原由
之所以写这篇文章当然还是在面试中涉及了对本文标题的相关问题-互斥锁和自旋锁的区别。听到这个问题的时候，我是比较忐忑的。互斥锁我还能简单说一些，但是对于自旋锁的了解几乎为零。为此，将总结Linux下的相关锁-那些“锁”事儿。知之为知之，不知为不知，是知也。不懂的地方，尽快查漏补缺！
简介
我们晓得在Linux内核中，同步机制是一大特性。比较经典的有原子操作、spin_lock（自旋锁）、mutex（互斥锁）、semaphore（信号量）等。
原子操作
原子操作，也是数据库事务的一大特性。就是该操作绝不会在执行完之前被任何任务或者事件终止，要不全部执行，要不全部不执行。它是最小的执行单位，原子操作需要硬件的支持，因此是架构相关的。它的API和原子类型定义都在内核源码树的include/asm/atomic.h文件中，都是用汇编语言实现。
原子操作主要用于实现资源计数，很多引用计数就是通过原子操作实现的。
原子类型定义：
typedef struct{
volatile int counter;
}atomic_t;
volatile关键字修饰的字段可以通知gcc不要对该类型的数据做优化处理，对它的访问都是对内存的访问，而不是对寄存器的访问。
原子操作的API：
1）atomic_read(atomic_t *v);
作用：对原子类型的变量进行原子读操作，它返回原子类型的变量v的值。
2）atomic_set(atomic_t *v,int i);
作用：设置原子类型的变量v的值为i。
3）atomic_add(int i,atomic_t *v);
作用：给原子类型的变量v增加值i。
4）atomic_sub(int i,atomic_t *v);
作用：从原子类型的变量v中减去i。
5）atomic_sub_and_test(int i, atomic_t *v);
作用：从原子类型的变量v中减去i，并判断结果是否为0，如果为0，返回真，否则返回假。
6）atomic_inc(atomic_t *v);
作用：对原子类型变量v原子地增加1。
7）atomic_dec(atomic_t *v);
作用：对原子类型的变量v原子地减1。
8）atomic_dec_and_test(atomic_t *v);
作用：对原子类型的变量v原子地减1，并判断结果是否为0，如果为0，返回真，否则返回假。
9）int atomic_inc_and_test(atomic_t *v);
作用：对原子类型的变量v原子地增加1，并判断结果是否为0，如果为0，返回真，否则返回假。
10）atomic_add_negative(int i, atomic_t*v);
作用：对原子类型的变量v原子地增加i，并判断结果是否为负数，如果是，返回真，否则返回假。
11）atomic_add_return(int i, atomic_t *v);
作用：对原子类型的变量v原子地增加i，并且返回指向v的指针。
12）int atomic_sub_return(int i, atomic_t *v);
作用：从原子类型的变量v中减去i，并且返回指向v的指针。
13）int atomic_inc_return(atomic_t * v);
作用：对原子类型的变量v原子地增加1并且返回指向v的指针。
14）int atomic_dec_return(atomic_t * v);
作用：对原子类型的变量v原子地减1并且返回指向v的指针。
原子操作通常用于实现资源的引用计数，在TCP/IP协议栈的IP碎片处理中，就使用了引用计数，碎片队列结构structipq描述了一个IP碎片，字段refcnt就是引用计数器，它的类型为atomic_t，当创建IP碎片时（在函数ip_frag_create中），使用atomic_set函数把它设置为1，当引用该IP碎片时，就使用函数atomic_inc把引用计数加1，当不需要引用该IP碎片时，就使用函数ipq_put来释放该IP碎片，ipq_put使用函数atomic_dec_and_test把引用计数减1并判断引用计数是否为0，如果是就释放Ip碎片。函数ipq_kill把IP碎片从ipq队列中删除，并把该删除的IP碎片的引用计数减1（通过使用函数atomic_dec实现）。
信号量
信号量的本质也是一个计数器，用来记录对某个资源（如共享内存）的存取状况。用来协调不同进程间的数据对象，最主要的应用是共享内存方式的进程间通信。
一般情况，为了获取共享资源，进程需要执行如下步骤：
1）测试控制该资源的信号量；
2）如果该信号量为正，就允许使用该资源，进程将型号量减一；
3）如果为0，则该资源目前不可用，进程sleep，知道信号量值大于0，才能被唤醒，从步骤1）开始执行；
4）当进程不再使用某信号量控制的资源时，信号量值加1,。如果此时有进程在sleep并等待此信号量，则可以唤醒该进程。
信号量的定义在头文件/usr/src/linux/include/linux/sem.h 中，信号量是一个数据集合，用户可以单独使用这一集合中的每个元素。
Linux2.6.26下定义的信号量结构体：
struct semaphore {
spinlock_t lock;
unsigned int count;
struct list_head wait_list;
};
从以上信号量的定义中，可以看到信号量底层使用到了spinlock的锁定机制，这个spinlock主要用来确保对count成员的原子性的操作(count--)和测试(count > 0)。
信号量的pv操作
信号量的P操作
- （1）void down(struct semaphore *sem);
- （2）int down_interruptible(struct semaphore *sem);
- （3）int down_trylock(struct semaphore *sem);
(1)中的函数根据2.6.26中的代码注释，这个函数已经out了(Use of this function is deprecated)，所以从实用角度，彻底忘了它吧。
(2)最常用，函数原型：
/**
* down_interruptible - acquire the semaphore unless interrupted
* @sem: the semaphore to be acquired
*
* Attempts to acquire the semaphore. If no more tasks are allowed to
* acquire the semaphore, calling this function will put the task to sleep.
* If the sleep is interrupted by a signal, this function will return -EINTR.
* If the semaphore is successfully acquired, this function returns 0.
*/
int down_interruptible(struct semaphore *sem)
{
unsigned long flags;
int result = ; spin_lock_irqsave(&sem->lock, flags);
if (likely(sem->count > ))
sem->count--;
else
result = __down_interruptible(sem);
spin_unlock_irqrestore(&sem->lock, flags); return result;
}
函数说明：在保证原子操作的前提下，先测试count是否大于0，如果是说明可以获得信号量，这种情况下需要先将count--，以确保别的进程能否获得该信号量，然后函数返回，其调用者开始进入临界区。如果没有获得信号量，当前进程利用struct semaphore 中wait_list加入等待队列，开始睡眠。
对于需要休眠的情况，在__down_interruptible()函数中，会构造一个struct semaphore_waiter类型的变量struct semaphore_waiter定义如下：
struct semaphore_waiter
{
struct list_head list;
struct task_struct *task;
int up;
};
将当前进程赋给task，并利用其list成员将该变量的节点加入到以sem中的wait_list为头部的一个列表中，假设有多个进程在sem上调用down_interruptible，则sem的wait_list上形成的队列如下图：
(注：将一个进程阻塞，一般的经过是先把进程放到等待队列中，接着改变进程的状态，比如设为TASK_INTERRUPTIBLE，然后调用调度函数schedule()，后者将会把当前进程从cpu的运行队列中摘下)
(3)试图去获得一个信号量，如果没有获得，函数立刻返回1而不会让当前进程进入睡眠状态。
信号量的V操作
void up(struct semaphore *sem);
/**
* up - release the semaphore
* @sem: the semaphore to release
*
* Release the semaphore. Unlike mutexes, up() may be called from any
* context and even by tasks which have never called down().
*/
void up(struct semaphore *sem)
{
unsigned long flags; spin_lock_irqsave(&sem->lock, flags);
if (likely(list_empty(&sem->wait_list)))
sem->count++;
else
__up(sem);
spin_unlock_irqrestore(&sem->lock, flags);
}
如果没有其他线程等待在目前即将释放的信号量上，那么只需将count++即可。如果有其他线程正因为等待该信号量而睡眠，那么调用__up.
__up的定义：
static noinline void __sched __up(struct semaphore *sem)
{
struct semaphore_waiter *waiter = list_first_entry(&sem->wait_list, struct semaphore_waiter, list);
list_del(&waiter->list);
waiter->up = ;
wake_up_process(waiter->task);
}
这个函数首先获得sem所在的wait_list为头部的链表的第一个有效节点，然后从链表中将其删除，然后唤醒该节点上睡眠的进程。
由此可见，对于sem上的每次down_interruptible调用，都会在sem的wait_list链表尾部加入一新的节点。对于sem上的每次up调用，都会删除掉wait_list链表中的第一个有效节点，并唤醒睡眠在该节点上的进程。
互斥锁
两种形式的制约关系
1）间接相互制约关系（互斥）
若某一进程要求使用某种资源，而该资源正好被另一进程使用，并且该资源不允许两个进程同时使用，那么该进程只好等待已占有的资源的进程释放资源后再使用。这种制约关系可以用“进程-资源-进程”的形式表示。例如，打印机资源，进程互斥经典问题中生产者-生产者问题。
2）直接相互制约关系（同步）
某一进程若收不到另一进程提供的必要信息就不能继续运行下去，表明了两个进程之间在某些点上要交换信息，相互交流运行情况。这种制约关系的进本形式是“进程-进程”。例如生产者与消费者问题，生产者生产产品并放入缓冲池，消费者从缓冲池取走产品进行消费。这两者就是同步关系。
区分互斥和同步只需记住，同类进程即为互斥关系，不同类进程即为同步关系。
临界资源：同时只允许一个进程使用的资源。
临界区：进程中用于访问临界资源的代码段，又称临界段。
每个进程的临界区代码可以不同，临界区代码由于要访问临界资源，因此要在进入临界区之前进行检查，至于每个进程对临界资源进行怎样的操作，这和临界资源及互斥同步管理是无关的。
Linux 2.6.26中mutex的定义：
struct mutex {
/* 1: unlocked, 0: locked, negative: locked, possible waiters */
atomic_t count;//原子操作类型变量
spinlock_t wait_lock;//自旋锁类型变量
struct list_head wait_list;
#ifdef CONFIG_DEBUG_MUTEXES
struct thread_info *owner;
const char *name;
void *magic;
#endif
#ifdef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC
struct lockdep_map dep_map;
#endif
};
对比前面的struct semaphore，struct mutex除了增加了几个作为debug用途的成员变量外，和semaphore几乎长得一样。但是mutex的引入主要是为了提供互斥机制，以避免多个进程同时在一个临界区中运行。
如果静态声明一个count=1的semaphore变量，可以使用DECLARE_MUTEX(name)，DECLARE_MUTEX(name)实际上是定义一个semaphore，所以它的使用应该对应信号量的P,V函数.
如果要定义一个静态mutex型变量，应该使用DEFINE_MUTEX
如果在程序运行期要初始化一个mutex变量，可以使用mutex_init（mutex），mutex_init是个宏，在该宏定义的内部，会调用__mutex_init函数。
#define mutex_init(mutex) \
do { \
static struct lock_class_key __key; \
\
__mutex_init((mutex), #mutex, &__key); \
} while ()
__mutex_init定义如下：
/***
* mutex_init - initialize the mutex
* @lock: the mutex to be initialized
*
* Initialize the mutex to unlocked state.
*
* It is not allowed to initialize an already locked mutex.
*/
void
__mutex_init(struct mutex *lock, const char *name, struct lock_class_key *key)
{
atomic_set(&lock->count, );
spin_lock_init(&lock->wait_lock);
INIT_LIST_HEAD(&lock->wait_list); debug_mutex_init(lock, name, key);
}
从__mutex_init的定义可以看出，在使用mutex_init宏来初始化一个mutex变量时，应该使用mutex的指针型。mutex上的P,V操作：void mutex_lock(struct mutex *lock)和void __sched mutex_unlock(struct mutex *lock)从原理上讲，mutex实际上是count=1情况下的semaphore，所以其PV操作应该和semaphore是一样的。但是在实际的Linux代码上，出于性能优化的角度，并非只是单纯的重用down_interruptible和up的代码。以ARM平台的mutex_lock为例，实际上是将mutex_lock分成两部分实现：fast path和slow path，主要是基于这样一个事实：在绝大多数情况下，试图获得互斥体的代码总是可以成功获得。所以Linux的代码针对这一事实用ARM 。
自旋锁
自旋锁也是实现保护共享资源的一种锁机制，与互斥锁比较类似，都是为了解决对某资源的互斥使用。无论是互斥锁还是自旋锁，在任何时刻最多只有一个保持者。也就是说，任何时刻最多只有一个执行单元获得锁。两者的不同之处是，对于互斥锁而言，如果资源已经被占用，其它的资源申请进程只能进入sleep状态。但是自旋锁不会引起调用者sleep，如果自旋锁已经被别的执行单元保持，调用者就一直循环在等待该自旋锁的保持者是否释放该锁。
自旋锁一般原理
跟互斥锁一样，一个执行单元要想访问被自旋锁保护的共享资源，必须先得到锁，在访问完共享资源后，必须释放锁。如果在获取自旋锁时，没有任何执行单元保持该锁，那么将立即得到锁；如果在获取自旋锁时锁已经有保持者，那么获取锁操作将自旋在那里，直到该自旋锁的保持者释放了锁。由此我们可以看出，自旋锁是一种比较低级的保护数据结构或代码片段的原始方式，这种锁可能存在两个问题：死锁和过多占用cpu资源。
自旋锁适用情况
自旋锁比较适用于锁使用者保持锁时间比较短的情况，正是由于自旋锁使用者一般保持较短的锁时间，因此选择自选而不是睡眠是非常必要的，因为自旋锁的效率远高于互斥锁。信号量和读写信号量适用于保持时间较长的情况，它们会导致调用者sleep，因此只能在进程上下文使用。而自旋锁适合于保持时间非常短的情况，它可以再任何上下文使用。如果被保护的共享资源只在进程上下文访问，使用信号量保护该共享资源非常合适，如果对共享资源的访问时间非常短，自旋锁也可以。但是如果被保护的共享资源需要在中断上下文访问（包括底半部即中断处理句柄和顶半部即软中断），就必须使用自旋锁。自旋锁保持期间是抢占失效的，而信号量和读写信号量保持期间是可以被抢占的。自旋锁只有在内核可抢占或SMP（多处理器）的情况下才真正需要，在单CPU且不可抢占的内核下，自旋锁的所有操作都是空操作。另外格外注意一点：自旋锁不能递归使用。
自旋锁的定义及相关API
自旋锁定义的文件（Linux/Spinlock.h）
typedef struct spinlock {
union { //联合
struct raw_spinlock rlock;
#ifdef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC
# define LOCK_PADSIZE (offsetof(struct raw_spinlock, dep_map))
struct{
u8 __padding[LOCK_PADSIZE];
struct lockdep_map dep_map;
};
#endif
};
} spinlock_t;
定义和初始化操作：
spinlock_t my_lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;
void spin_lock_init(spinlock_t *lock);
自旋锁操作：
//加锁一个自旋锁函数
void spin_lock(spinlock_t *lock); //获取指定的自旋锁
void spin_lock_irq(spinlock_t *lock); //禁止本地中断获取指定的锁
void spin_lock_irqsave(spinlock_t *lock, unsigned long flags); //保存本地中断的状态,禁止本地中断,并获取指定的锁
void spin_lock_bh(spinlock_t *lock) //安全地避免死锁, 而仍然允许硬件中断被服务 //释放一个自旋锁函数
void spin_unlock(spinlock_t *lock); //释放指定的锁
void spin_unlock_irq(spinlock_t *lock); //释放指定的锁,并激活本地中断
void spin_unlock_irqrestore(spinlock_t *lock, unsigned long flags); //释放指定的锁,并让本地中断恢复到以前的状态
void spin_unlock_bh(spinlock_t *lock); //对应于spin_lock_bh //非阻塞锁
int spin_trylock(spinlock_t *lock); //试图获得某个特定的自旋锁,如果该锁已经被争用,该方法会立刻返回一个非0值,
//而不会自旋等待锁被释放,如果成果获得了这个锁,那么就返回0.
int spin_trylock_bh(spinlock_t *lock);
//这些函数成功时返回非零( 获得了锁 ), 否则 0. 没有"try"版本来禁止中断. //其他
int spin_is_locked(spinlock_t *lock); //和try_lock()差不多
信号量、互斥锁和自旋锁的区别
信号量。互斥锁允许进程sleep属于睡眠锁，自旋锁不允许调用者sleep，而是让其循环等待，所以有以下区别应用：
- 信号量和读写信号量适合于保持时间较长的情况，它们会导致调用者睡眠，因而自旋锁适合于保持时间非常短的情况；
- 自旋锁可以用于中断，不能用于进程上下文(会引起死锁)，而信号量不允许使用在中断中，而可以用于进程上下文；
- 自旋锁保持期间是抢占失效的，自旋锁被持有时，内核不能被抢占，而信号量和读写信号量保持期间是可以被抢占的。
另外需要注意的是：
- 信号量锁保护的临界区可包含可能引起阻塞的代码，而自旋锁则绝对要避免用来保护包含这样代码的临界区，因为阻塞意味着要进行进程的切换，如果进程被切换出去后，另一进程企图获取本自旋锁，死锁就会发生；
- 占用信号量的同时不能占用自旋锁，因为在等待信号量时可能会睡眠，而在持有自旋锁时是不允许睡眠的。
信号量和互斥锁的区别
1、概念上的区别：
信号量：是进程间（线程间）同步用的，一个进程（线程）完成了某一个动作就通过信号量告诉别的进程（线程），别的进程（线程）再进行某些动作。有二值和多值信号量之分；
互斥锁：是线程间互斥用的，一个线程占用了某一个共享资源，那么别的线程就无法访问，直到这个线程离开，其他的线程才开始可以使用这个共享资源。可以把互斥锁看成二值信号量。
2、上锁时：
信号量: 只要信号量的value大于0，其他线程就可以sem_wait成功，成功后信号量的value减一。若value值不大于0，则sem_wait阻塞，直到sem_post释放后value值加一。一句话，信号量的value>=0。
互斥锁: 只要被锁住，其他任何线程都不可以访问被保护的资源。如果没有锁，获得资源成功，否则进行阻塞等待资源可用。一句话，线程互斥锁的vlaue可以为负数。
3、使用场所：
信号量主要适用于进程间通信，当然，也可用于线程间通信。而互斥锁只能用于线程间通信。
参考链接
华山大师兄-信号量、互斥体和自旋锁