【原创+整理】线程同步之详解自旋锁
一 什么是自旋锁
自旋锁(Spinlock)是一种广泛运用的底层同步机制。自旋锁是一个互斥设备，它只有两个值：“锁定”和“解锁”。它通常实现为某个整数值中的某个位。希望获得某个特定锁得代码测试相关的位。如果锁可用，则“锁定”被设置，而代码继续进入临界区；相反，如果锁被其他人获得，则代码进入忙循环（而不是休眠，这也是自旋锁和一般锁的区别）并重复检查这个锁，直到该锁可用为止，这就是自旋的过程。“测试并设置位”的操作必须是原子的，这样，即使多个线程在给定时间自旋，也只有一个线程可获得该锁。
自旋锁对于SMP和单处理器可抢占内核都适用。可以想象，当一个处理器处于自旋状态时，它做不了任何有用的工作，因此自旋锁对于单处理器不可抢占内核没有意义，实际上，非抢占式的单处理器系统上自旋锁被实现为空操作，不做任何事情。
曾经有个经典的例子来比喻自旋锁：A，B两个人合租一套房子，共用一个厕所，那么这个厕所就是共享资源，且在任一时刻最多只能有一个人在使用。当厕所闲置时，谁来了都可以使用，当A使用时，就会关上厕所门，而B也要使用，但是急啊，就得在门外焦急地等待，急得团团转，是为“自旋”，这也是要求锁的持有时间尽量短的原因！
自旋锁有以下特点：
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- 用于临界区互斥
- 在任何时刻最多只能有一个执行单元获得锁
- 要求持有锁的处理器所占用的时间尽可能短
- 等待锁的线程进入忙循环
补充：
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临界区和互斥：对于某些全局资源，多个并发执行的线程在访问这些资源时，操作系统可能会交错执行多个并发线程的访问指令，一个错误的指令顺序可能会导致最终的结果错误。多个线程对共享的资源的访问指令构成了一个临界区（critical section），这个临界区不应该和其他线程的交替执行，确保每个线程执行临界区时能对临界区里的共享资源互斥的访问。
二 自旋锁较互斥锁之类同步机制的优势
2.1 休眠与忙循环
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互斥锁得不到锁时，线程会进入休眠，这类同步机制都有一个共性就是 一旦资源被占用都会产生任务切换，任务切换涉及很多东西的(保存原来的上下文，按调度算法选择新的任务，恢复新任务的上下文，还有就是要修改cr3寄存器会导致cache失效)这些都是需要大量时间的，因此用互斥之类来同步一旦涉及到阻塞代价是十分昂贵的。
一个互斥锁来控制2行代码的原子操作，这个时候一个CPU正在执行这个代码，另一个CPU也要进入， 另一个CPU就会产生任务切换。为了短短的两行代码 就进行任务切换执行大量的代码，对系统性能不利，另一个CPU还不如直接有条件的死循环，等待那个CPU把那两行代码执行完。
2.2 自旋过程
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当锁被其他线程占有时，获取锁的线程便会进入自旋，不断检测自旋锁的状态。一旦自旋锁被释放，线程便结束自旋，得到自旋锁的线程便可以执行临界区的代码。对于临界区的代码必须短小，否则其他线程会一直受到阻塞，这也是要求锁的持有时间尽量短的原因！
三 windows驱动程序中自旋锁的使用
3.1 初始化自旋锁
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在windows下，自旋锁用一个名为KSPIN_LOCK的结构体进行表示。
VOID KeInitializeSpinLock(
_Out_ PKSPIN_LOCK SpinLock
);
注意：
存储KSPIN_LOCK变量必须是常驻在内存的，一般可以放在设备对象的设备扩展结构体中，控制对象的控制扩展中，或者调用者申请的非分页内存池中。
可运行在任意IRQL中。
3.2 申请自旋锁
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VOID KeAcquireSpinLock(
_In_ PKSPIN_LOCK SpinLock,
_Out_ PKIRQL OldIrql
);
SpinLock：指向经过KeInitializeSpinLock的结构体
OldIrql：用于保存当前的中断请求级
注意：
当使用全局变量存储 OldIrql时，不同的锁最好不要共用一个全局块，否则很容易引起竞争问题（race condition）。
3.3 释放自旋锁
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VOID KeReleaseSpinLock(
_Inout_ PKSPIN_LOCK SpinLock,
_In_ KIRQL NewIrql
);
SpinLock：指向经过KeInitializeSpinLock的结构体
NewIrql ：KeAcquireSpinLock保存当前的中断请求级
注意
运行的IRQL = DISPATCH_LEVEL
四 windows下自旋锁的实现
4.1 KSPIN_LOCK结构体
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KSPIN_LOCK实际是一个操作系统相关的无符号整数，32位系统上是32位的unsigned long，64位系统则定义为unsigned __int64。
在初始化时，其值被设置为0，为空闲状态。
4.2 KeInitializeSpinLock
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FORCEINLINE
VOID
NTAPI
KeInitializeSpinLock (
__out PKSPIN_LOCK SpinLock
)
{
*SpinLock = 0; //将SpinLock初始化为0，表示锁的状态为空闲状态
}
4.3 KeAcquireSpinLock
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4.3.1 单处理器
wdm.h中是这样定义的：
#define KeAcquireSpinLock(SpinLock, OldIrql) \
*(OldIrql) = KeAcquireSpinLockRaiseToDpc(SpinLock)
很明显，核心的操作对象是SpinLock，同时也与IRQL有关 。
如果当前的IRQL为PASSIVEL_LEVEL，那么首先会提升IRQL到DISPATCH_LEVEL，然后调用KxAcquireSpinLock()。
如果当前的IRQL为DISPATCH_LEVEL，那么就调用KeAcquireSpinLockAtDpcLevel，省去提升IRQL一步。
因为线程调度也是发生在DISPATCH_LEVEL，所以提升IRQL之后当前处理器上就不会发生线程切换。单处理器时，当前只能有一个线程被执行，而这个线程提升IRQL至DISPATCH_LEVEL之后又不会因为调度被切换出去，自然也可以实现我们想要的互斥“效果”，其实只操作IRQL即可，无需SpinLock。实际上单核系统的内核文件ntosknl.exe中导出的有关SpinLock的函数都只有一句话，就是return。
4.3.2 多处理器
而多处理器呢？提升IRQL只会影响到当前处理器，保证当前处理器的当前线程不被切换。
__forceinline
KIRQL
KeAcquireSpinLockRaiseToDpc (
__inout PKSPIN_LOCK SpinLock
)
{
KIRQL OldIrql;
//
// Raise IRQL to DISPATCH_LEVEL and acquire the specified spin lock.
//
OldIrql = KfRaiseIrql(DISPATCH_LEVEL); //提升IRQL
KxAcquireSpinLock(SpinLock); //获取自旋锁
return OldIrql;
}
其中用于获取自旋锁的KxAcquireSpinLock函数：
__forceinline
VOID
KxAcquireSpinLock (
__inout PKSPIN_LOCK SpinLock
)
{
if (InterlockedBitTestAndSet64((LONG64 *)SpinLock, 0))//64位函数
{
KxWaitForSpinLockAndAcquire(SpinLock); //CPU空转进行等待
}
}
KxAcquireSpinLock（）函数先测试锁的状态。若锁空闲，则SpinLock为0，那么InterlockedBitTestAndSet()将返回0，并使SpinLock置位，不再为0。这样KxAcquireSpinLock()就成功得到了锁，并设置锁为占用状态（*SpinLock不为0），函数返回。若锁已被占用呢？InterlockedBitTestAndSet()将返回1，此时将调用KxWaitForSpinLockAndAcquire()等待并获取这个锁。这表明，SPIN_LOCK为0则锁空闲，非0则已被占有。
InterlockedBitTestAndSet64()函数的32位版本如下：
BOOLEAN
FORCEINLINE
InterlockedBitTestAndSet (
IN LONG *Base,
IN LONG Bit
)
{
__asm {
mov eax, Bit
mov ecx, Base
lock bts [ecx], eax
setc al
};
}
关键就在bts指令，是一个进行位测试并置位的指令。这里在进行关键的操作时有lock前缀，保证了多处理器安全。
4.4 KxReleaseSpinLock
___________________
__forceinline
VOID
KxReleaseSpinLock (
__inout PKSPIN_LOCK SpinLock
)
{
InterlockedAnd64((LONG64 *)SpinLock, 0);//释放时进行与操作设置其为0
}
4.5 真实系统上的实现
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好了，对于自旋锁的初始化、获取、释放，都有了了解。但是只是谈谈原理，看看WRK，似乎有种纸上谈兵的感觉？那就实战一下，看看真实系统中是如何实现的。以双核系统中XP SP2下内核中关于SpinLock的实现细节为例：
用IDA分析双核系统的内核文件ntkrnlpa.exe，关于自旋锁操作的两个基本函数是KiAcquireSpinLock和KiReleaseSpinLock，其它几个类似。
.text:004689C0 KiAcquireSpinLock proc near ; CODE XREF:
sub_416FEE+2D p
.text:004689C0 ; sub_4206C0+5 j ...
.text:004689C0 lock bts dword ptr [ecx], 0
.text:004689C5 jb short loc_4689C8
.text:004689C7 retn
.text:004689C8 ; ---------------------------------------------------------------------------
.text:004689C8
.text:004689C8 loc_4689C8: ; CODE XREF: KiAcquireSpinLock+5 j
.text:004689C8 ; KiAcquireSpinLock+12 j
.text:004689C8 test dword ptr [ecx], 1
.text:004689CE jz short KiAcquireSpinLock
.text:004689D0 pause
.text:004689D2 jmp short loc_4689C8
.text:004689D2 KiAcquireSpinLock endp
代码比较简单，还原成源码是这样子的：
void __fastcall KiAcquireSpinLock(int _ECX)
{
while ( 1 )
{
__asm { lock bts dword ptr [ecx], 0 }
if ( !_CF )
break;
while ( *(_DWORD *)_ECX & 1 )
__asm { pause }//应是rep nop，IDA将其翻译成pause
}
}
fastcall方式调用，参数KSPIN_LOCK在ECX中，可以看到是一个死循环，先测试其是否置位，若否，则CF将置0，并将ECX置位，即获取锁的操作成功；若是，即锁已被占有，则一直对其进行测试并进入空转状态，这和前面分析的完全一致，只是代码似乎更精炼了一点，毕竟是实用的玩意嘛。
再来看看释放时：
.text:004689E0 public KiReleaseSpinLock
.text:004689E0 KiReleaseSpinLock proc near ; CODE XREF: sub_41702E+E p
.text:004689E0 ; sub_4206D0+5 j ...
.text:004689E0 mov byte ptr [ecx], 0
.text:004689E3 retn
.text:004689E3 KiReleaseSpinLock endp
这个再清楚不过了，直接设置为0就代表了将其释放，此时那些如虎狼般疯狂空转的其它处理器将马上获知这一信息，于是，下一个获取、释放的过程开始了。这就是最基本的自旋锁，其它一些自旋锁形式是对这种基本形式的扩充。比如排队自旋锁，是为了解决多处理器竞争时的无序状态等等，不多说了。
现在对自旋锁可谓真的是明明白白了，之前我犯的错误就是以为用了自旋锁就能保证多核同步，其实不是的，用自旋锁来保证多核同步的前提是大家都要用这个锁。若当前处理器已占有自旋锁，只有别的处理器也来请求这个锁时，才会进入空转，不进行别的操作，这时你的操作将不会受到干扰。
参考链接：
【原创】明明白白自旋锁
Linux 内核的排队自旋锁(FIFO Ticket Spinlock)
Linux 内核的同步机制，第 1 部分
