在Linux系統(tǒng)中有大量的臨界資源需要保護(hù)，如何讓各個任務(wù)有條不紊的訪問這些資源，這涉及到Linux中并發(fā)訪問的保護(hù)機制設(shè)計相關(guān)知識。后面會詳細(xì)介紹這幾個機制。

（據(jù)可靠消息，鎖的實現(xiàn)經(jīng)常出現(xiàn)在筆試環(huán)節(jié)。既可以考察面試者對鎖的原理的理解，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語言并經(jīng)過精簡（例如：spin lock、read-write lock）。

也有部分代碼實現(xiàn)是為了呈現(xiàn)背后設(shè)計的原理自己編寫的，而不是精簡Linux中實現(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，原理簡單。

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

• 一個是原地等待
• 一個是掛起當(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的鎖機制，自旋鎖是“原地等待”的方式解決資源沖突的，即，一個線程獲取了一個自旋鎖后，另外一個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）。

由于自旋鎖的這個忙等待的特性，注定了它使用場景上的限制 —— 自旋鎖不應(yīng)該被長時間的持有（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)為例來講解。

1. 銀行的辦事大廳一般會有幾個窗口同步進(jìn)行。今天很不巧，只有一個窗口提供服務(wù)?，F(xiàn)在的銀行服務(wù)都是采用取號排隊，叫號服務(wù)的方式。
2. 當(dāng)你去銀行辦理業(yè)務(wù)的時候，首先會去取號機器領(lǐng)取小票，上面寫著你排多少號。然后你就可以排隊等待了。一般還會有個顯示屏，上面會顯示一個數(shù)字（例如："請xxx號到1號窗口辦理"），代表當(dāng)前可以被服務(wù)顧客的排隊號碼。每辦理完一個顧客的業(yè)務(wù)，顯示屏上面的數(shù)字都會增加1。等待的顧客都會對比自己手上寫的編號和顯示屏上面是否一致，如果一致的話，就可以去前臺辦理業(yè)務(wù)了。
3. 現(xiàn)在早上剛開業(yè)，顧客A是今天的第一個顧客，去取號機器領(lǐng)取0號（next計數(shù)）小票，然后看到顯示屏上顯示0（owner計數(shù)），顧客A就知道現(xiàn)在輪到自己辦理業(yè)務(wù)了。
4. 顧客A到前臺辦理業(yè)務(wù)（持有鎖）中，顧客B來了。同樣，顧客B去取號機器拿到1號（next計數(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，此時顧客C也來了。顧客C去取號機器拿到2號（next計數(shù)）小票。顧客C也乖乖的找個座位繼續(xù)等待。
5. 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計數(shù)）。顧客B和C都對比顯示屏上面的數(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。
6. 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計數(shù)）。顧客C終于開始辦理業(yè)務(wù)（持有鎖）。顧客C的業(yè)務(wù)辦完了（釋放鎖）。
7. 3個顧客都辦完了業(yè)務(wù)離開了。只留下一個銀行柜臺服務(wù)員。
8. 最終，顯示屏上面顯示3（owner計數(shù)）。取號機器的下一個排隊號也是3號（next計數(shù)）。無人辦理業(yè)務(wù)（鎖是釋放狀態(tài)）。

Linux中針對每一個spin lock會有兩個計數(shù)。

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

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

假設(shè)進(jìn)程A申請鎖成功，然后會next加1。

此時owner值為0，next值為1。

進(jìn)程B也申請鎖，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，此時會將owner的值加1，那么此時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，同樣會將owner的值加1。

最后owner和next都等于2，代表沒有進(jìn)程持有鎖。next就是一個記錄申請鎖的次數(shù)，而owner是持有鎖進(jìn)程的計數(shù)值。

實際場景

一、考慮下面的場景（內(nèi)核搶占場景）：

（1）進(jìn)程A在某個系統(tǒng)調(diào)用過程中訪問了共享資源 R 

（2）進(jìn)程B在某個系統(tǒng)調(diào)用過程中也訪問了共享資源 R 會不會造成沖突呢？

假設(shè)在A訪問共享資源R的過程中發(fā)生了中斷，中斷喚醒了沉睡中的，優(yōu)先級更高的B，在中斷返回現(xiàn)場的時候，發(fā)生進(jìn)程切換，B啟動執(zhí)行，并通過系統(tǒng)調(diào)用訪問了R，如果沒有鎖保護(hù)，則會出現(xiàn)兩個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訪問共享資源R的過程中發(fā)生了中斷，中斷喚醒了沉睡中的，優(yōu)先級更高的B，B在訪問臨界區(qū)之前仍然會試圖獲取spin lock，這時候由于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很簡單，在A進(jìn)程獲取spin lock的時候，禁止本CPU上的搶占（上面的永久spin的場合僅僅在本CPU的進(jìn)程搶占本CPU的當(dāng)前進(jìn)程這樣的場景中發(fā)生）。

如果A和B運行在不同的CPU上，那么情況會簡單一些：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)，不過由于運行在不同的CPU上，A進(jìn)程會持續(xù)執(zhí)行并會很快釋放spin lock，解除B進(jìn)程的spin狀態(tài)

二、再考慮下面的場景（中斷上下文場景）：

（1）運行在CPU0上的進(jìn)程A在某個系統(tǒng)調(diào)用過程中訪問了共享資源 R 

（2）運行在CPU1上的進(jìn)程B在某個系統(tǒng)調(diào)用過程中也訪問了共享資源 R 

（3）外設(shè)P的中斷handler中也會訪問共享資源 R 在這樣的場景下，使用spin lock可以保護(hù)訪問共享資源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，看起來沒有什么問題，執(zhí)行在CPU1上的handler會稍微等待一會CPU0上的進(jìn)程A，

等它立刻臨界區(qū)就會釋放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)，這時候，CPU1上的進(jìn)程B也不可避免在試圖持有spin lock的時候失敗而導(dǎo)致進(jìn)入spin狀態(tài)。

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

三、再考慮下面的場景（底半部場景）

linux kernel中提供了豐富的bottom half的機制，雖然同屬中斷上下文，不過還是稍有不同。

我們可以把上面的場景簡單修改一下：

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

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，但是使用牛刀來殺雞似乎有點小題大做，這時候disable bottom half就OK了

四、中斷上下文之間的競爭

同一種中斷handler之間在uni core和multi core上都不會并行執(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會在不同的CPU上并發(fā)執(zhí)行，因此如果某個驅(qū)動中的softirq的handler中會訪問某個全局變量，

對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更簡單，因為同一種tasklet不會多個CPU上并發(fā)。

實現(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，我們需要兩個計數(shù)，分別是owner和next。

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

下面實現(xiàn)申請鎖操作 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 */        
        } 
}

1. 繼續(xù)上面的舉例。顧客從取號機器得到排隊號。
2. 取號機器更新下個顧客將要拿到的排隊號。
3. 看一下顯示屏，判斷是否輪到自己了。
4. 一直盯著顯示屏對比是不是輪到自己了。

釋放鎖的操作就非常簡單了。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號加1。我們僅僅需要將owner計數(shù)加1即可。arch_spin_unlock實現(xiàn)如下。

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

信號量（semaphore）

信號量又稱為信號燈，它是用來協(xié)調(diào)不同進(jìn)程間的數(shù)據(jù)對象的，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，信號量是一個計數(shù)器，它用來記錄對某個資源（如共享內(nèi)存）的存取狀況。

它負(fù)責(zé)協(xié)調(diào)各個進(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：無法獲取信號量的進(jìn)程可以睡眠，因此會導(dǎo)致系統(tǒng)調(diào)度。一般說來，為了獲得共享資源，進(jìn)程需要執(zhí)行下列操作：　　 

（1） 測試控制該資源的信號量?！　?nbsp;

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

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

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

維護(hù)信號量狀態(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)核用來維護(hù)信號量狀態(tài)的各個結(jié)構(gòu)的定義。信號量是一個數(shù)據(jù)集合，用戶可以單獨使用這一集合的每個元素?！?nbsp;

　 信號量（semaphore）是進(jìn)程間通信處理同步互斥的機制。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：無法獲取信號量的進(jìn)程可以睡眠，因此會導(dǎo)致系統(tǒng)調(diào)度。

原理

信號量一般可以用來標(biāo)記可用資源的個數(shù)。

舉2個生活中的例子：

1. 我們要坐火車從南京到新疆，這個'任務(wù)'特別的耗時，只能在車上等著車到站，但是我們沒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，醒來就到站，這樣從人（用戶）的角度來說，體驗是最好的，對比于進(jìn)程，程序在等待一個耗時的任務(wù)的時候，沒有必須要占用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，這種場景采用信號量比較合適。
2. 我們在等待電梯、等待洗手間，這種場景需要等待的事件并不是很多，如果我們還要找個地方睡一覺，然后等電梯到了或者洗手間可以用了再醒來，那很顯然這也沒有必要，我們只需要排好隊，刷一刷抖音就可以了，對比于計算機程序，比如驅(qū)動在進(jìn)入中斷例程，在等待某個寄存器被置位，這種場景需要等待的時間很短暫，系統(tǒng)開銷遠(yuǎn)小于進(jìn)入休眠的開銷，所以這種場景采用自旋鎖比較合適。

實現(xiàn)

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

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

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

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

通知一個同學(xué)，就相當(dāng)于喚醒這個進(jìn)程。因此，我們還需要一個結(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)程無法獲取信號量的時候掛入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)點加入到以sem中的wait_list為頭部的一個列表中，假設(shè)有多個進(jìn)程在sem上調(diào)用down_interruptible，則sem的wait_list上形成的隊列如下圖：

(注：將一個進(jìn)程阻塞，一般的經(jīng)過是先把進(jìn)程放到等待隊列中，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()，后者將會把當(dāng)前進(jìn)程從cpu的運行隊列中摘下) 

一切準(zhǔn)備就緒，現(xiàn)在就可以實現(xiàn)信號量的申請函數(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 */
}

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

釋放信號的實現(xiàn)也是比較簡單。實現(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 */
}

1. 如果等待鏈表沒有進(jìn)程，那么自然只需要增加資源計數(shù)。
2. 從等待進(jìn)程鏈表頭取出第一個進(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量在同一時間只能有一個進(jìn)程進(jìn)入臨界區(qū)。對于有些情況，我們是可以區(qū)分讀寫操作的。因此，我們希望對于讀操作的進(jìn)程可以并發(fā)進(jìn)行。對于寫操作只限于一個進(jìn)程進(jìn)入臨界區(qū)。而這種同步機制就是讀寫鎖。讀寫鎖一般具有以下幾種性質(zhì)。

1. 同一時間有且僅有一個寫進(jìn)程進(jìn)入臨界區(qū)。
2. 在沒有寫進(jìn)程進(jìn)入臨界區(qū)的時候，同時可以有多個讀進(jìn)程進(jìn)入臨界區(qū)。
3. 讀進(jìn)程和寫進(jìn)程不可以同時進(jìn)入臨界區(qū)。

讀寫鎖有兩種，一種是信號量類型，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理解讀寫鎖。

1. 我發(fā)現(xiàn)公司一般都會有保潔阿姨打掃廁所。如果以男廁所為例的話，我覺得男士進(jìn)入廁所就相當(dāng)于讀者進(jìn)入臨界區(qū)。因為可以有多個男士進(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)。
2. 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同時也進(jìn)入廁所。
3. 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。
4. ABC都離開了廁所。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。灰溜溜的出來了在門口等著?，F(xiàn)在體會到了寫者（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。

既然我們允許多個讀者進(jìn)入臨界區(qū)，因此我們需要一個計數(shù)統(tǒng)計讀者的個數(shù)。同時，由于寫者永遠(yuǎn)只存在一個進(jìn)入臨界區(qū)，因此只需要一個bit標(biāo)記是否有寫進(jìn)程進(jìn)入臨界區(qū)。

所以，我們可以將兩個計數(shù)合二為一。只需要1個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)計讀者個數(shù)。

在這里插入圖片描述

實現(xiàn)

描述讀寫鎖只需要1個變量即可，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，因此肯定會有兩個申請鎖函數(shù)，分別是讀和寫。首先，我們看一下read_lock操作的實現(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;
}

1. 增加讀者計數(shù)，最后會更新到rw->lock中。
2. 更新rw->lock前提是沒有寫者，因此這里會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。

當(dāng)讀進(jìn)程離開臨界區(qū)的時候會調(diào)用read_unlock釋放鎖。read_unlock實現(xiàn)如下。

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

遞減讀者計數(shù)即可。

讀操作看完了，我們看看寫操作是如何實現(xiàn)的。arch_write_lock實現(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 */
}

1. 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)。
2. 置位rw->lock的bit31，代表有寫者進(jìn)入臨界區(qū)。

當(dāng)寫進(jìn)程離開臨界區(qū)的時候會調(diào)用write_unlock釋放鎖。write_unlock實現(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。代表沒有任何進(jìn)程進(jìn)入臨界區(qū)。

畢竟是因為同一時間只能有一個寫者進(jìn)入臨界區(qū)，當(dāng)這個寫者離開臨界區(qū)的時候，肯定是意味著現(xiàn)在沒有任何進(jìn)程進(jìn)入臨界區(qū)。

以上的代碼實現(xiàn)其實會導(dǎo)致寫進(jìn)程餓死現(xiàn)象。

例如，A、B、C三個進(jìn)程進(jìn)入讀臨界區(qū)，D進(jìn)程嘗試獲得寫鎖，此時只能等待A、B、C三個進(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）

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

互斥體禁止多個線程同時進(jìn)入受保護(hù)的代碼“臨界區(qū)”（critical section）。因此，在任意時刻，只有一個線程被允許進(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?。╝cquire）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)必須通過互斥體進(jìn)行保護(hù)，以防止它們在多個線程同時訪問時損壞?！　?nbsp;

前文提到的semaphore在初始化count計數(shù)的時候，可以分為計數(shù)信號量和互斥信號量（二值信號量）。

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

但是，二值信號量卻可以在一個進(jìn)程中獲取信號量，在另一個進(jìn)程中釋放信號量。如果是應(yīng)用在嵌入式應(yīng)用的RTOS，針對mutex的實現(xiàn)還會考慮優(yōu)先級反轉(zhuǎn)問題。

原理

既然mutex是一種二值信號量，因此就不需要像semaphore那樣需要一個count計數(shù)。

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

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

實現(xiàn)

mutex的實現(xiàn)代碼和Linux中實現(xiàn)會有差異，但是依然可以為你呈現(xiàn)設(shè)計的原理。

下面的設(shè)計代碼更像是部分RTOS中的代碼。mutex和semaphore一樣，我們需要兩個類似的結(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)程無法獲取互斥量的時候掛入mutex的wait_list鏈表。

首先實現(xiàn)申請互斥量的函數(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 */
}

1. 當(dāng)mutex->owner的值為0的時候，代表沒有任何進(jìn)程持有鎖。因此可以直接申請成功。然后，記錄當(dāng)前申請鎖進(jìn)程的task_struct。
2. 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;
}

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