当数据被多线程并发访问(读/写)时，需要对数据加锁。linux 内核中常用的锁有两类：自旋锁和互斥体。在使用锁的时候，最常见的 bug 是死锁问题，死锁问题很多时候比较难定位，并且影响较大。本文先会介绍两种引起死锁的原因，对比自旋锁和互斥体的区别，最后记录一下可以递归调用的锁。本文通过内核模块来展示锁的使用。

锁保护的是什么 ?

锁保护的是数据，不是代码。数据在代码中要么是一个变量，要么是一个数组，一个链表，红黑树等。如下代码所示，有一个全局静态变量 counter，假如有两个线程分别调用 inc() 和 dec() 函数对 counter 做递增和递减运算。这样在两个线程对 counter 进行修改之前就需要加锁，修改之后解锁。锁保护的是 counter 这个数据，而不是 counter++ 或者 counter-- 这两行代码。

static int counter = 0;
void inc() {
  lock();
  counter++;
  unlock();
}

void dec() {
  lock();
  counter--;
  unlock();
}

临界区

临界区指的是代码段，从加锁到解锁的这段代码就称为临界区。终于有一个概念对应的是代码！上边的代码，counter++ 和 counter-- 这两行代码就是临界区。

并发的任务有哪些

最常见的多任务是多个线程，多个线程访问同一个资源，需要加锁。除了线程，任务形式还包括中断和软中断。线程和线程之间，线程和中断之间，线程和软软中断之间，中断和中断之间，分别有不同的锁可以选用。

锁对性能的影响

锁对性能的影响要看临界区所占的线程任务的比例以及并发度。如果并发度比较大，并且每个线程的主要逻辑都在临界区里，这种情况下，锁对性能的影响是比较大的，多线程并发的表现接近于多线程串行的性能。相反，如果并发度不高，并且临界区所占逻辑比例比较小的话，那么对性能影响就会小一些。

在性能分析时，临界区往往会成为程序的热点。

延迟加锁和两次判断

在工作中使用队列，如果队列有多个消费者，消费者在消费的时候往往要先判断队列是不是有数据，如果有数据则消费；否则直接返回。这种场景，往往有两种加锁的方式：

方式 1：

首先加锁，然后判断队列中是不是有数据，有数据则消费，否则返回。

方式 2：

先不加锁，而是先判断队列是不是有数据，如果有数据才加锁。加锁之后还要再进行一次判断，如果有数据则消费，否则返回。

方式 1 少一次判断，适用于队列中经常有数据的场景，因为如果队列中经常没有数据，那么加锁和解锁的操作完全是浪费。方式 2 多一次判断，适用于队列经常没有数据的场景，因为没有数据就直接返回了，减少了加锁和解锁的操作。

// 方式 1
lock();
  if (!queue_empty()) {
    consume();
  }
unlock();

// 方式 2
if (!queue_empty()) {
  lock();
    if (!queue_empty()) {
      consume();
    }
  unlock();
}

 

1 死锁

死锁是严重的 bug，造成死锁的原因有两个：自死锁和 ABBA 锁。

1.1 自死锁

自死锁，说的是一个线程已经获取到了这个锁，然后尝试再次获取同一个锁。因为这个锁已经被占用，第二次获取的时候就要一直等。

如下内核模块中，创建了一个内核线程，线程名是 lockThread，线程的入口函数是 thread_func，在这个函数中打印出了线程 id。定义了一个自旋锁 lock，在线程中连续两次调用 spin_lock() 来尝试拿到锁。第一次 spin_lock() 可以成功拿到锁，第二次 spin_lock() 拿不到锁，一直死等。

#include <linux/init.h>
#include <linux/module.h>
#include <linux/kernel.h>
#include <linux/kthread.h>
#include <linux/delay.h>
#include <linux/spinlock.h>

MODULE_LICENSE("GPL");
MODULE_AUTHOR("Your Name");
MODULE_DESCRIPTION("Spinlock Example");

spinlock_t lock;
static struct task_struct *thread;

static int thread_func(void *data) {
    printk("tid = %d\n", current->pid);
    spin_lock(&lock);
    spin_lock(&lock);
    return 0;
}

static int __init spinlock_example_init(void) {
    printk(KERN_INFO "Spinlock Example: Module init\n");
    spin_lock_init(&lock);
    thread = kthread_run(thread_func, NULL, "lockThread");
    return 0;
}

static void __exit spinlock_example_exit(void) {
    printk(KERN_INFO "Spinlock Example: Module exit\n");
    kthread_stop(thread);
}

module_init(spinlock_example_init);
module_exit(spinlock_example_exit);

如下是内核模块运行情况，线程 id 是 4151。自旋锁死锁问题可以被 soft lockup 机制检测出来并打印相关的信息。

soft lockup 异常检测，参考如下链接：

[linux][异常检测] hung task, soft lockup, hard lockup, workqueue stall

通过 top 命令可以看到线程 4151 的 cpu 占用情况。可以看到 cpu 占用率达到 100%，这也是自旋锁的一个特点，使用自旋锁在等待锁的时候是一直自旋，也就是一直死循环，一直占着 cpu。

1.2 ABBA 锁

读 《明朝那些事》的时候看到了一个例子。朱元璋洪武二十年派兵讨伐北元。当时明军的实力相对于北元有绝对的优势，当明军找到北元的时候并没有进攻，而是采取了劝降的策略。投降仪式在一个饭局进行，明军设盛宴款待北元的纳哈出。

死锁的双方是明军的蓝玉和北元的纳哈出。下边这段话是原文：

       就在一切都顺利进行的时候，蓝玉的一个举动彻底打破了这种和谐的气氛。

       当时纳哈出正在向蓝玉敬酒，大概也说了一些不喝酒就不够兄弟的话，蓝玉看纳哈出的衣服破旧，便脱下了自己身上的衣服，要纳哈出穿上。

       应该说这是一个友好的举动，但纳哈出拒绝了，为什么呢 ？这就是蓝玉的疏忽了，他没有想到，自己和纳哈出不是同一个民族，双方的衣着习惯是不同的，虽然蓝玉是好意，但在纳哈出看来，这似乎是胜利者对失败者的一种强求和恩赐。

       蓝玉以为对方客气，便反复要求纳哈出穿上，并表示纳哈出不穿，他就不喝酒，而纳哈出则顺水推舟的表示，蓝玉不喝，他就不穿这件衣服。

蓝玉和纳哈出这样僵持下去，那么蓝玉永远不会喝纳哈出的酒，纳哈出也永远不会穿蓝玉的衣服。

有两个锁，锁 A 和 锁 B。有两个线程，线程 1 和线程 2。线程 1 获取到了锁 A，与此同时线程 2 获取到了锁 B，然后线程 1 尝试获取锁 B，线程 2 尝试获取锁 A。因为锁 A 被线程 1 持有，所以线程 2 无法获取到锁 A，只能一直等待；锁 B 被线程 2 持有，所以线程 1 也只能一直等待。这样两个线程都获取不到锁，只能死等。这就是死锁。

为避免死锁，在开发中应该遵守一些简单的规则：

① 不要重复请求同一个锁，防止自死锁

② 按顺序加锁

如果在代码中要用多个锁，那么要按相同的顺序来加锁，这样可以避免 ABBA 锁。如上面这张图，线程 1 和线程 2 首先都获取锁 A 或者都获取锁 B，这样就不会产生死锁了

③ 防止发生饥饿，保证临界区的代码是可以执行结束的，而不是一直执行，导致锁不会被释放

④ 按顺序释放锁，以加锁的逆顺序来释放锁，比如加锁的时候先加锁 A 再加锁 B，那么释放锁的时候尽量先释放锁 B，再释放锁 A

2 自旋锁与互斥体

2.1 自旋锁

2.1.1 自旋锁

spinlock_t

自旋锁的数据类型，使用 spinlock_t 可以声明一个自旋锁

spin_lock_init()

初始化自旋锁

spin_lock()， spin_unlock()

自旋锁加锁，自旋锁解锁。数据被多线程共享时，可以使用这两个函数加锁和解锁。

spin_lok_irq()，spin_unlock_irq()

关闭本地中断，加锁；解锁并开启本地中断。当数据在线程和中断之间共享时，需要使用这两个函数来加锁和解锁。因为中断可以打断线程的执行，试想，如果在线程中加锁的时候没有关中断，那么在临界区的时候，线程可能被中断打断，这个时候中断处理程序想要获取锁，只能死等，因为这个时候锁被线程拿着，还没有释放，这样就产生了死锁。

spin_lock_irqsave() 和 spin_unlock_irqrestore() 这两个函数也是关中断加锁和解锁开中断。不同的是，加锁的时候会保存当前的中断状态，解锁的时候会将中断恢复到加锁时的状态。

spin_lock_bh() 和 spin_unlock_bh()

关下半部加锁，解锁并开下半部。适用于线程和软中断并发的这种场景，因为软中断也可以打断线程的执行，所以线程中在加锁的同时需要关闭下半部。

并发场景	锁的选用
线程和线程	普通的加锁方式 没必要关中断，也没必要关软中断
线程和中断	关中断加锁 在线程中需要关中断加锁，在中断中可以使用普通加锁
线程和软中断	关下半部加锁 在线程中可以关软中断加锁，在软中断中可以使用普通加锁
中断和中断	在 linux 下，中断不会抢中断，所以可以使用普通的加锁方式
中断和软中断	关中断加锁
软中断和软中断	普通加锁

下半部并发的情况，主要考虑软中断和 tasklet。

对于软中断来说，如果数据只在软中断之间共享，那么只需要普通加锁就可以了。因为在一个 cpu 上，一个正在运行的软中断不会被另一个软中断打断，所以没有必要关下半部。线程和中断并发的时候，之所以需要在线程中关中断加锁，是因为中断可以打断线程；同样的，关下半部加锁，也是因为下半部可以抢占线程。

tasklet 与软中断不同。同一个软中断可以在多个 cpu 上并发执行，同一个 tasklet 只会在一个 cpu 上执行，所以如果数据只在一个 tasklet 中访问，那么不需要加锁。如果数据在不同的 tasklet 中共享，那么就需要加锁，普通加锁就可以，因为一个 cpu 上正在执行一个 tasklet 的时候，不会被另一个 tasklet 打断。

tasklet

软中断

2.1.2 读写自旋锁

有时候，对数据的访问可以明确的分为两个场景，读和写。比如，对一个链表可能既要更新，又要查询。当更新链表时，那么更新操作是互斥的，在同一个时刻，只能有一个更新者，并且在更新的时候不能读。如果此时没有更新，而只有读者，那么多个读者是可以同时进行的。

读写自旋锁的互斥规则：

（1）写和写互斥

（2）写和读互斥

（3）读和读不互斥

自旋锁是完全互斥。在一些场景下，比如读多写少的场景，相对于使用自旋锁，读写锁可以带来性能上的优化。

读写自旋锁，在等待锁的时候也是自旋，一直占着 cpu，这点与自旋锁是类似的。

与自旋锁不同的是，读写自旋锁是可以递归调用的，也就是说一个线程调用一次之后，还可以再次调用。当然，实际使用中很少有这么用的，对于一个线程来说，重复获取一个读自旋锁，毫无意义。

如下内核模块有两个线程，一个线程中获取读锁，一个线程中获取写锁。安装内核模块之后的打印结果截图贴在了下边。从打印信息可以看出来两点：读锁可以多次获取；读锁和写锁是互斥的，只有两次释放读锁之后，写锁才可以被获取到。

#include <linux/init.h>
#include <linux/module.h>
#include <linux/kernel.h>
#include <linux/kthread.h>
#include <linux/delay.h>
#include <linux/spinlock.h>

MODULE_LICENSE("GPL");
MODULE_AUTHOR("Your Name");
MODULE_DESCRIPTION("Spinlock Example");

rwlock_t lock;

static struct task_struct *rthread;
static struct task_struct *wthread;

static int rthread_func(void *data) {
    printk("rthread tid = %d\n", current->pid);
    read_lock(&lock);
    printk("first got read lock\n");
    read_lock(&lock);
    printk("second got read lock\n");

    read_unlock(&lock);
    printk("first release read lock\n");
    mdelay(2000);
    read_unlock(&lock);
    printk("second release read lock\n");
    return 0;
}

static int wthread_func(void *data) {
  printk("wthread tid = %d\n", current->pid);
  printk("getting write lock\n");
  mdelay(2000);
  write_lock(&lock);
  printk("got write lock\n");
  write_unlock(&lock);
  return 0;
}

static int __init spinlock_example_init(void) {
    printk(KERN_INFO "Spinlock Example: Module init\n");
    rwlock_init(&lock);
    rthread = kthread_run(rthread_func, NULL, "rThread");
    wthread = kthread_run(wthread_func, NULL, "wThread");
    return 0;
}

static void __exit spinlock_example_exit(void) {
    printk(KERN_INFO "Spinlock Example: Module exit\n");
    kthread_stop(rthread);
    kthread_stop(wthread);
}

module_init(spinlock_example_init);
module_exit(spinlock_example_exit);

2.2 互斥体

互斥体，从名字就可以看出来能够起到互斥的作用。互斥体和自旋锁是两种典型的同步机制，分别有各自的使用场景。一个事物往往会分为两个方面，有两种实现方式，这两种方式有各自的使用场景，比如通信模型中的传输层，有 udp 和 tcp：tcp 是面向连接的可靠的字节流；而 udp 正好相反，没有连接，不可靠，数据报。udp 和 tcp 分别有各自的使用场景。

互斥体在 linux 内核中是一个 struct mutex 结构体。如下内核模块中，声明了一个互斥体 struct mutex mtx。创建了两个内核线程 thread1 和 thread2，在 thread1 中首先获取了 mtx，然后尝试再次获取 mtx，这种情况下会产生死锁，因为 mutex 不能递归调用；thread2 中首先 delay 了 2s，之所以 delay，是为了先让 thread1 获取锁，这样 thread2 尝试获取锁就会获取失败，一直等待。

#include <linux/init.h>
#include <linux/module.h>
#include <linux/kernel.h>
#include <linux/kthread.h>
#include <linux/delay.h>
#include <linux/spinlock.h>
#include <linux/mutex.h>

MODULE_LICENSE("GPL");
MODULE_AUTHOR("Your Name");
MODULE_DESCRIPTION("Spinlock Example");

struct mutex mtx;

static struct task_struct *thread1;
static struct task_struct *thread2;

static int thread1_func(void *data) {
    printk("thread1 tid = %d\n", current->pid);
    mutex_lock(&mtx);
    printk("first got mutex\n");
    mutex_lock(&mtx);
    return 0;
}

static int thread2_func(void *data) {
  printk("wthread tid = %d\n", current->pid);
  printk("getting mutex\n");
  mdelay(2000);
  mutex_lock(&mtx);
  return 0;
}

static int __init spinlock_example_init(void) {
    printk(KERN_INFO "Spinlock Example: Module init\n");
    mutex_init(&mtx);
    thread1 = kthread_run(thread1_func, NULL, "Thread1");
    thread2 = kthread_run(thread2_func, NULL, "Thread2");
    return 0;
}

static void __exit spinlock_example_exit(void) {
    printk(KERN_INFO "Spinlock Example: Module exit\n");
    kthread_stop(thread1);
    kthread_stop(thread2);
}

module_init(spinlock_example_init);
module_exit(spinlock_example_exit);

使用 dmesg 可以查看内核模块的打印信息，两个线程的线程号分别是 2937 和 2938。

使用 top 分别查看两个线程的状态，可以看到两个线程的状态均是 D 状态，并且 cpu 使用率为 0%。这是 mutex 和 spinlock 之间的主要区别，spinlock 在等待琐时忙等，还在占着 cpu，mutex 等待锁时睡眠。

D 状态是的说明可以参考下边的博客。

linux 中进程的 D 状态和 Z 状态

如果线程长时间处于 D 状态，那么内核也有检测机制，可以检测出来 D 状态异常并打印相关信息。

2.3 区别

2.3.1 等锁的方式不一样

如上所述，自旋锁在等待锁时是忙等，一直占着 cpu，线程状态是 R，也就是运行态；互斥体在等锁时，线程是 D 状态，线程睡眠，不占用 cpu。

 

2.3.2 使用场景不一样

根据自旋锁和互斥体的区别，两者有不同的适用场景。

只能使用自旋锁的场景

中断上下文。在中断上下文中使用锁，只能使用自旋锁，因为互斥体在等锁的时候会睡眠，睡眠就会引起任务调度。而在中断上下文中，是不能调度的，因为从 linux 内核的语义来说，中断本身就是最紧迫的，优先级最高的任务，需要快速完成的任务，所以中断中不能发生调度。linux 内核并不保存中断的上下文，在中断中发生调度的话，就永远无法调度回来，找不到回家的路。

在临界区需要睡眠，只能使用互斥体

如果在临界区需要睡眠，那么只能使用互斥体。因为睡眠会引起调度，如果在持有自旋锁的时候睡眠，并且新调度的任务也要获取同一个自旋锁，那么就可能产生死锁。为什么持有互斥体，不会产生死锁呢，因为等互斥体的时候线程会睡眠，睡眠的话，原来持有互斥体的线程就会有机会运行，运行完毕，释放互斥体之后，后来的线程就可以运行。而获取自旋锁的话，等锁的线程会一直占着 cpu，已经持有锁的线程可能得不到运行，也就不会释放自旋锁，这样就会死锁。之所以说可能死锁，是因为这是前后两个线程在同一个 cpu 核上运行的情况，如果两个线程在不同的 cpu 核上运行，那么已经持有锁的线程就能继续运行，运行完毕释放锁。为了避免可能的死锁问题，在自旋锁临界区，不能睡眠。

其它选择

低开销加锁，临界区很短。建议使用自旋锁，因为临界区短，所以等锁时间也会比较短，忙等一会可以接收。因为等互斥体的时候会触发调度，如果临界区很短的话，进程调度的时间会大于等锁本身需要消耗的时间，还不如把时间花在等锁上。

短期锁定，优先使用自旋锁；长期加锁，优先选用互斥体。

3 哪种锁可以递归调用

由上边的分析可以知道，读自旋锁可以递归调用。

普通自旋锁，写自旋锁，互斥体都不可以递归调用。