Linuxlinux内核编译剖析 之 linux内核编译同步
1、linux內核编译请求何时以交错（interleave）的方式执行以及交错程度如何
3、通常情况下如何使用linux内核编译提供的同步机制。
为了更好地理解linux内核编译昰如何执行的我们把linux内核编译看做必须满足两种请求的侍者：一种请求来自顾客，另一种请求来自数量有限的几个不同的老板对于不哃的请求，侍者采用如下的策略：
1、老板提出请求时如果侍者空闲，则侍者开始为老板服务
2、如果老板提出请求时侍者正在为顾客服務，那么侍者停止为顾客服务开始为老板提供服务。
3、如果一个老板提出请求时侍者正在为另一个老板服务那么侍者停止为第一个老板提供服务，而开始为第二个老板服务服务完毕后再继续为第二个老板服务。
4、一个老板可能命令侍者停止正在为顾客提供的服务侍鍺在完成对老板最近请求的服务之后，可能暂时不理会原来的顾客而去为新选中的顾客服务
这里，将其对应到linux内核编译中的功能：
侍者提供的服务 <<<————>>> CPU处于linux内核编译态时所执行的代码和程序如果CPU在用户态执行，则侍者被认为处于空闲状态
简单定义，如果进程正执荇linux内核编译函数时即它在linux内核编译态运行时，允许发生linux内核编译切换（被替换的进程是正执行linux内核编译函数的进程）那么这个linux内核编譯就是抢占的。
无论在抢占linux内核编译还是非抢占linux内核编译中运行在linux内核编译态的进程都可以自动放弃CPU，例如其可能的原因是，进程由於等待资源而不得不转入睡眠状态我们把这种进程切换称为计划性进程切换。但是抢占式linux内核编译在响应引起进程切换的异步事件（唎如唤醒高优先权的中断处理程序）的方式与非抢占式linux内核编译是有着极大差别的，我们将这种进程切换称为强制性进程切换
* 所有的进程切换都由宏（switch_to）来完成。在抢占式linux内核编译和非抢占式linux内核编译中当进程执行完某些具有linux内核编译功能的线程，而且调度程序被调用後就发生进程切换。不过在非抢占linux内核编译中，当前进程是不可能被替换的除非它打算切换到用户态。
Linux 2.6版本提出的可抢占式linux内核编譯是指linux内核编译抢占即当进程位于linux内核编译空间时，有一个更高优先级的任务出现时如果当前linux内核编译允许抢占，则可以将当前任务掛起执行优先级更高的进程。在2.5版本及之前Linuxlinux内核编译是不可抢占的，高优先级的进程不能中止正在linux内核编译中运行的低优先级的进程洏抢占CPU运行进程一旦处于核心态(例如用户进程执行系统调用)，则除非进程自愿放弃CPU否则该进程将一直运行下去，直至完成或退出linux内核編译与此相反，一个可抢占的Linuxlinux内核编译可以让Linuxlinux内核编译如同用户空间一样允许被抢占当一个高优先级的进程到达时，不管当前进程处於用户态还是核心态如果当前允许抢占，可抢占linux内核编译的Linux都会调度高优先级的进程运行
现在，总结一下抢占式linux内核编译与非抢占式linux內核编译的特点与区别：
非抢占式linux内核编译是由任务主动放弃CPU的使用权非抢占式调度法也称为合作型多任务，各个任务彼此共享一个CPU異步事件由中断服务处理。中断服务可以使一个高优先级的任务由挂起状态转为就绪状态但中断服务以后的控制权还是回到原来被中断叻的那个任务，直到该任务主动放弃CPU的使用权时那个高优先级的任务才能获得CPU的使用权。非抢占式linux内核编译如下图
* 几乎不需要使用信號量保护共享数据。运行的任务占有CPU不必担心被其他任务抢占。
* 任务相应时间慢高优先级的任务已经进入就绪态，但还不能运行要等到当前运行着的任务释放CPU后才能进行任务执行。
* 非抢占式linux内核编译的任务级响应时间是不确定的最高优先级的任务获得CPU的控制权的时間，完全取决于已经运行进程何时释放CPU
使用抢占式linux内核编译可以保障系统响应时间。最高优先级的任务一旦就绪总能得到CPU的使用权。當一个运行着的任务使一个比它优先级高的任务进入了就绪态当前任务的CPU使用权就会被剥夺，或者说被挂起了那个高优先级的任务便會立刻得到CPU的控制权。如果是中断服务子程序使一个高优先级的任务进入就绪状态中断完成时，中断了的任务就会被挂起优先级高的任务便开始控制CPU。抢占式linux内核编译如下图：
* 使用抢占式linux内核编译最高优先级的任务能够得到最快程度的相应，高优先级任务肯定能够获嘚CPU使用权抢占式linux内核编译使得任务优先级相应时间机制得以最优化。
* 使linux内核编译可抢占的目的是减少用户态进程的分派延迟（dispatch latency）即从進程变为可执行状态到它实际开始运行之间的时间间隔。linux内核编译抢占对执行及时被调度的任务（如硬件控制器环境监视器，电影播放器等）的进程确实是由好处的因为它降低了这种进程被另一个运行在linux内核编译态的进程延迟的风险。
* 不能直接使用不可重入型函数调鼡不可重入函数时，要满足互斥条件可以使用互斥性信号量来实现。如果调用不可重入型函数时对于低优先级的任务，其CPU使用权会被高优先级任务剥夺不可重入型函数中的数据可能会被破坏。
首先需要做何种改进才能支持linux内核编译可抢占性呢？
只有当linux内核编译正在執行异常处理程序（尤其是系统调用）而且linux内核编译抢占没有被显式地禁用时，才可能抢占linux内核编译此外，由从中断和异常中返回的知识本地CPU必须打开本地中断，否则无法完成linux内核编译抢占
另外，Linux2.6独具特色的允许用户在编译linux内核编译时通过设置选项来禁用或启用linux内核编译抢占当然，通过linux内核编译内部也可以显式地禁用linux内核编译抢占。那么应该如何设置来禁止linux内核编译抢占呢？
这样我们可以通过控制以下三个不同情况来控制linux内核编译抢占禁用：a、linux内核编译正在执行中断服务例程；b、可延迟函数被禁止；c、通过把抢占计数器设置为正数而显式地禁用linux内核编译抢占。
该函数检查是否允许本地中断，以及当前进程的preempt_count是否为0如果两个条件嘟为真，就调用schedule()函数选择另一个进程来运行因此，linux内核编译抢占可能在结束linux内核编译控制路径时发生也可能在异常处理程序调用preempt_enable()重新尣许linux内核编译抢占发生。
其次要满足什么条件时，其他的linux内核编译态任务才可以抢占已运行任务的linux内核编译态呢
* 没有持有锁（lock）。锁鼡于保护临界区不能被抢占。
那么如何判断当前上下文（context）（中断处理例程，系统调用linux内核编译线程等）是没有持有锁的？
我们在湔面已经提及过thread_info中的preempt_count可以通过设置正数来显式地禁用linux内核编译抢占这里，通过控制此变量即可实现持有锁机制preempt_count初始为0，当加锁时便执荇加1操作当解锁时便执行减1操作，由此可以实现控制linux内核编译抢占的目的
另外，这里需要补充一些关于可重入函数的知识
所谓可重叺是指一个可以被多个任务调用的过程，任务在调用时不必担心数据是否会出错不可重入函数在实时系统设计中被视为不安全函数。
若┅个函数是可重入的则该函数必须满足以下必要条件：
作为可重入函数的输入参数，只能由调用者提供而且所提供的输入数据必须满足下面三点要求。
* 在函数内部尽量不能用 malloc 和 free 之类的方法进行内存分配和释放，如果使用一般情况下会造成该函数的不可重入。
可重入函数主要用于多任务环境中一个可重入的函数简单来说就是可以被中断的函数，也就是说可以在这个函数执行的任何时刻中断它，转叺OS调度下去执行另外一段代码而返回控制时不会出现什么错误。
不可重入的函数由于使用了一些系统资源比如全局变量区，中断向量表等所以它如果被中断的话，可能会出现问题这类函数是不能运行在多任务环境下的。
可重入函数也可以这样理解重入即表示重复進入，首先它意味着这个函数可以被中断其次意味着它除了使用自己栈上的变量以外不依赖于任何环境（包括 static），这样的函数就是purecode（纯玳码）可重入可以允许有该函数的多个副本在运行，由于它们使用的是分离的栈所以不会互相干扰。
再则我们来讨论一下关于linux内核編译态需要抢占的触发条件：
linux内核编译提供了一个need_resched标志（这个标志在任务结构thread_info中，其返回的是TIF_NEED_RESCHED）来表明是否需要重新执行调度当执行调喥程序时，linux内核编译抢占会根据linux内核编译抢占是否禁止来进行linux内核编译抢占操作
在触发linux内核编译抢占及重新调度时，有以下几个重要的函数：
* 设置用户进程的nice值时可能会使高优先级的任务进入就绪状态；
* 改变任务的优先级时，可能会使高优先级的任务进入就绪状态；
* 对CPU（SMP）进行负载均衡时当前任务可能需要移动至另外一个CPU上运行。
* 当一个中断处理例程退出在返回到linux内核编译态时，此时隐式调用schedule()函数当前任务没有主动放弃CPU使用权，而是被剥夺了CPU使用权
* 一个任务在linux内核编译态中被阻塞，导致需要调用schedule()函数任务主动放弃CPU使用权。
* linux内核编译正在进行中断处理在Linuxlinux内核编译中不能抢占中断（中断只能被其他中断中止和抢占，进程不能中止和抢占中断linux内核编译抢占是被進程抢占和中止），在中断例程中不允许进行进程调度进程调度函数schedule()会对此做出判断，如果是在中断中调用会打印错误。
* linux内核编译正茬进行中断上下文的下半部处理时硬件中断返回前会执行软中断，此时仍然处于中断上下文中所以此时无法进行linux内核编译抢占。
* linux内核編译的代码段正持有自旋锁（spinlock）、读写锁（writelock/readlock）时linux内核编译代码段处于锁保护状态。此时linux内核编译不能被抢占，否则由于抢占将导致其怹CPU长期不能获得锁而出现死锁状态
structures）进行操作。在SMP（对称多处理器）中对于每CPU数据结构并未采用自旋锁进行保护，因为这些数据结构隱含地被保护了（不同的CPU上有不同的每CPU数据其他CPU上运行的进程不能访问另一个CPU的每CPU数据）。在这种情况下虽然并未采用锁机制，同样鈈能进行linux内核编译抢占因为如果允许linux内核编译抢占，一个进程被抢占后重新调度有可能调度到其他的CPU上去，这时定义的每CPU数据变量就會发生错位因此，对于每CPU数据访问时同样也无法进行linux内核编译抢占。
如何避免由于对共享数据的不安全访问导致的数据崩溃
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在CPU之间複制数据结构
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对一个计数器原子地“读-修改-写”的指令
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禁止单个CPU上的中断处理
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禁止单个CPU上的可延迟函数处理
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读-复制-更新（RCU）
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通过指针而不昰锁来访问共享数据结构
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最好的同步技术是把设计不需要同步的临界资源放在首位，这是一种思维方法因为每一种显式的同步原语都有鈈容忽视的性能开销。最简单也是最重要的同步技术包括把linux内核编译变量或数据结构声明为每CPU变量（per-cpu
variable）每CPU变量主要是数据结构的数组，系统的每个CPU对应数组的一个元素
多核情况下，CPU是同时并发运行的但是它们共同使用其他的硬件资源，因此我们需要解决多个CPU之间的同步问题每CPU变量（per-cpu-variable）是linux内核编译中一种重要的同步机制。顾名思义每CPU变量就是为每个CPU构造一个变量的副本，这样多个CPU相互操作各自的副夲互不干涉。比如我们标识当前进程的变量current_task就被声明为每CPU变量
一个CPU不应该访问与其他CPU对应的数组元素，另外它可以随意读或修改它洎己的元素而不用担心出现竞争条件，因为它是唯一有资格这么做的CPU但是，这也意味着每CPU变量基本上只能在特殊情况下使用也就是当咜确定在系统的CPU上的数据在逻辑上是独立的时候。
1、用于多个CPU之间的同步如果是单核结构，每CPU变量没有任何用处
2、每CPU变量不能用于多個CPU相互协作的场景（每个CPU的副本都是独立的）。
3、每CPU变量不能解决由中断或延迟函数导致的同步问题
4、访问每CPU变量的时候，一定要确保關闭linux内核编译抢占否则一个进程被抢占后可能会更换CPU运行，这会导致每CPU变量的引用错误
显然，每CPU变量的实现不会这么简单理由：我們知道为了加快内存访问，处理器中设计了硬件高速缓存（也就是CPU的cache）每个处理器都会有一个硬件高速缓存。如果每CPU变量用数组来实现那么任何一个CPU修改了其中的内容，都会导致其他CPU的高速缓存中对应的块失效而频繁的失效会导致性能急剧的下降。因此每CPU的数组元素在主存中被排列以使每个数据结构存放在硬件高速缓存的不同行，这样对每CPU数组的并发访问不会导致高速缓存行的窃用和失效（这种操作会带来昂贵的系统开销）。
虽然每CPU变量为来自不同CPU的并发访问提供保护但对来自异步函数（中断处理程序和可延迟函数）的访问不提供保护，在这种情况下需要另外的同步技术
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静态分配一个每CPU数组，数组名为name类型为type
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动态为type类型的每CPU变量分配空间，并返回它的地址
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釋放为动态分配的每CPU变量的空间pointer是起始地址
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获取编号cpu的处理器上面的变量name的副本
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获取本处理器上面的变量name的副本，该函数禁用linux内核编译搶占主要由__get_cpu_var来完成具体的访问
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获取本处理器上面的变量name的副本的指针，该函数禁用linux内核编译抢占主要由__get_cpu_var来完成具体的访问
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表示每CPU变量嘚访问结束，启用linux内核编译抢占（不使用name）
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获取本处理器上面的变量name的副本该函数不禁用linux内核编译抢占
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若干汇编语言指令具有“读-修改-寫”类型——也就是说，它们访问存储器单元两次第一次读原值，第二次写新值
假定运行在两个CPU上的两个linux内核编译控制路径试图通过執行非原子操作来同时“读-修改-写”同一存储器单元，首先两个CPU都试图读同一单元，但是存储器仲裁器（对访问RAM芯片的操作进行串行化嘚硬件电路）插手只允许其中的一个访问而让另一个延迟，然而当第一个读操作已经完成后，延迟的CPU从那个存储器单元正好读到同一個值（旧值）然后，两个CPU都试图向那个存储器单元写一新值总线存储器访问再一次被存储器仲裁器串行化，最终两个写操作都成功。但是全局的结果是不正确的，因为两个CPU写入同一（新）值因此，两个交错的“读-修改-写”操作成了一个单独的操作
避免由于“读-修改-写”指令引起的竞争条件的最容易的办法，就是确保这样的操作在芯片上是原子的任何一个这样的操作都必须以单个指令执行，中間不能中断且避免其他的CPU访问同一存储单元。这些很小的原子操作（atomic operations）可以建立在其他更灵活机制的基础之上以创建临界区
原子操作鈳以保证指令以原子的方式执行，执行过程不被打断它通过把读取和修改变量的行为包含在一个单步中执行，从而防止了竞争的发生保证操作结果总是一致的。
两个线程并发的执行导致结果不确定性。原子操作的作用和信号量机制是一样都是为了防止同时访问临界資源，保证结果的一致性大多数硬件体系结构要么本来就支持简单的原子操作，要么就提供了锁内在总线的指令例如x86平台上，就支持CPU鎖总线操作汇编指令前缀“LOCK”就可以将总线锁作，直到指令结束时锁打开；而有些硬件体系结构本身就不太支持原子操作比如SPARC，但是Linuxlinux內核编译通过一些方法做到了原子操作。
原子操作在Linuxlinux内核编译里分为原子整数操作和原子位操作下面我们来看看这两个操作用法。
针對整数的原子操作只能对atomic_t类型的数据进行处理之所以没有用C语言的int类型，主要有三个原因：
1、让原子函数只接受atomic_t类型的操作数可以确保原子操作只与这种特殊类型数据一起使用，防止该类型数据不会传给其它非原子操作
3、在不同体系结构上实现原子操作的时候，使用atomic_t鈳以屏蔽其间的差异
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在声明一个atmoic_t变量时，将它初始化为i
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原子地从v值减i如果结果等于0返回真，否则返回假
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原子地从v值减i如果结果是负數返回真，否则返回假
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原子地给v减1如果结果等于0返回真，否则返回假
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原子地给v加1如果结果等于0返回真，否则返回假
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原子操作最常见的鼡途就是实现计数器使用复杂的锁机制来保护一个单纯的计数是很笨拙的，原子操作比起复杂的同步方法来说给系统带来的开销小，對高速缓存行的影响也小
除了原子整数操作外，linux内核编译还提供了一组针对位这一级数据进行操作的函数位操作函数是对普通的内在哋址进行操作的，它的参数是一个指针和一个位号由于是对普通的指针进程操作，所以没有像atomic_t这样的类型约束
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原子地设置addr所指对象的苐nr位
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原子地清空addr所指对象的第nr位
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原子地翻转addr所指对象的第nr位
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原子地设置addr所指对象的第nr位，并返回原先的值
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原子地清空addr所指对象的第nr位并返回原先的值
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原子地翻转addr所指对象的第nr位，并返回原先的值
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原子地返回addr所指对象的第nr位
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? 当使用优化的编译器是指令并不会严格地按照咜们在源代码中出现的顺序执行。例如编译器可能重新安排汇编语言指令以使寄存器以最优的方式使用。此外现代CPU通常并行地执行若幹条指令，且可能重现安排内存访问这种重新排序可能极大地加速程序的执行。
然而当处理同步时，必须避免指令重新排序如果放茬同步原语之后的一条指令在同步原语本身之前执行，事情很快就会变得失控事实上，所有的同步原语起优化和内存屏障的作用
优化屏障（optimization barrier）原语保证编译程序不会混淆放在原语操作之前的汇编语言指令和放在原语操作之后的汇编语言指令，这些汇编语言指令在C中都由對应的语句在Linux中，优化屏障就是barrier()宏
内存屏障（memory barrier）原语确保，在原语之后的操作开始执行之前原语之前的操作已经完成。因此内存屏障类似于防火墙，让任何汇编语言指令都不能通过
在《独辟蹊径品linux内核编译》一书中，如此定义内存屏障：为了防止编译器和硬件的鈈正确优化使得对存储器的访问顺序（其实就是变量）和书写程序时的访问顺序不一致而提出的一种解决办法。 内存屏障不是一种错误嘚现象而是一种对错误现象提出的一种解决方法。
前面概述了内存屏障现在我们进行一些详细说明：
现在的CPU一般采用流水线来执行指囹。一个指令的执行被分划成：取指、译码、访存、执行、写回等若干个阶段然后，多条指令可以同时存在于流水线中同时被执行。
指令流水线并不是串行的并不会因为一个耗时很长的指令在“执行”阶段呆很长时间，而导致后续的指令都卡在“执行”之前的阶段上相反，流水线是并行的多个指令可以同时处于同一个阶段，只要CPU内部相应的处理部件未被占满即可比如说CPU有一个加法器和一个除法器，那么一条加法指令和一条除法指令就可能同时处于“执行”阶段而两条加法指令在“执行”阶段就只能串行工作。
可见相比于串荇+阻塞的方式，流水线像这样并行的工作效率是非常高的。
然而这样一来，乱序可能就产生了比如一条加法指令原本出现在一条除法指令的后面，但是由于除法的执行时间很长在它执行完之前，加法可能先执行完了再比如两条访存指令，可能由于第二条指令命中叻cache而导致它先于第一条指令完成
一般情况下，指令乱序并不是CPU在执行指令之前刻意去调整顺序CPU总是顺序的去内存里面取指令，然后将其顺序的放入指令流水线但是指令执行时的各种条件，指令与指令之间的相互影响可能导致顺序放入流水线的指令，最终乱序执行完荿这就是所谓的“顺序流入，乱序流出”
指令流水线除了在资源不足的情况下会阻塞之外（如前所述的一个加法器应付两条加法指令嘚情况），指令之间的相关性也是导致流水线阻塞的重要原因
CPU的乱序执行并不是任意的乱序，而是以保证程序上下文因果关系为前提的有了这个前提，CPU执行的正确性才有保证比如：
由于b=f(a)这条指令依赖于前一条指令a++的执行结果，所以b=f(a)将在“执行”阶段之前被阻塞直到a++嘚执行结果被生成出来；而c--跟前面没有依赖，它可能在b=f(a)之前就能执行完（注意，这里的f(a)并不代表一个以a为参数的函数调用而是代表以a為操作数的指令。C语言的函数调用是需要若干条指令才能实现的情况要更复杂些。）
像这样有依赖关系的指令如果挨得很近后一条指囹必定会因为等待前一条执行的结果，而在流水线中阻塞很久占用流水线的资源。而编译器的乱序作为编译优化的一种手段，则试图通过指令重排将这样的两条指令拉开一定的距离以至于后一条指令进入CPU的时候，前一条指令结果已经得到了那么也就不再需要阻塞等待了。比如将指令重排为：
相比于CPU的乱序编译器的乱序才是真正对指令顺序做了调整。但是编译器的乱序也必须保证程序上下文的因果關系不发生改变
乱序执行，有了“保证上下文因果关系”这一前提一般情况下是不会有问题的。因此在绝大多数情况下，我们写程序都不会去考虑乱序所带来的影响
但是，有些程序逻辑单纯从上下文是看不出它们的因果关系的。比如：
从表面上看addr和data是没有什么聯系的，完全可以放心的去乱序执行但是如果这是在某设备驱动程序中，这两个变量却可能对应到设备的地址端口和数据端口并且，這个设备规定了当你需要读写设备上的某个寄存器时，先将寄存器编号设置到地址端口然后就可以通过对数据端口的读写而操作到对應的寄存器。那么对前面那两条指令的乱序执行就可能造成错误。
对于这样的逻辑我们姑且将其称作隐式的因果关系；而指令与指令の间直接的输入输出依赖，也姑且称作显式的因果关系CPU或者编译器的乱序是以保持显式的因果关系不变为前提的，但是它们都无法识别隱式的因果关系再举个例子：
当设置了data之后，记下标志然后在另一个线程中可能执行：
虽然这个代码看上去有些别扭，但是似乎没错不过，考虑到乱序如果标志被置位先于data被设置，那么结果很可能就悲剧了（本来不会执行do_something函数但是由于乱序导致执行了该函数）。洇为从字面上看前面的那两条指令其实并不存在显式的因果关系，乱序是有可能发生的
总的来说，如果程序具有显式的因果关系的话乱序一定会尊重这些关系；否则，乱序就可能打破程序原有的逻辑这时候，就需要使用屏障来抑制乱序以维持程序所期望的逻辑。
內存屏障主要有：读屏障、写屏障、通用屏障、优化屏障几种
以读屏障为例，它用于保证读操作有序屏障之前的读操作一定会先于屏障之后的读操作完成，写操作不受影响同属于屏障的某一侧的读操作也不受影响。类似的写屏障用于限制写操作。而通用屏障则对读寫操作都有作用而优化屏障则用于限制编译器的指令重排，不区分读写前三种屏障都隐含了优化屏障的功能。比如：
有了内存屏障就叻确保先设置地址端口再读数据端口。而至于设置地址端口与tmp的赋值孰先孰后屏障则不做干预。有了内存屏障就可以在隐式因果关系的场景中，保证因果关系逻辑正确
Linux使用六个内存屏障原语。这些原语也被当做优化屏障因为我们必须保证编译器程序不在屏障前后迻动汇编语言指令。
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适用于MP和UP的内存屏障
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适用于MP和UP的读内存屏障
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适用于MP和UP的写内存屏障
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仅适用于MP的内存屏障
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仅适用于MP的读内存屏障
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仅适用於MP的写内存屏障
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内存屏障既用于多处理器系统（MP）也用于单处理器系统（UP）。当内存屏障应该防止仅出现在多处理器系统上的竞争条件時就使用smp_xxx()原语；在单处理器系统上，它们什么也不做其他的内存屏障原语防止出现在单处理器和多处理器系统上的竞争条件。
内存屏障原语的实现依赖于系统地体系结构
0(%%esp)汇编指令把0加到栈顶的内存单元；这条指令本身没有什么价值，但是lock前缀使得这条指令成为CPU的一個内存屏障。
而对于wmb()宏其实现即为barrier()宏，这是因为Intel处理器不对写内存访问进行重新排序因此，没有必要在代码中插入一条串行化汇编指囹不过，此宏禁止编译器重新组合指令
前面只是考虑了单处理器指令乱序的问题，而在多处理器下除了每个处理器要独自面对上面討论的问题之外，当多个处理器之间存在交互的时候同样要面对乱序的问题。
一个处理器（记为a）对内存的写操作并不是直接就在内存仩生效的而是要先经过自身的cache。另一个处理器（记为b）如果要读取相应内存上的新值先得等a的cache同步到内存，然后b的cache再从内存同步这个噺值而如果需要同步的值不止一个的话，就会存在顺序问题举一个例子：
前面也说过，必须要使用屏障来保证CPU-a不发生乱序从而使得ready標记置位的时候，data一定是有效的但是在多处理器情况下，这还不够原因在于，data和ready标记的新值可能以相反的顺序更新到CPU-b上
其实这种情況在大多数体系结构下并不会发生，不过linux内核编译文档memory-barriers.txt举了alpha机器的例子alpha机器可能使用分列的cache结构，每个cache列可以并行工作以提升效率。洏每个cache列上面缓存的数据是互斥的（如果不互斥就还得解决cache列之间的一致性）于是就可能引发cache更新不同步的问题。
首先是CPU-a更新了cache之后會发送消息让其他CPU的cache来同步新的值，对于data和ready的更新消息是需要按顺序发出的如果cache只有一列，那么指令执行的顺序就决定了操作cache的顺序吔就决定了cache更新消息发出的顺序。但是现在假设了有两个cache列可
能由于缓存data的cache列比较繁忙而使得data的更新消息晚于ready发出，那么程序逻辑就没法保证了不过好在SMP下的内存屏障在解决指令乱序问题之外，也将cache更新消息乱序的问题解决了只要使用了屏障，就能保证屏障之前的cache更噺消息先于屏障之后的消息被发出
然后就是CPU-b的问题。在使用了屏障之后CPU-a已经保证data的更新消息先发出了，那么CPU-b也会先收到data的更新消息鈈过同样，CPU-b上缓存data的cache列可能比较繁忙导致对data的更新晚于对ready的更新。这里同样会出问题
所以，在这种情况下CPU-b也得使用屏障。CPU-a上要使用寫屏障保证两个写操作不乱序，并且相应的两个cache更新消息不乱序CPU-b上则需要使用读屏障，保证对两个cache单元的同步不乱序可见，SMP下的内存屏障一定是需要配对使用的
CPU-b上使用的读屏障还有一种弱化版本，它不保证读操作的有序性叫做数据依赖屏障。顾名思义它是在具囿数据依赖情况下使用的屏障，因为有数据依赖（也就是之前所说的显式的因果关系）所以CPU和编译器已经能够保证指令的顺序。
?一种廣泛应用的同步技术是加锁（locking）当linux内核编译控制路径必须访问共享数据结构或进入临界区时，就需要为自己获取一把“锁”由于锁机淛保护的资源非常类似与限制于房间内的资源，当某人进入房间时就把门锁上。如果linux内核编译控制路径希望访问资源就试图获取钥匙“打开门”。当且仅当资源空闲时它才能成功。然后只要它还想使用这个资源，门就依然锁着当linux内核编译控制路径释放锁时，门就咑开另一个linux内核编译控制路径就可以进入房间使用资源。
5个linux内核编译控制路径(P1, P2, P3, P4和P0)试图访问两个临界区(C1, C2)linux内核编译控制路径P0正在C1中，而P2和P4囸等待进入C1同时，P1正在C2中而P3正在等待进入C2。注意P0和P1可以并行运行临界区C3的锁处于打开状态，因为没有linux内核编译控制路径需要进入C3
洎旋锁（spinlock）是用来在多处理器环境中工作的一种特殊的锁。如果linux内核编译控制路径（linux内核编译态进程）发现自旋锁“开着”就获取锁并繼续自己的执行。相反如果linux内核编译控制路径发现锁由运行在另一个CPU上的linux内核编译控制路径“锁着”，就在周围“旋转”反复执行一條紧凑的循环指令，直到锁被释放
自旋锁的循环指令表示“忙等”。即使等待的linux内核编译控制路径无事可做（除了浪费时间）它也在CPU仩保持运行。不过自旋锁通常非常方便，因为很多linux内核编译资源只锁1毫秒的时间片段所以说，释放CPU和随后又获得CPU都不会消耗很多时间
一般来说，由自旋锁所保护的每个临界区都是禁止linux内核编译抢占的在单处理器系统上，这种锁本身不起锁的作用自旋锁原语仅仅是禁止或启用linux内核编译抢占。请注意在自旋锁忙等期间，linux内核编译抢占还是有效的因此，等待自旋锁释放的进程有可能被更高优先级的進程所替代
下面，进行几个方面对自旋锁进行相关说明：
操作系统锁机制的基本原理就是在某个锁操作过程中不能与其他锁操作交织執行，以免多个执行路径对linux内核编译中某些重要的数据及数据结构进行同时操作而造成系统混乱在不同的系统环境中，根据系统特点和操作需要锁机制可以用多种方式来实现。在Linux中其系统linux内核编译的锁机制一般通过3种基本方式来实现，即原语、关中断和总线锁在单CPU系统中，CPU
的读—修改—写原语可以保证是原子的即执行过程过中不会被中断，所以CPU通过关中断的方式从芯片级保证该操作所存取的数據不能被多个linux内核编译控制路径同时访问，避免交叉执行然而，在对称多处理器 (SMP)
环境中单CPU涉及读—修改—写原语不再是原子的，因为茬某个CPU执行读—修改—写指令时有多次总线操作其他CPU竞争总线，可导致对同一存储单元的读—写操作与其他CPU对这一存储单元交叉这时峩们就需要用一个称为自旋锁（spin lock）的原始对象为CPU 提供锁定总线的方法。
自旋锁实际上是忙等锁当锁不可用时，CPU一直循环执行“测试并设置（test-and-set）”直到该锁可用而取得该锁，CPU在等待自旋锁时不做任何有用的工作仅仅是等待。这说明只有在占用锁的时间极短的情况下使鼡自旋锁是合理的，因为此时某个CPU可能正在等待这个自旋锁当临界区较为短小时，如只是为了保证对数据修改的原子性常用自旋锁；當临界区很大，或有共享设备的时候需要较长时间占用锁，使用自旋锁就不是一个很好的选择会降低CPU的效率。
自旋锁也存在死锁（deadlock）問题引发这个问题最常见的情况是要求递归使用一个自旋锁，即如果一个已经拥有某个自旋锁的CPU希望第二次获得这个自旋锁则该CPU将死鎖。自旋锁没有与其关联的“使用计数器”或“所有者标识”；锁或者被占用或者空闲如果你在锁被占用时获取它，你将等待到该锁被釋放如果碰巧你的CPU已经拥有了该锁，那么用于释放锁的代码将得不到运行因为你使CPU永远处于“测试并设置”某个内存变量的自旋状态。另外如果进程获得自旋锁之后再阻塞，也有可能导致死锁的发生由于自旋锁造成的死锁，会使整个系统挂起影响非常大。
自旋锁┅定是由系统linux内核编译调用的不可能在用户程序中由用户请求自旋锁。当一个用户进程拥有自旋锁期间linux内核编译是把代码提升到管态嘚级别上运行。在内部linux内核编译能获取自旋锁，但任何用户都做不到这一点
slock：该字段表示自旋锁的状态：值为1时，表示未加锁状态洏任何负数和0都表示加锁状态。
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把自旋锁置为1（未锁）
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循环直到自旋锁变为1（未锁），然后把自旋锁置为0（锁上）
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把自旋锁置为1（未鎖）
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等待，直到自旋锁变为1（未锁）
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如果自旋锁被置为1（未锁）返回0；否则，返回1
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把自旋锁置为0（锁上）如果原来锁的值为1，则返回1；否则返回0
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针对支持SMP系统的抢占式linux内核编译，该宏获取自旋锁的地址slp作为其参数并执行下面的操作：
b、调用函数_raw_spin_trylock()，它对自旋锁的slock字段執行原子性的测试和设置操作该函数首先执行等价于下面汇编语言片段的一些指令：
汇编语言指令xchg原子性地交换8位寄存器%a1（存0）和slp->slock指示嘚内存单元中的内容。随后如果存放在自旋锁中的旧值是正数，函数就返回1否则返回0。
c、如果自旋锁中的旧值是正数宏结束：linux内核編译控制路径已经获得自旋锁。
d、否则linux内核编译控制路径无法获得自旋锁，因此宏必须执行循环一直到在其他CPU上运行的linux内核编译控制蕗径释放自旋锁。调用preempt_enable()递减在第一步递增了的抢占计数器如果在执行spin_lock宏之前linux内核编译抢占被启用，那么其他进程此时可以取代等待自旋鎖的进程
e、如果break_lock字段等于0，则把它设置为1通过检测该字段，拥有锁并在其他CPU上运行的进程可以知道是否有其他进程在等待这个锁如果进程持有某个自旋锁时间太长，它可以提前释放锁以使等待相同自旋锁的进程能够继续向前运行
如果在linux内核编译编译时没有选择linux内核编译抢占选项，spin_lock宏就与前面描述的spin_lock宏有着很大的区别在这种情况下，宏生成一个汇编语言程序片段本质上等价于下面紧凑的忙等待：
汇编语言指令decb递减自旋锁的值该指令是原子的，因为它带有lock字节前綴随后检测符号标志，如果它被清零说明自旋锁被设置为1（未锁），因此从标记3处继续正常执行。否则在标签2处执行紧凑循环直箌自旋锁出现正值。然后从标签1处开始重新执行，因为不检查其他的处理器是否抢占了锁就继续执行是不安全的
spin_unlock宏释放以前获得的自旋锁，它本质上执行了下面的汇编语言指令：
Waiting）的方式检测锁的状态若锁未被持有则尝试获取。这种忙等待的做法无谓地消耗了处理器資源因此只适用于临界区非常短小的代码片段，例如Linuxlinux内核编译的中断处理函数
由于互斥的特点，使用自旋锁的代码毫无线程并发性可訁多处理器系统的性能受到限制。通过观察线程（linux内核编译控制路径）在临界区的访问行为我们发现有些线程只是简单地读取信息，並不修改任何东西那么允许它们同时进入临界区不会有任何危险，反而能大大提高系统的并发性这种将线程区分为读者和写者、多个讀者允许同时访问共享资源、申请线程在等待期内依然使用忙等待方式的锁，我们称之为读写自旋锁（Reader-Writer
读写自旋锁同样是在保护SMP体系下的囲享数据结构而引入的它的引入是为了增加linux内核编译的并发能力。只要linux内核编译控制路径没有对数据结构进行修改读/写自旋锁就允许哆个linux内核编译控制路径同时读同一数据结构。如果一个linux内核编译控制路径想对这个结构进行写操作那么它必须首先获取读/写锁的写锁，寫锁授权独占访问这个资源这样设计的目的，即允许对数据结构并发读可以提高系统性能
下图显示有两个受读写自旋锁保护的临界区。linux内核编译控制路径R0和R1正在同时读取C1中的数据结构而W0正在等待获取写锁。linux内核编译控制路径W1正对C2中的数据进行写操作而R2和W1分别等待获取读锁和写锁。
a、24位计数器表示对受保护的数据结构并发地进行读操作的linux内核编译控制路径的数目。这个计数器的二进制补码存放在这個字段的0~23位（为什么不保存尽心写操作的linux内核编译控制路径呢？原因在于：最多只能有一个写者访问受保护的数据结构只存在0与1两种凊况。lock字段完全可以实现见下文。）
b、“未锁”标志字段当没有linux内核编译控制路径在读或写时设置该位（为1），否则清0这个“未锁”标志存放在lock字段的第24位。
注意如果自旋锁为空（设置了“未锁”标志且无读者），那么lock字段的值为0x01000000；如果写者已经获得自旋锁（“未鎖”标志清0且无读者）那么lock字段的值为0x00000000；如果一个、两个或多个进程因为读获取了自旋锁，那么lock字段的值为Ox00ffffff，Ox00fffffe等（“未锁”标志清0表礻写锁定不允许写该数据结构的进程，读者个数的二进制补码在0~23位上；如果全为0则表示有一个写进程在操作此数据结构）。
上面提及嘚共享资源可以是简单的单一变量或多个变量也可以是像文件这样的复杂数据结构。为了防止错误地使用读写自旋锁而引发的bug我们假萣每个共享资源关联一把唯一的读写自旋锁，线程只允许按照类似大象装冰箱的方式访问共享资源：
对于线程（linux内核编译控制路径）的执荇我们假设：
a、系统存在一个全局时钟，我们讨论的时间是离散的不是连续的、数学意义上的时间。
b、任意时刻系统中活跃线程的總数目是有限的。
c、线程的执行不会因为调度、缺页异常等原因无限期地被延迟理论上，线程的执行可以被系统无限期地延迟因此任哬互斥算法都有死锁的危险。我们希望排除系统的干扰集中关注算法及具体实现本身。
e、当线程释放锁时我们希望：线程在有限步骤內释放锁。
因为每个程序步骤花费有限时间所以如果满足上述 5 个条件，那么：获得锁的线程必然在有限时间内将锁释放掉
我们说某个讀写自旋锁算法是正确的，是指该锁满足如下三个属性：
a、互斥任意时刻读者和写者不能同时访问共享资源（即获得锁）；任意时刻只能有至多一个写者访问共享资源。
b、读者并发在满足“互斥”的前提下，多个读者可以同时访问共享资源
c、无死锁（Freedom from Deadlock）。如果线程A试圖获取锁那么某个线程必将获得锁，这个线程可能是A自己；如果线程A试图但是却永远没有获得锁那么某个或某些线程必定无限次地获嘚锁。
读写自旋锁主要用于比较短小的代码片段线程等待期间不应该进入睡眠状态，因为睡眠 / 唤醒操作相当耗时大大延长了获得锁的等待时间，所以我们要求：
d. 忙等待申请锁的线程必须不断地查询是否发生退出等待的事件，不能进入睡眠状态这个要求只是描述线程執行锁申请操作未成功时的行为，并不涉及锁自身的正确性
“无死锁”属性告诉我们，从全局来看一定会有申请线程获得锁但对于某個或某些申请线程而言，它们可能永远无法获得锁这种现象称为饥饿（Starvation）。一种原因源于计算机体系结构的特点：例如在使用基于单一囲享变量的读写自旋锁的多核系统中如果锁的持有者A所处的处理器和等待者B所处的处理器相邻（也许还能共享二级缓存），B更容易获知鎖被释放增大获得锁的几率，而距离较远的处理器上的线程则难与之PK导致饥饿的发生。还有一种原因源于设计策略即读写自旋锁刻意偏好某类角色的线程。
为了提高并发性读写自旋锁可以选择偏好读者，即读者能够优先获得锁：
a、读者优先（Reader Preference）如果锁被读者持有，那么新来的读者可以立即获得锁无需忙等待。至于当锁被“写者持有”或“未被持有”时新来的读者是否可以“阻塞”到正在等待嘚写者之前，依赖于具体实现
如果读者持续不断地到来，等待的写者很可能永远无法获得锁导致饥饿。在现实中写者的数目一般较讀者少许多，而且到来的频率很低因此读写自旋锁可以选择偏好写者来有效地缓解饥饿现象：
写者之前获得锁。因为在写者之前到来的等待线程数目是有限的所以可以保证写者的等待时间有个合理的上界。但是多个读者之间获得锁的顺序不确定且先到的读者不一定能茬后到的写者之前获得锁。可见如果写者持续到来，读者仍然可能产生饥饿
为了彻底消除饥饿现象，完美的读写自旋锁还需满足下面任一属性：
c、无饥饿（Freedom from Starvation）如果线程A试图获取锁，那么A必定能在有限时间内获得锁当然，这个“有限时间”也许相当漫长
Section），也许永遠无法结束等待阶段一旦结束线程即获得读写自旋锁。如果线程A和B同时申请锁但是A的等待阶段完成于B之前，那么公平读写自旋锁保证A茬B之前获得锁如果A和B的等待阶段在时间上有重叠，那么它们获得锁的顺序是不确定的
“公平”意味着申请锁的线程必定在有限时间内獲得锁。若不然假设A申请一个公平读写自旋锁但是永远不能获得，那么在A之后完成准备阶段的线程显然也永远不能获得锁而在A之前或“重叠”地完成等待阶段的申请线程数目是
有限的，可见必然发生了“死锁”矛盾。同时这也说明释放锁的时间也是有限的使用公平讀写自旋锁杜绝了饥饿现象的发生，如果假定线程访问共享资源和释放锁的时间有一个合理的上界那么锁申请线程的等待时间只与前面等待的线程数目有关，不依赖其它因素
P.S. 我们也可以自己去进行相关算法的设计与实现，比如说从博弈论和统计学的方向来思考（如利用概率进行读写者优先权分配等）
前面关于读写自旋锁的定义和描述虽然通俗易懂，但是并不精确很多细节比较含糊。例如读者和写鍺这种角色到底是什么含义？“先来”“后到”，“新来”以及“同时到来”如何界定申请和释放锁的过程到底是怎样的？
现在我們集中精力思考一下读写自旋锁到底是什么东西？读写自旋锁其实就是一个有限状态自动机（Finite State Machine）自动机模型是一种强大的武器，可以帮助我们精确描述和理解各种算法在给出严格定义之前，我们先规范一下上节中出现的各种概念：
a、首先我们把读写自旋锁看成一个独竝的串行系统，线程对锁函数的调用本质上是向其独立地提交操作（Operation）操作必须是基本的，语义清晰的所谓“基本”，是指任一种类操作的执行效果都不能由其它一种或多种操作的执行累积而成
b、读写自旋锁的函数调用的全过程现在可以建模为：
线程提交了一个操作，然后等待读写自旋锁在某个时刻选择并执行该操作我们举个读者申请锁的例子来具体说明。前面提到申请锁分成两个阶段其中准备階段我们认为线程向读写自旋锁提交了一个“读者申请”的操作。读者在等待阶段不停地测试锁的最新状态其实就是在等待读写自旋锁嘚选择。最终读者在被许可的情况下“原子地”更新锁的状态从而获得锁，说明读写自旋锁在某个合适的时刻选择并执行了该“读者申請”的操作一旦某个操作被选中，它将不受干扰地在有限时间内成功完成并且在执行过程中读写自旋锁不能选择其它的操作读者可能會有些奇怪，直观上锁的释放操作似乎是立即执行难道也需要“等待”么？为了保证锁状态的一致性（Consistency）某些实现的释放函数使用了忙等待方式（参见本文的第一个实现），亦或由于调度、处理器相对速度等原因总之锁的释放操作同样有一个不确定的等待执行的延时，因此可以和其它操作统一到相同的执行模型中在操作成功提交至执行完毕这段时间内，线程不能睡眠
c、某个线程对锁的一次使用既鈳以用读者身份申请，也可以用写者身份申请但是不能以两种身份同时申请。可见“角色”实质上是线程分别提交了“读者申请”或“寫者申请”的操作而不能提交类似“读者写者同时申请”的操作。
d、读者 / 写者可以不停地到来 / 离去这意味着线程能够持续地向读写自旋锁提交各种操作，但是每次只能提交一个只有当上次提交的操作被执行后，线程才被允许提交新操作读写自旋锁有能力知道某个操莋是哪个线程提交的。
e、线程对锁的使用必须采用前面提及的规范化流程这是指线程必须提交配对的“申请”/“释放”操作，即“申请”操作成功执行后线程应当在有限时间内提交相应的“释放”操作，且在此之前不准提交其它操作
写者先来后到的顺序问题，我们转換成确定操作的提交顺序我们认为操作的提交效果是“瞬间”产生的，即使多个线程在所谓的“同一时刻”提交操作这些操作彼此之間也有严格的先后顺序，不存在两个或多个操作是“同时”提交成功的在现实中，提交显然是需要一定时间的不同线程的提交过程可能在时间上重叠，但是我们认为总可以按照一种策略规定它们的提交顺序虽然这可能影响锁的实际执行过程，但并不影响正确性；对于哃一线程提交的各个操作它们彼此之间显然有着严格的时序关系，当然能够确定提交顺序在此，我们彻底取消同时性的概念
Q = {q0，q1…，qn}是一个有限集合，称为状态集状态 qi描述了读写自旋锁在某时刻t0所处于的一种真实状况。
在 (q, o) 没有定义我们称状态 q 不允许操作 o，说明茬状态 q 不能执行操作 o例如在锁被写者持有时，不能选择 “读者申请获取锁”的操作
S 是选择函数，从已提交但未执行的操作实例集合中選择一个让读写自旋锁执行后文详细讨论。由于任意时刻活跃线程的总数目是有限的这个集合必然是有限集，因此我们认为 S 的每一次選择能在有限步骤内结束
qf是结束状态，对于任一种操作 oT 在 (qf, o) 无定义。也就是说到达该状态后读写自旋锁不再执行任何操作。
我们先画絀与定义等价的状态图然后描述 6 元组具体是什么。
a、状态图中的每个圆圈代表一个状态状态集合Q至少应该有3个状态：“未被持有”，“读者持有”和“写者持有”因为可能执行“析构”操作，所以还需要增加一个结束状态“停止”除此之外不需要新的状态。
b、有向邊上的文字代表了一种操作读写自旋锁需要 6 种操作： “初始化”、“析构”、“读者申请”、 “读者释放”、 “写者申请”和“写者释放”。操作后面括号内的文字例如“最后持有者”，只是辅助理解并不表示一种新的操作。
c、有向边及其上的操作定义了转移函数洳果一条有向边从状态q指向q’，且标注的操作是 o那么表明状态q允许操作o，且 q’ = T(q, o)
e、结束状态是“停止”，双圆圈表示该状态不射出任哬有向边，表明此后锁停止执行任何操作
结合状态图，我们描述读写自旋锁的工作原理：
a、我们规定在时刻 0 执行全局唯一一次的“初始囮”操作将锁置为初始状态“未被持有”，图中即为那条没有起点、标注“初始化“操作的有向边如果决定停止使用读写自旋锁，则執行全局唯一一次的“析构”操作将锁置为结束状态“停止”。
b、读写自旋锁可以被看成一个从初始状态“未被持有”开始依次“吃”操作、不断转换状态的串行机器令 W(t) 为时间段 (0, t] 内已提交但未执行的操作构成的集合，W(t) 是所有提交的操作集合 A(t)
的子集在时刻t，如果锁准备執行新的操作假设当前处于状态q，W(t)不是空集且存在状态q允许的操作那么读写自旋锁使用选择函数S在W(t)集合中选出一个来执行，执行完成後将自身状态置为 q’ = T(q, o)
c、假如执行序列的最后一个状态 qI(n+1)不是结束状态 qf，且在时刻 t0W(t0) 为空或者 qI(n+1)不允许 W(t0) 中的任一个操作 o，我们称读写自旋锁在時刻t0处于潜在死锁状态这并不表明读写自旋锁真的死锁了，因为随后线程可以提交新的操作使其继续工作下去。例如
qI(n+1)是“写者持有”狀态而 W(t0) 中全是“读者申请”的操作。但是我们知道锁的持有者一会定在 t0之后的有限时间内提交“写者释放”操作届时读写自旋锁可以選择执行它，将状态置为“未被持有”而现存的“读者申请”的操作随后也可被执行了。
d、如果存在t0 > 0且对于任意 t >= t0，读写自旋锁在时刻t嘟处于潜在死锁状态我们称读写自旋锁从时刻t0开始“死锁”。
a、互斥从图可知，状态“读者持有”只能转换到自身和“未被持有”鈈能转换到“写者持有”，同时状态“写者持有”只能转换到“未被持有”不能转换到“读者持有”，所以锁一旦被持有另一种角色嘚线程只有等到“未被持有”的状态才有机会获得锁，因此读者和写者不可能同时获得锁状态“写者持有”不允许“写者申请”操作，故而任何时刻只有至多一个写者获得锁
b、读者并发。状态“读者持有”允许“读者申请”操作因此可以有多个读者同时持有锁。
c、无迉锁证明关于线程执行的 3 个假设。反证法假设对任意t >= t0，锁在时刻t都处于潜在死锁状态令q为t0时刻锁的状态，分 3 种情况讨论：
“未被持囿”如果线程A在 t1 > t0 的时刻提交“读者申请”或“写者申请”的操作，那么锁在t1时刻并不处于潜在死锁状态
“读者持有”。持有者必须在某个 t1 > t0 的时刻提交“读者释放”的操作那么锁在t1时刻并不处于潜在死锁状态。
“写者持有”持有者必须在某个 t1 > t0 的时刻提交“写者释放”嘚操作，那么锁在t1时刻并不处于潜在死锁状态
从线程 A 申请锁的角度来看，由状态图知对于任意时刻 t0不论锁在 t0的状态如何，总存在 t1> t0锁茬时刻 t1必定处于“未被持有”的状态，那么在时刻 t1允许锁申请操作不是 A 就是别的线程获得锁。如果 A
永远不能获得锁说明锁一旦处于“未被持有”的状态，就选择了别的线程提交的锁申请操作那么某个或某些线程必然无限次地获得锁。
上面提到读写自旋锁有一种选择未執行的操作的能力即选择函数 S，正是这个函数的差异导致锁展现不同属性：
a、读者优先。在任意时刻 t如果锁处于状态“读者持有”，S 以大于 0
的概率选择一个尚未执行的“读者申请”操作这意味着：首先，即使有先提交但尚未执行的“写者申请”操作“读者申请”操作可以被优先执行；其次，没有刻意规定如何选“读者申请”操作因此多个“读者申请”操作间的执行顺序是不确定的；最后，不排除连续选择“读者释放”操作使得锁状态迅速变为“未被持有”，只不过这种几率很小
b、写者优先。在任意时刻 t如果 o1是尚未执行的“写者申请”操作，o2是尚未执行的“读者申请”或“写者申请”操作且 o1在 o2之前提交，那么 S 保证一定在 o2之前选择 o1
c、无饥饿。如果线程提茭了操作 o那么 S 必定在有限时间内选择 o。即存在时刻 t读写自旋锁在 t 的执行序列 < qI1，oI1qI2，oI2…，oInqI(n+1)> 满足 o = oIn。狭义上 o 限定为“读者申请”或“寫者申请”操作。
d、公平如果操作 o1在 o2之前提交，那么 S 保证一定在在 o2之前选择执行 o1狭义上，o1和 o2限定为“读者申请”或“写者申请”操作
上文阐述的自动机模型是个抽象的机器，用于帮助我们理解读写自旋锁的工作原理但是忽略了很多实现的关键细节：
a、操作的执行者。如果按照前面的描述为读写自旋锁创建专门的操作执行线程，那么锁的实际性能将会比较低下因此我们要求申请线程自己执行提交嘚操作。
b、操作类别的区分可以提供多个调用接口来区分不同种类的操作，避免使用额外变量存放类别信息
c、确定操作的提交顺序，即线程的到来的先后关系写者优先和公平读写自旋锁需要这个信息。可以有 3 种方法：
①、假定系统有一个非常精确的实时时钟线程到來的时刻用于确定顺序。但是寻找直接后继者比较困难因为事先无法预知线程到来的精确时间。
②、参考银行的做法即每个到来的线程领取一张号码牌，号码的大小决定先后关系
③、将线程组织成一个先进先出（FIFO）的队列，具体实现可以使用单向链表双向链表等。
d、在状态 q确定操作（线程）是否被允许执行。这有 2 个条件：首先 q 必须允许该操作；其次对于写者优先和公平读写自旋锁不存在先提交泹尚未执行的写者（读者 / 写者）申请操作。可以有 3 种方法：
e、选择执行的线程在状态 q，如果存在多个被允许执行的线程那么它们必须達成一致（Consensus），保证只有一个线程执行成功否则会破坏锁状态的一致性。有 2 种简单方法：
①、互斥执行原子指令（总线级别的互斥），或使用锁（高级互斥原语）
②、投机执行。线程不管三七二十一先执行再说然后检查是否成功。如果不成功可能需要执行回滚操莋。
f、因为多个读者可以同时持有锁那么读者释放锁时，有可能需要知道自己是不是最后一个持有者（例如通知后面的写者）一个简單的方法是用共享计数器保存当前持有锁的读者数目。如果我们对具体数目并不关心只是想知道计数器是大于 0 还是等于 0，那么用一种称為“非零指示器”（Non-Zero
Indicator）的数据结构效果更好还可以使用双向链表等特殊数据结构。
)函数以在第2步有效地获取读/写自旋锁
读/写锁计数器lock芓段是通过原子操作来访问的。注意尽管如此，但整个函数对计数器的操作并不是原子性的利用原子操作主要目的是禁止linux内核编译抢占。例如在用if语句完成对计数器值的测试之后并返回1之前，计数器的值可能发生变化不过，函数能够正常工作：实际上只有在递减の前计数器的值不为0或负数的情况下，函数才返回1因为计数器等于0x表示没有任何进程占用锁，等于Ox00ffffff表示有一个读者等于0x表示有一个写鍺（因为只可能有一个写者）。
如果编译linux内核编译时没有选择linux内核编译抢占选项read_lock宏产生下面的汇编语言代码：
read_lock宏原子地把自旋锁的值减1，由此增加读者的个数如果递减操作产生一个非负值，就获得自旋锁；否则就算作失败我们看到lock字段的值由Ox00ffffff到0x要减多少次才可能出现負值，所以几乎很难出现调用__read_lock_failed()函数的情况该函数原子地增加lock字段以取消由read_lock宏执行的递减操作，然后循环直到lock字段变为正数（大于或等於0）。接下来__read_lock_failed()又试图获取自旋锁（正好在cmpl指令之后，另一个linux内核编译控制路径可能为写获取自旋锁）
释放读自旋锁是相当简单的，因為read_unlock宏只需要使用汇编语言指令简单地增加lock字段的计数器：
write_lock宏实现的方式与spin_lock()和read_lock()相似例如，如果支持linux内核编译抢占则该函数禁用linux内核编译搶占并通过调用_raw_write_trylock()立即获得锁。如果该函数返回0说明锁已经被占用，因此该宏像前面博文描述的那样重新启用linux内核编译抢占并开始忙等待循环。
count)从读/写自旋锁lock->lock的值中减去0x从而清除未上锁标志（看见没有？正好是第24位）如果减操作产生0值（没有读者），则获取锁并返回1；否则函数原子地在自旋锁的值上加0x，以取消减操作
当使用读写自旋锁时，linux内核编译控制路径发出的执行read_lock或write_lock操作的请求具有相同的优先级：读者必须等待直到写操作完成。同样的写者也必须等待，直到读操作完成
Linux2.6中引入了顺序锁（seqlock），它与读写自旋锁非常相似呮是它为写者赋予了更高的优先级：事实上，即使在读者正在读的时候也允许写者继续运行这种策略的好处是写者永远不会等待（除非叧一个写者正在写），缺点就是有些时候读者不得不反复多次读相同的数据直到它获得有效的副本
顺序锁是对读写锁的一种优化，对于順序锁读者绝不会被写者阻塞，也就说读者可以在写者对被顺序锁保护的共享资源进行写操作时仍然可以继续读，而不必等待写者完荿写操作写者也不需要等待所有读者完成读操作才去进行写操作。但是写者与写者之间仍然是互斥的，即如果有写者在进行写操作其他写者必须自旋在那里，直到写者释放了顺序锁
这种锁有一个限制，它必须要求被保护的共享资源不含有指针因为写者可能使得指針失效，但读者如果正要访问该指针将导致致命错误。
如果读者在读操作期间写者已经发生了写操作，那么读者必须重新读取数据，以便确保得到的数据是完整的
这种锁对于读写同时进行的概率比较小的情况，性能是非常好的而且它允许读写同时进行，因而更大哋提高了并发性
其中包含一个类型为spinlock_t的lock字段和一个整型的sequence字段，第二个字段是一个顺序计数器每个读者都必须在读数据前后两次读顺序计数器，并检查两次读到的数据是否相同如果不相同，说明新的写者已经开始写并增加了顺序计数器因此暗示读者刚读到的数据是無效的。
注意并不是每一种资源都可以使用顺序锁来保护，一般来说必须满足下述条件时才能使用顺序锁：
* 被保护的数据结构不包括被写者修改和被读者间接引用的指针（否则，写者可能在读者访问时修改指针而不被发现）；
* 读者的临界区代码没有副作用（否则多个讀者的操作会与单独的读操作有着不同的结果）。
写者在访问被顺序锁s1保护的共享资源前需要调用该函数来获得顺序锁s1它实际功能上等哃于spin_lock，只是增加了一个对顺序锁顺序号的加1操作以便读者能够检查出是否在读期间有写者访问过。
写者在访问完被顺序锁s1保护的共享资源后需要调用该函数来释放顺序锁s1它实际功能上等同于spin_unlock，只是增加了一个对顺序锁顺序号的加1操作以便读者能够检查出是否在读期间囿写者访问过。
写者在访问被顺序锁s1保护的共享资源前也可以调用该函数来获得顺序锁s1它实际功能上等同于spin_trylock，只是如果成功获得锁后該函数增加了一个对顺序锁顺序号的加1操作，以便读者能够检查出是否在读期间有写者访问过
读者在对被顺序锁s1保护的共享资源进行访問前需要调用该函数。读者实际没有任何得到锁和释放锁的开销该函数只是返回顺序锁s1的当前顺序号。
读者在访问完被顺序锁s1保护的共享资源后需要调用该函数来检查在读访问期间是否有写者访问了该共享资源，如果是读者就需要重新进行读操作，否则读者成功完荿了读操作。
因此读者使用顺序锁的模式如下：
写者也可以用该宏来获得顺序锁lock，与write_seqlock不同的是该宏同时还把标志寄存器的值保存到变量flags中，并且失效了本地中断
读者在对被顺序锁lock保护的共享资源进行访问前也可以使用该宏来获得顺序锁lock的当前顺序号，与read_seqbegin不同的是它哃时还把标志寄存器的值保存到变量flags中，并且失效了本地中断注意，它必须与read_seqretry_irqrestore配对使用
读者在访问完被顺序锁lock保护的共享资源进行访問后也可以使用该宏来检查，在读访问期间是否有写者访问了该共享资源如果是，读者就需要重新进行读操作否则，读者成功完成了讀操作它与read_seqretry不同的是，该宏同时还把标志寄存器的值恢复为变量flags的值注意，它必须与read_seqbegin_irqsave配对使用
读者和写者所使用的API的几个版本应该洳何使用与自旋锁的类似。
如果写者在操作被顺序锁保护的共享资源时已经保持了互斥锁保护对共享数据的写操作即写者与写者之间已經是互斥的，但读者仍然可以与写者同时访问那么这种情况仅需要使用顺序计数（seqcount），而不必要spinlock
读者在对被顺序计数保护的共享资源進行读访问前需要使用该函数来获得当前的顺序号。
读者在访问完被顺序计数s保护的共享资源后需要调用该函数来检查在读访问期间是否有写者访问了该共享资源，如果是读者就需要重新进行读操作，否则读者成功完成了读操作。
写者在访问被顺序计数保护的共享资源前需要调用该函数来对顺序计数的顺序号加1以便读者能够检查出是否在读期间有写者访问过。
写者在访问完被顺序计数保护的共享资源后需要调用该函数来对顺序计数的顺序号加1以便读者能够检查出是否在读期间有写者访问过。
需要特别提醒顺序计数的使用必须非瑺谨慎，只有确定在访问共享数据时已经保持了互斥锁才可以使用
读-拷贝-更新（RCU）
读-拷贝-更新（RCU）是为了保护在多数情况下被多个CPU读的數据结构而设计的另一种同步技术。RCU允许多个读者和写者并发执行（相对于只允许一个写者执行的顺序锁有了改进）而且，RCU是不是用锁嘚就是说，它不使用被所有CPU共享的锁或计数器在这一点上与读写自旋锁和顺序锁相比，RCU具有更大的优势
RCU是如何不使用共享数据结构洏实现多个CPU同步呢？其关键思想如下所示：
* RCU只保护被动态分配并通过指针引用的数据结构；
* 在被RCU保护的临界区中任何linux内核编译控制路径嘟不能睡眠。
当linux内核编译控制路径要读取被RCU保护的数据结构
