock;
?????????struct?__raw_tickets?{
???????????????unsigned?short?owner;?????????
???????????????unsigned?short?next;
???????}?tickets;
??};?
}?arch_spinlock_t;

如上面的原理描述，我們需要兩個(gè)計(jì)數(shù)，分別是owner和next。

slock所占內(nèi)存區(qū)域覆蓋owner和next（據(jù)說(shuō)C語(yǔ)言學(xué)好的都能看得懂）。

下面實(shí)現(xiàn)申請(qǐng)鎖操作 arch_spin_lock。

static?inline?void?arch_spin_lock(arch_spinlock_t?*lock)?{
????????arch_spinlock_t?old_lock;
????????old_lock.slock?=?lock->slock;?????????????????????????????????/*?1?*/?
????????lock->tickets.next++;?????????????????????????????????????????/*?2?*/???????????
????????while?(old_lock.tickets.next?!=?old_lock.tickets.owner)?{?????/*?3?*/
????????????old_lock.tickets.owner?=?lock->tickets.owner;????????????/*?4?*/????????
????????}?
}

繼續(xù)上面的舉例。顧客從取號(hào)機(jī)器得到排隊(duì)號(hào)。取號(hào)機(jī)器更新下個(gè)顧客將要拿到的排隊(duì)號(hào)?？匆幌嘛@示屏，判斷是否輪到自己了。一直盯著顯示屏對(duì)比是不是輪到自己了。

釋放鎖的操作就非常簡(jiǎn)單了。還記得上面銀行辦理業(yè)務(wù)的例子嗎？

釋放鎖的操作僅僅是顯示屏上面的排隊(duì)號(hào)加1。我們僅僅需要將owner計(jì)數(shù)加1即可。arch_spin_unlock實(shí)現(xiàn)如下。

static?inline?void?arch_spin_unlock(arch_spinlock_t?*lock)?{
?????????lock->tickets.owner++;?
}

信號(hào)量（semaphore）

信號(hào)量又稱為信號(hào)燈，它是用來(lái)協(xié)調(diào)不同進(jìn)程間的數(shù)據(jù)對(duì)象的，而最主要的應(yīng)用是共享內(nèi)存方式的進(jìn)程間通信。本質(zhì)上，信號(hào)量是一個(gè)計(jì)數(shù)器，它用來(lái)記錄對(duì)某個(gè)資源（如共享內(nèi)存）的存取狀況。

它負(fù)責(zé)協(xié)調(diào)各個(gè)進(jìn)程，以保證他們能夠正確、合理的使用公共資源。它和spin lock最大的不同之處就是：無(wú)法獲取信號(hào)量的進(jìn)程可以睡眠，因此會(huì)導(dǎo)致系統(tǒng)調(diào)度。一般說(shuō)來(lái)，為了獲得共享資源，進(jìn)程需要執(zhí)行下列操作：

（1） 測(cè)試控制該資源的信號(hào)量。

（2） 若此信號(hào)量的值為正，則允許進(jìn)行使用該資源。進(jìn)程將信號(hào)量減1。

（3） 若此信號(hào)量為0，則該資源目前不可用，進(jìn)程進(jìn)入睡眠狀態(tài)，直至信號(hào)量值大于0，進(jìn)程被喚醒，轉(zhuǎn)入步驟（1）。

（4） 當(dāng)進(jìn)程不再使用一個(gè)信號(hào)量控制的資源時(shí)，信號(hào)量值加1。如果此時(shí)有進(jìn)程正在睡眠等待此信號(hào)量，則喚醒此進(jìn)程。

維護(hù)信號(hào)量狀態(tài)的是Linux內(nèi)核操作系統(tǒng)而不是用戶進(jìn)程。

我們可以從頭文件/usr/src/linux/include/linux/sem.h 中看到內(nèi)核用來(lái)維護(hù)信號(hào)量狀態(tài)的各個(gè)結(jié)構(gòu)的定義。信號(hào)量是一個(gè)數(shù)據(jù)集合，用戶可以單獨(dú)使用這一集合的每個(gè)元素。

信號(hào)量（semaphore）是進(jìn)程間通信處理同步互斥的機(jī)制。是在多線程環(huán)境下使用的一種措施，它負(fù)責(zé)協(xié)調(diào)各個(gè)進(jìn)程，以保證他們能夠正確、合理的使用公共資源。它和spin lock最大的不同之處就是：無(wú)法獲取信號(hào)量的進(jìn)程可以睡眠，因此會(huì)導(dǎo)致系統(tǒng)調(diào)度。

原理

信號(hào)量一般可以用來(lái)標(biāo)記可用資源的個(gè)數(shù)。

舉2個(gè)生活中的例子：

我們要坐火車從南京到新疆，這個(gè)'任務(wù)'特別的耗時(shí)，只能在車上等著車到站，但是我們沒(méi)有必要一直睜著眼睛等著車到站，最好的情況就是我們上車就直接睡覺(jué)，醒來(lái)就到站，這樣從人（用戶）的角度來(lái)說(shuō)，體驗(yàn)是最好的，對(duì)比于進(jìn)程，程序在等待一個(gè)耗時(shí)的任務(wù)的時(shí)候，沒(méi)有必須要占用CPU，可以暫停當(dāng)前任務(wù)使其進(jìn)入休眠狀態(tài)，當(dāng)?shù)却氖录l(fā)生之后再由其他任務(wù)喚醒，這種場(chǎng)景采用信號(hào)量比較合適。我們?cè)诘却娞?、等待洗手間，這種場(chǎng)景需要等待的事件并不是很多，如果我們還要找個(gè)地方睡一覺(jué)，然后等電梯到了或者洗手間可以用了再醒來(lái)，那很顯然這也沒(méi)有必要，我們只需要排好隊(duì)，刷一刷抖音就可以了，對(duì)比于計(jì)算機(jī)程序，比如驅(qū)動(dòng)在進(jìn)入中斷例程，在等待某個(gè)寄存器被置位，這種場(chǎng)景需要等待的時(shí)間很短暫，系統(tǒng)開(kāi)銷遠(yuǎn)小于進(jìn)入休眠的開(kāi)銷，所以這種場(chǎng)景采用自旋鎖比較合適。

實(shí)現(xiàn)

為了記錄可用資源的數(shù)量，我們肯定需要一個(gè)count計(jì)數(shù)，標(biāo)記當(dāng)前可用資源數(shù)量。當(dāng)然還要一個(gè)可以像圖書管理員一樣的筆記本功能。

用來(lái)記錄等待借書的同學(xué)。所以，一個(gè)雙向鏈表即可。因此只需要一個(gè)count計(jì)數(shù)和等待進(jìn)程的鏈表頭即可。描述信號(hào)量的結(jié)構(gòu)體如下。

struct?semaphore?{
????unsigned?int?count;
????struct?list_head?wait_list;?
};

在Linux中，每個(gè)進(jìn)程就相當(dāng)于是每個(gè)借書的同學(xué)。

通知一個(gè)同學(xué)，就相當(dāng)于喚醒這個(gè)進(jìn)程。因此，我們還需要一個(gè)結(jié)構(gòu)體記錄當(dāng)前的進(jìn)程信息（task_struct）。

struct?semaphore_waiter?{
????struct?list_head?list;
????struct?task_struct?*task;?
};

struct semaphore_waiter的list成員是當(dāng)進(jìn)程無(wú)法獲取信號(hào)量的時(shí)候掛入semaphore的wait_list成員。task成員就是記錄后續(xù)被喚醒的進(jìn)程信息。

將當(dāng)前進(jìn)程賦給task，并利用其list成員將該變量的節(jié)點(diǎn)加入到以sem中的wait_list為頭部的一個(gè)列表中，假設(shè)有多個(gè)進(jìn)程在sem上調(diào)用down_interruptible，則sem的wait_list上形成的隊(duì)列如下圖：

(注：將一個(gè)進(jìn)程阻塞，一般的經(jīng)過(guò)是先把進(jìn)程放到等待隊(duì)列中，接著改變進(jìn)程的狀態(tài)，比如設(shè)為TASK_INTERRUPTIBLE，然后調(diào)用調(diào)度函數(shù)schedule()，后者將會(huì)把當(dāng)前進(jìn)程從cpu的運(yùn)行隊(duì)列中摘下)

一切準(zhǔn)備就緒，現(xiàn)在就可以實(shí)現(xiàn)信號(hào)量的申請(qǐng)函數(shù)。

void?down(struct?semaphore?*sem)?{
?????struct?semaphore_waiter?waiter;
?????if?(sem->count?>?0)?{
?????????sem->count--;??/*?1?*/
?????????return;????????????????????????????????????
?????}
?????waiter.task?=?current;??????????????????????????/*?2?*/
?????list_add_tail(&waiter.list,?&sem->wait_list);???/*?2?*/
?????schedule();?????????????????????????????????????/*?3?*/
}

如果信號(hào)量標(biāo)記的資源還有剩余，自然可以成功獲取信號(hào)量。只需要遞減可用資源計(jì)數(shù)。既然無(wú)法獲取信號(hào)量，就需要將當(dāng)前進(jìn)程掛入信號(hào)量的等待隊(duì)列鏈表上。schedule()主要是觸發(fā)任務(wù)調(diào)度的示意函數(shù)，主動(dòng)讓出CPU使用權(quán)。在讓出之前，需要將當(dāng)前進(jìn)程從運(yùn)行隊(duì)列上移除。

釋放信號(hào)的實(shí)現(xiàn)也是比較簡(jiǎn)單。實(shí)現(xiàn)如下。

void?up(struct?semaphore?*sem)?{
????struct?semaphore_waiter?waiter;
????if?(list_empty(&sem->wait_list))?{
???????sem->count++;??????????????????????????/*?1?*/
???????return;?
????}
????waiter?=?list_first_entry(&sem->wait_list,?struct?semaphore_waiter,?list);?
????list_del(&waiter->list);??????????????????/*?2?*/
????wake_up_process(waiter->task);????????????/*?2?*/
}

如果等待鏈表沒(méi)有進(jìn)程，那么自然只需要增加資源計(jì)數(shù)。從等待進(jìn)程鏈表頭取出第一個(gè)進(jìn)程，并從鏈表上移除。然后就是喚醒該進(jìn)程。

讀寫鎖（read-write lock）

不管是自旋鎖還是信號(hào)量在同一時(shí)間只能有一個(gè)進(jìn)程進(jìn)入臨界區(qū)。對(duì)于有些情況，我們是可以區(qū)分讀寫操作的。因此，我們希望對(duì)于讀操作的進(jìn)程可以并發(fā)進(jìn)行。對(duì)于寫操作只限于一個(gè)進(jìn)程進(jìn)入臨界區(qū)。而這種同步機(jī)制就是讀寫鎖。讀寫鎖一般具有以下幾種性質(zhì)。

同一時(shí)間有且僅有一個(gè)寫進(jìn)程進(jìn)入臨界區(qū)。在沒(méi)有寫進(jìn)程進(jìn)入臨界區(qū)的時(shí)候，同時(shí)可以有多個(gè)讀進(jìn)程進(jìn)入臨界區(qū)。讀進(jìn)程和寫進(jìn)程不可以同時(shí)進(jìn)入臨界區(qū)。

讀寫鎖有兩種，一種是信號(hào)量類型，另一種是spin lock類型。下面以spin lock類型講解。

原理

下面我們用廁所模型來(lái)理解讀寫鎖。

我發(fā)現(xiàn)公司一般都會(huì)有保潔阿姨打掃廁所。如果以男廁所為例的話，我覺(jué)得男士進(jìn)入廁所就相當(dāng)于讀者進(jìn)入臨界區(qū)。因?yàn)榭梢杂卸鄠€(gè)男士進(jìn)廁所。而保潔阿姨進(jìn)入男士廁所就相當(dāng)于寫者進(jìn)入臨界區(qū)。

假設(shè)A男士發(fā)現(xiàn)保潔阿姨不在打掃廁所，就進(jìn)入廁所。隨后B和C同時(shí)也進(jìn)入廁所。

然后保潔阿姨準(zhǔn)備打掃廁所，發(fā)現(xiàn)有男士在廁所里面，因此只能在門口等待。

ABC都離開(kāi)了廁所。保潔阿姨迅速進(jìn)入廁所打掃。然后D男士去上廁所，發(fā)現(xiàn)保潔阿姨在里面。灰溜溜的出來(lái)了在門口等著?，F(xiàn)在體會(huì)到了寫者（保潔阿姨）具有排他性，讀者（男士）可以并發(fā)進(jìn)入臨界區(qū)了吧。

既然我們?cè)试S多個(gè)讀者進(jìn)入臨界區(qū)，因此我們需要一個(gè)計(jì)數(shù)統(tǒng)計(jì)讀者的個(gè)數(shù)。同時(shí)，由于寫者永遠(yuǎn)只存在一個(gè)進(jìn)入臨界區(qū)，因此只需要一個(gè)bit標(biāo)記是否有寫進(jìn)程進(jìn)入臨界區(qū)。

所以，我們可以將兩個(gè)計(jì)數(shù)合二為一。只需要1個(gè)unsigned
int類型即可。最高位（bit31）代表是否有寫者進(jìn)入臨界區(qū)，低31位（0~30bit）統(tǒng)計(jì)讀者個(gè)數(shù)。

在這里插入圖片描述

實(shí)現(xiàn)

描述讀寫鎖只需要1個(gè)變量即可，因此我們可以定義讀寫鎖的結(jié)構(gòu)體如下。

typedef?struct?{
????????volatile?unsigned?int?lock;
}?arch_rwlock_t;

既然區(qū)分讀寫操作，因此肯定會(huì)有兩個(gè)申請(qǐng)鎖函數(shù)，分別是讀和寫。首先，我們看一下read_lock操作的實(shí)現(xiàn)。

static?inline?void?arch_read_lock(arch_rwlock_t?*rw)
{
????????unsigned?int?tmp;

????????do?{
????????????????tmp?=?rw->lock;
????????????????tmp++;????????????????????????????/*?1?*/
????????}?while(tmp?&?(1?<<?31));?????????????????/*?2?*/
????????rw->lock?=?tmp;
}

增加讀者計(jì)數(shù)，最后會(huì)更新到rw->lock中。更新rw->lock前提是沒(méi)有寫者，因此這里會(huì)判斷是否有寫者已經(jīng)進(jìn)入臨界區(qū)（判斷方法是rw->lock變量bit 31的值）。如果，有寫者已經(jīng)進(jìn)入臨界區(qū)，就在這里循環(huán)。一直等到寫者離開(kāi)。

當(dāng)讀進(jìn)程離開(kāi)臨界區(qū)的時(shí)候會(huì)調(diào)用read_unlock釋放鎖。read_unlock實(shí)現(xiàn)如下。

static?inline?void?arch_read_unlock(arch_rwlock_t?*rw)
{
????????rw->lock--;
}

遞減讀者計(jì)數(shù)即可。

讀操作看完了，我們看看寫操作是如何實(shí)現(xiàn)的。arch_write_lock實(shí)現(xiàn)如下。

static?inline?void?arch_write_lock(arch_rwlock_t?*rw)
{
????????unsigned?int?tmp;

????????do?{
????????????????tmp?=?rw->lock;
????????}?while(tmp);???????????????????????/*?1?*/
????????rw->lock?=?1?<<?31;?????????????????/*?2?*/
}

由于寫者是排他的（讀者和寫者都不能有），因此這里只有rw->lock的值為0，當(dāng)前的寫者才可以進(jìn)入臨界區(qū)。置位rw->lock的bit31，代表有寫者進(jìn)入臨界區(qū)。

當(dāng)寫進(jìn)程離開(kāi)臨界區(qū)的時(shí)候會(huì)調(diào)用write_unlock釋放鎖。write_unlock實(shí)現(xiàn)如下。

static?inline?void?arch_write_unlock(arch_rwlock_t?*rw)
{
????????rw->lock?=?0;
}

同樣由于寫者是排他的，因此只需要將rw->lock置0即可。代表沒(méi)有任何進(jìn)程進(jìn)入臨界區(qū)。

畢竟是因?yàn)橥粫r(shí)間只能有一個(gè)寫者進(jìn)入臨界區(qū)，當(dāng)這個(gè)寫者離開(kāi)臨界區(qū)的時(shí)候，肯定是意味著現(xiàn)在沒(méi)有任何進(jìn)程進(jìn)入臨界區(qū)。

以上的代碼實(shí)現(xiàn)其實(shí)會(huì)導(dǎo)致寫進(jìn)程餓死現(xiàn)象。

例如，A、B、C三個(gè)進(jìn)程進(jìn)入讀臨界區(qū)，D進(jìn)程嘗試獲得寫鎖，此時(shí)只能等待A、B、C三個(gè)進(jìn)程退出臨界區(qū)。如果在推出之前又有F、G進(jìn)程進(jìn)入讀臨界區(qū)，那么將出現(xiàn)D進(jìn)程餓死現(xiàn)象。

互斥體（mutex）

互斥體實(shí)現(xiàn)了“互相排斥”（mutual exclusion）同步的簡(jiǎn)單形式（所以名為互斥體(mutex)）。

互斥體禁止多個(gè)線程同時(shí)進(jìn)入受保護(hù)的代碼“臨界區(qū)”（critical section）。因此，在任意時(shí)刻，只有一個(gè)線程被允許進(jìn)入這樣的代碼保護(hù)區(qū)。

任何線程在進(jìn)入臨界區(qū)之前，必須獲取（acquire）與此區(qū)域相關(guān)聯(lián)的互斥體的所有權(quán)。

如果已有另一線程擁有了臨界區(qū)的互斥體，其他線程就不能再進(jìn)入其中。這些線程必須等待，直到當(dāng)前的屬主線程釋放（release）該互斥體。

什么時(shí)候需要使用互斥體呢？

互斥體用于保護(hù)共享的易變代碼，也就是，全局或靜態(tài)數(shù)據(jù)。這樣的數(shù)據(jù)必須通過(guò)互斥體進(jìn)行保護(hù)，以防止它們?cè)诙鄠€(gè)線程同時(shí)訪問(wèn)時(shí)損壞。

前文提到的semaphore在初始化count計(jì)數(shù)的時(shí)候，可以分為計(jì)數(shù)信號(hào)量和互斥信號(hào)量（二值信號(hào)量）。

mutex和初始化計(jì)數(shù)為1的二值信號(hào)量有很大的相似之處。他們都可以用做資源互斥。但是mutex卻有一個(gè)特殊的地方：只有持鎖者才能解鎖。

但是，二值信號(hào)量卻可以在一個(gè)進(jìn)程中獲取信號(hào)量，在另一個(gè)進(jìn)程中釋放信號(hào)量。如果是應(yīng)用在嵌入式應(yīng)用的RTOS，針對(duì)mutex的實(shí)現(xiàn)還會(huì)考慮優(yōu)先級(jí)反轉(zhuǎn)問(wèn)題。

原理

既然mutex是一種二值信號(hào)量，因此就不需要像semaphore那樣需要一個(gè)count計(jì)數(shù)。

由于mutex具有“持鎖者才能解鎖”的特點(diǎn)，所以我們需要一個(gè)變量owner記錄持鎖進(jìn)程。釋放鎖的時(shí)候必須是同一個(gè)進(jìn)程才能釋放。

當(dāng)然也需要一個(gè)鏈表頭，主要用來(lái)便利睡眠等待的進(jìn)程。原理和semaphore及其相似，因此在代碼上也有體現(xiàn)。

實(shí)現(xiàn)

mutex的實(shí)現(xiàn)代碼和Linux中實(shí)現(xiàn)會(huì)有差異，但是依然可以為你呈現(xiàn)設(shè)計(jì)的原理。

下面的設(shè)計(jì)代碼更像是部分RTOS中的代碼。mutex和semaphore一樣，我們需要兩個(gè)類似的結(jié)構(gòu)體分別描述mutex。

struct?mutex_waiter?{
????????struct?list_head???list;
????????struct?task_struct?*task;
};

struct?mutex?{
????long???owner;
????struct?list_head?wait_list;
};

struct mutex_waiter的list成員是當(dāng)進(jìn)程無(wú)法獲取互斥量的時(shí)候掛入mutex的wait_list鏈表。

首先實(shí)現(xiàn)申請(qǐng)互斥量的函數(shù)。

void?mutex_take(struct?mutex?*mutex)
{
????????struct?mutex_waiter?waiter;

????????if?(!mutex->owner)?{
????????????????mutex->owner?=?(long)current;???????????/*?1?*/
????????????????return;
????????}

????????waiter.task?=?current;
????????list_add_tail(&waiter.list,?&mutex->wait_list);?/*?2?*/
????????schedule();?????????????????????????????????????/*?2?*/
}

當(dāng)mutex->owner的值為0的時(shí)候，代表沒(méi)有任何進(jìn)程持有鎖。因此可以直接申請(qǐng)成功。然后，記錄當(dāng)前申請(qǐng)鎖進(jìn)程的task_struct。既然不能獲取互斥量，自然就需要睡眠等待，掛入等待鏈表。

互斥量的釋放代碼實(shí)現(xiàn)也同樣和semaphore有很多相似之處。

int?mutex_release(struct?mutex?*mutex)
{
????????struct?mutex_waiter?*waiter;

????????if?(mutex->owner?!=?(long)current)?????????????????????????/*?1?*/
????????????????return?-1;

????????if?(list_empty(&mutex->wait_list))?{
????????????????mutex->owner?=?0;??????????????????????????????????/*?2?*/
????????????????return?0;
????????}

????????waiter?=?list_first_entry(&mutex->wait_list,?struct?mutex_waiter,?list);
????????list_del(&waiter->list);
????????mutex->owner?=?(long)waiter->task;?????????????????????????/*?3?*/
????????wake_up_process(waiter->task);?????????????????????????????/*?4?*/

????????return?0;
}?

mutex具有“持鎖者才能解鎖”的特點(diǎn)就是在這行代碼體現(xiàn)。如果等待鏈表沒(méi)有進(jìn)程，那么自然只需要將mutex->owner置0，代表沒(méi)有鎖是釋放狀態(tài)。mutex->owner的值改成當(dāng)前可以持鎖進(jìn)程的task_struct。從等待進(jìn)程鏈表取出第一個(gè)進(jìn)程，并從鏈表上移除。然后就是喚醒該進(jìn)程。

end