【杂谈】从底层看锁的实现

标签：分布   没有   操作系统   基于   访问权限   需要   compare   保存   等等   

以下内容针对互斥锁。

为什么需要锁？

锁代表着对临界区的访问权限。只有获得锁的操作对象，才能进入临界区。

锁的本质是什么？

锁的本质是一个数据结构（或者说是一个对象），这个对象内保留着描述锁所需要的必要信息。如当前锁是否已被占用，被哪个线程占用。而锁的一些工具，函数库，实际上就是对一个锁对象的信息进行变更。

上锁操作    =>  尝试对锁对象的信息进行修改，如果修改成功，则程序继续向下执行，否则将暂时停留在此。

解锁操作    =>  重置锁对象的信息。

类似下面这样（注：这个例子不准确，后面会讲）

typedef struct __lock_t {
    int flag;              //锁的状态 0-空闲， 1-被占用
} lock_t; 

void init(lock_t *mutex) { //初始化锁对象
    mutex->flag = 0;
}

void lock(lock_t *mutex) {
    while(mutex->flag == 1)
        ;// 自旋等待
    mutex->flag = 1;
}

void unlock(lock_t *mutex) {
    mutex->flag = 0;
}

锁信息的存储位置

一种是保留在进程内，由于操作系统提供的内存虚拟化，所以这个锁对象的内存空间，只能被当前进程访问。并且同一进程的线程可以共享内存资源。所以，这个锁对象只能被当前进程的线程所访问。

另一种是将锁的信息保存在本机的其他应用中。例如本机没有开启外部访问的Redis。这样本机的多个应用就可以通过Redis中的这个锁的信息进行调度管理。

还有一种就是将锁的信息保存在其他机器中（或者本机开启外部访问的Redis中），这样其他电脑的应用也可以对这个锁进行访问，这就是分布式锁。

对锁信息进行修改

存在的问题

前面有提到，前面的lock函数对锁信息的修改操作存在问题，我们来看看问题到底出在哪里。假设，我们的电脑只有一个CPU，这个时候有两个线程开始尝试获取锁。

这个程序的结果是，在线程B已经占用锁的时候，线程A还能获取到锁。这就不能满足"互斥锁"的定义，这段代码就不满足正确性。那么问题出在哪里呢？问题就在于判断和修改这两个操作没有原子性。

正如上面的例子那样，线程A刚执行完判断，还没来得及做修改操作，就发生了上下文切换，转而执行线程B的代码。切换回线程A的时候，实际上条件已经发生了变更。

硬件的支持

这个问题显然不是应用的代码能够解决的，因为上下文切换是OS决定的，普通应用无权干涉。但是硬件提供了一些指令原语，可以帮助我们解决这个问题。这些原语有test-and-set、compare-and-swap、fetch-and-add等等，我们可以基于这些原语来实现锁信息修改的原子操作。例如，我们可以基于test-and-set进行实现：

//test-and-set的C代码表示
int TestAndSet(int *ptr, int new) {
    int old = *ptr; //抓取旧值
    *ptr = new; //设置新值
    return old; //返回旧值
}

typedef struct __lock_t {
    int flag;
} lock_t;

void init (lock_t *lock) {
    lock->flag = 0;
}

void lock(lock_t *lock) {
    //如果为1，说明原来就有人在用
    //如果不为1，说明原来没人在用，同时设置1，表面锁现在归我使用了
    while (TestAndSet(&lock->flag, 1) == 1) 
        ; //spin-wait (do noting)
}

void unlock (lock_t *lock) {
    lock->flag = 0;
}

为什么这些指令不会被上下文切换所打断？

上下文切换实际上也是执行切换的指令。CPU执行指令是一条一条执行的，test-and-set对于CPU来说就是一个指令，所以就算需要进行上下文切换，它也会先执行完当前的指令，然后再执行上下文切换的指令。

【杂谈】从底层看锁的实现

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原文地址：https://www.cnblogs.com/longfurcat/p/11040683.html