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引言

今天谈谈linux中常见并发访问的保护机制设计原理。为什么要写这篇文章呢？其实想帮助自己及读者更深入的了解背后的原理（据可靠消息，锁的实现经常出现在笔试环节。既可以考察面试者对锁的原理的理解，又可以考察面试者编程技能）。我们抛开linux中汇编代码。用C语言为大家呈现背后实现的原理。同时，文章中的代码都没有考虑并发情况（例如某些操作需要原子性，或者数据需要保护等）。

注：部分代码都是根据ARM64架构汇编代码翻译成C语言并经过精简（例如：spin lock、read-write lock）。也有部分代码实现是为了呈现背后设计的原理自己编写的，而不是精简linux中实现的代码（例如mutex）。

自旋锁（spin lock）

自旋锁是linux中使用非常频繁的锁，原理简单。当进程A申请锁成功后，进程B申请锁就会失败，但是不会调度，原地自旋。就在原地转到天昏地暗只为等到进程A释放锁。由于不会睡眠和调度的特性，在中断上下文中，数据的保护一般都是选择自旋锁。如果有多个进程去申请锁。当第一个申请锁成功的线程在释放的时候，其他进程是竞争的关系。因此是一种不公平。所以现在的linux采用的是排队机制。先到先得。谁先申请，谁就先得到锁。

原理

举个例子，大家应该都去过****办业务吧。****的办事大厅一般会有几个窗口同步进行。今天很不巧，只有一个窗口提供服务。现在的****服务都是采用取号排队，叫号服务的方式。当你去****办理业务的时候，首先会去取号机器领取小****，上面写着你排多少号。然后你就可以排队等待了。一般还会有个显示屏，上面会显示一个数字（例如："请xxx号到1号窗口办理"），代表当前可以被服务顾客的排队号码。每办理完一个顾客的业务，显示屏上面的数字都会增加1。等待的顾客都会对比自己手上写的编号和显示屏上面是否一致，如果一致的话，就可以去前台办理业务了。现在早上刚开业，顾客A是今天的第一个顾客，去取号机器领取0号（next计数）小****，然后看到显示屏上显示0（owner计数），顾客A就知道现在轮到自己办理业务了。顾客A到前台办理业务（持有锁）中，顾客B来了。同样，顾客B去取号机器拿到1号（next计数）小****。然后乖乖的坐在旁边等候。顾客A依然在办理业务中，此时顾客C也来了。顾客C去取号机器拿到2号（next计数）小****。顾客C也乖乖的找个座位继续等待。终于，顾客A的业务办完了（释放锁）。然后，显示屏上面显示1（owner计数）。顾客B和C都对比显示屏上面的数字和自己手中小****的数字是否相等。顾客B终于可以办理业务了（持有锁）。顾客C依然等待中。顾客B的业务办完了（释放锁）。然后，显示屏上面显示2（owner计数）。顾客C终于开始办理业务（持有锁）。顾客C的业务办完了（释放锁）。3个顾客都办完了业务离开了。只留下一个****柜台服务员。最终，显示屏上面显示3（owner计数）。取号机器的下一个排队号也是3号（next计数）。无人办理业务（锁是释放状态）。

linux中针对每一个spin lock会有两个计数。分别是next和owner（初始值为0）。进程A申请锁时，会判断next和owner的值是否相等。如果相等就代表锁可以申请成功，否则原地自旋。直到owner和next的值相等才会退出自旋。假设进程A申请锁成功，然后会next加1。此时owner值为0，next值为1。进程B也申请锁，保存next得值到局部变量tmp（tmp = 1）中。由于next和owner值不相等，因此原地自旋读取owner的值，判断owner和tmp是否相等，直到相等退出自旋状态。当然next的值还是加1，变成2。进程A释放锁，此时会将owner的值加1，那么此时B进程的owner和tmp的值都是1，因此B进程获得锁。当B进程释放锁后，同样会将owner的值加1。最后owner和next都等于2，代表没有进程持有锁。next就是一个记录申请锁的次数，而owner是持有锁进程的计数值。

实现

我们首先定义描述自旋锁的结构体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，我们需要两个计数，分别是owner和next。slock所占内存区域覆盖owner和next（据说C语言学好的都能看得懂）。下面实现申请锁操作 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 */

wfe(); /* 4 */

old_lock.tickets.owner = lock->tickets.owner; /* 5 */

}

}

继续上面的举例。顾客从取号机器得到排队号。

取号机器更新下个顾客将要拿到的排队号。

看一下显示屏，判断是否轮到自己了。

wfe()函数是指ARM64架构的WFE(wait for event)汇编指令。WFE是让ARM核进入低功耗模式的指令。当进程拿不到锁的时候，原地自旋不如cpu睡眠。节能。睡下去之后，什么时候醒来呢？就是等到持有锁的进程释放的时候，醒过来判断是否可以持有锁。如果不能获得锁，继续睡眠即可。这里就相当于顾客先小憩一会，等到广播下一位排队者的时候，醒来看看是不是自己。

前台已经为上一个顾客办理完成业务，剩下排队的顾客都要抬头看一下显示屏是不是轮到自己了。

释放锁的操作就非常简单了。还记得上面****办理业务的例子吗？释放锁的操作仅仅是显示屏上面的排队号加1。我们仅仅需要将owner计数加1即可。arch_spin_unlock实现如下。

static inline void arch_spin_unlock(arch_spinlock_t *lock)

{

lock->tickets.owner++;

sev();

}

sev()函数是指ARM64架构的SEV汇编指令。当进程无法获取锁的时候会使用WFE指令使CPU睡眠。现在释放锁了，自然要唤醒所有睡眠的CPU醒来检查自己是不是可以获取锁。

信号量（semaphore）

信号量（semaphore）是进程间通信处理同步互斥的机制。是在多线程环境下使用的一种措施，它负责协调各个进程，以保证他们能够正确、合理的使用公共资源。 它和spin lock最大的不同之处就是：无法获取信号量的进程可以睡眠，因此会导致系统调度。

原理

信号量一般可以用来标记可用资源的个数。老规矩，还是举个例子。假设图书馆有2本《C语言从入门到放弃》书籍。A同学想学C语言，于是发现这本书特别的好。于是就去学校的图书馆借书，A同学成功的从图书馆借走一本。这时，A同学室友B同学发现A同学竟然在偷偷的学习武功秘籍（C语言）。于是，B同学也去借一本。此时，图书馆已经没有书了。C同学也想借这本书，可能是这本书太火了。图书馆管理员告诉C同学，图书馆这本书都被借走了。如果有同学换回来，会第一时间通知你。于是，管理员就把C同学的信息登记先来，以备后续通知C同学来借书。所以，C同学只能悲伤的走了（如果是自旋锁的原理的话，那么C同学将会端个小板凳坐在图书馆，一直要等到A同学或者B同学还书并借走）。

实现

为了记录可用资源的数量，我们肯定需要一个count计数，标记当前可用资源数量。当然还要一个可以像图书管理员一样的笔记本功能。用来记录等待借书的同学。所以，一个双向链表即可。因此只需要一个count计数和等待进程的链表头即可。描述信号量的结构体如下。

struct semaphore {

unsigned int count;

struct list_head wait_list;

};

在linux中，每个进程就相当于是每个借书的同学。通知一个同学，就相当于唤醒这个进程。因此，我们还需要一个结构体记录当前的进程信息（task_struct）。

struct semaphore_waiter {

struct list_head list;

struct task_struct *task;

};

struct semaphore_waiter的list成员是当进程无法获取信号量的时候挂入semaphore的wait_list成员。task成员就是记录后续被唤醒的进程信息。

一切准备就绪，现在就可以实现信号量的申请函数。

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 */

}

如果信号量标记的资源还有剩余，自然可以成功获取信号量。只需要递减可用资源计数。

既然无法获取信号量，就需要将当前进程挂入信号量的等待队列链表上。

schedule()主要是触发任务调度的示意函数，主动让出CPU使用权。在让出之前，需要将当前进程从运行队列上移除。

释放信号的实现也是比较简单。实现如下。

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 */

}

如果等待链表没有进程，那么自然只需要增加资源计数。

从等待进程链表头取出第一个进程，并从链表上移除。然后就是唤醒该进程。

读写锁（read-write lock）

不管是自旋锁还是信号量在同一时间只能有一个进程进入临界区。对于有些情况，我们是可以区分读写操作的。因此，我们希望对于读操作的进程可以并发进行。对于写操作只限于一个进程进入临界区。而这种同步机制就是读写锁。读写锁一般具有以下几种性质。

同一时间有且仅有一个写进程进入临界区。

在没有写进程进入临界区的时候，同时可以有多个读进程进入临界区。

读进程和写进程不可以同时进入临界区。

读写锁有两种，一种是信号量类型，另一种是spin lock类型。下面以spin lock类型讲解。

原理

老规矩，还是举个例子理解读写锁。我绞尽脑汁才想到一个比较贴切的例子。这个例子来源于生活。我发现公司一般都会有保洁阿姨打扫厕所。如果以男厕所为例的话，我觉得男士进入厕所就相当于读者进入临界区。因为可以有多个男士进厕所。而保洁阿姨进入男士厕所就相当于写者进入临界区。假设A男士发现保洁阿姨不在打扫厕所，就进入厕所。随后B和C同时也进入厕所。然后保洁阿姨准备打扫厕所，发现有男士在厕所里面，因此只能在门口等待。ABC都离开了厕所。保洁阿姨迅速进入厕所打扫。然后D男士去上厕所，发现保洁阿姨在里面。灰溜溜的出来了在门口等着。现在体会到了写者（保洁阿姨）具有排他性，读者（男士）可以并发进入临界区了吧。

既然我们允许多个读者进入临界区，因此我们需要一个计数统计读者的个数。同时，由于写者永远只存在一个进入临界区，因此只需要一个bit标记是否有写进程进入临界区。所以，我们可以将两个计数合二为一。只需要1个unsigned int类型即可。最高位（bit31）代表是否有写者进入临界区，低31位（0~30bit）统计读者个数。

+----+-------------------------------------------------+

| 31 | 30 0 |

+----+-------------------------------------------------+

| |

| +----> [0:30] Read Thread Counter

+-------------------------> [31] Write Thread Counter

实现

描述读写锁只需要1个变量即可，因此我们可以定义读写锁的结构体如下。

typedef struct {

volatile unsigned int lock;

} arch_rwlock_t;

既然区分读写操作，因此肯定会有两个申请锁函数，分别是读和写。首先，我们看一下read_lock操作的实现。

static inline void arch_read_lock(arch_rwlock_t *rw)

{

unsigned int tmp;

sevl(); /* 1 */

do {

wfe();

tmp = rw->lock;

tmp++; /* 2 */

} while(tmp & (1 << 31)); /* 3 */

rw->lock = tmp;

}

sevl()函数是ARM64架构中SEVL汇编指令。SEVL和SEV的区别是，SEVL仅仅修改本地CPU的PE寄存器值，这样下面的WFE指令第一次执行的时候不会睡眠。

增加读者计数，最后会更新到rw->lock中。

更新rw->lock前提是没有写者，因此这里会判断是否有写者已经进入临界区（判断方法是rw->lock变量bit31的值）。如果，有写者已经进入临界区，就在这里循环，并WFE指令睡眠。类似上面介绍的spin lock实现。

当读进程离开临界区的时候会调用read_unlock释放锁。read_unlock实现如下。

static inline void arch_read_unlock(arch_rwlock_t *rw)

{

rw->lock--;

sev();

}

实现很简单，和spin_unlock如出一辙。递减读者计数，然后使用SEV指令唤醒所有的CPU，检查等待状态的进程是否可以获取锁。

读操作看完了，我们看看写操作是如何实现的。arch_write_lock实现如下。

static inline void arch_write_lock(arch_rwlock_t *rw)

{

unsigned int tmp;

sevl();

do {

wfe();

tmp = rw->lock;

} while(tmp); /* 1 */

rw->lock = 1 << 31; /* 2 */

}

由于写者是排他的（读者和写者都不能有），因此这里只有rw->lock的值为0，当前的写者才可以进入临界区。

置位rw->lock的bit31，代表有写者进入临界区。

当写进程离开临界区的时候会调用write_unlock释放锁。write_unlock实现如下。

static inline void arch_write_unlock(arch_rwlock_t *rw)

{

rw->lock = 0; /* 1 */

sev(); /* 2 */

}

同样由于写者是排他的，因此只需要将rw->lock置0即可。代表没有任何进程进入临界区。毕竟是因为同一时间只能有一个写者进入临界区，当这个写者离开临界区的时候，肯定是意味着现在没有任何进程进入临界区。

使用SEV指令唤醒所有的CPU，检查等待状态的进程是否可以获取锁。

以上的代码实现其实会导致写进程饿死现象。例如，A、B、C三个进程进入读临界区，D进程尝试获得写锁，此时只能等待A、B、C三个进程退出临界区。如果在退出之前又有F、G进程进入读临界区，那么将出现D进程饿死现象。

互斥量（mutex）

前文提到的semaphore在初始化count计数的时候，可以分为计数信号量和互斥信号量（二值信号量）。mutex和初始化计数为1的二值信号量有很大的相似之处。他们都可以用做资源互斥。但是mutex却有一个特殊的地方：只有持锁者才能解锁。但是，二值信号量却可以在一个进程中获取信号量，在另一个进程中释放信号量。如果是应用在嵌入式应用的RTOS，针对mutex的实现还会考虑优先级反转问题。

原理

既然mutex是一种二值信号量，因此就不需要像semaphore那样需要一个count计数。由于mutex具有“持锁者才能解锁”的特点，所以我们需要一个变量owner记录持锁进程。释放锁的时候必须是同一个进程才能释放。当然也需要一个链表头，主要用来便利睡眠等待的进程。原理和semaphore及其相似，因此在代码上也有体现。

实现

mutex的实现代码和linux中实现会有差异，但是依然可以为你呈现设计的原理。下面的设计代码更像是部分RTOS中的代码。mutex和semaphore一样，我们需要两个类似的结构体分别描述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成员是当进程无法获取互斥量的时候挂入mutex的wait_list链表。

首先实现申请互斥量的函数。

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 */

}

当mutex->owner的值为0的时候，代表没有任何进程持有锁。因此可以直接申请成功。然后，记录当前申请锁进程的task_struct。

既然不能获取互斥量，自然就需要睡眠等待，挂入等待链表。

互斥量的释放代码实现也同样和semaphore有很多相似之处。不信，你看。

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“持锁者才能解锁”的特点就是在这行代码体现。

如果等待链表没有进程，那么自然只需要将mutex->owner置0，代表没有锁是释放状态。

mutex->owner的值改成当前可以持锁进程的task_struct。

从等待进程链表取出第一个进程，并从链表上移除。然后就是唤醒该进程。