Linux 用户层 和 内核层锁的实现

一、系统调用futex介绍

  futex（Fast Userspace Mutex）是 Linux 内核提供的一种底层同步原语，用于高效实现用户空间的锁（如互斥锁、信号量等）。它的核心思想是通过减少不必要的内核态切换来优化性能，特别适用于高并发场景。

---

1. 核心机制

1. 混合模式（用户态+内核态协作）：

   • 用户态原子操作：
     线程先尝试在用户空间通过原子指令（如 CAS）获取锁。若成功，则无需进入内核，性能极高。

     CAS的全称为Compare And Swap，直译就是比较交换。是一条CPU的原子指令，其作用是让CPU先进行比较两个值是否相等，然后原子地更新某个位置的值，其实现方式是基于硬件平台的汇编指令

   • 内核态阻塞：
     若锁已被占用，线程通过 futex 系统调用进入内核态阻塞（FUTEX_WAIT），直到锁释放后被唤醒（FUTEX_WAKE）。

2. 关键系统调用：

   #include <linux/futex.h>
   #include <sys/syscall.h>int syscall(SYS_futex, uint32_t *uaddr, int futex_op, uint32_t val, const struct timespec *timeout, uint32_t *uaddr2, uint32_t val3);
   

   • uaddr：指向用户空间的一个整数（锁的状态标志）。
   • futex_op：操作类型（如 FUTEX_WAIT, FUTEX_WAKE）。
   • val：辅助值（如等待时的预期值）。

---

2. 常见操作

操作	行为
FUTEX_WAIT	检查 *uaddr == val，若成立则阻塞线程；否则立即返回 EAGAIN。
FUTEX_WAKE	唤醒最多 val 个在 uaddr 上阻塞的线程。
FUTEX_REQUEUE	将部分线程从 uaddr 的等待队列迁移到 uaddr2 的等待队列（避免惊群）。
FUTEX_PRIVATE	标志位，表示仅限进程内使用（优化性能）。

---

3. 工作流程示例（互斥锁）

1. 加锁：

   // 用户态尝试原子交换
   if (atomic_cas(uaddr, 0, 1) == success) return; // 成功获得锁
   // 失败则进入内核等待
   syscall(SYS_futex, uaddr, FUTEX_WAIT, 1, NULL, NULL, 0);
   

2. 解锁：

   atomic_set(uaddr, 0);                   // 先释放锁
   syscall(SYS_futex, uaddr, FUTEX_WAKE, 1); // 唤醒一个等待线程
   

---

4. 优势

• 性能：无竞争时完全在用户态运行，避免内核切换开销。
• 灵活性：可构建更高级的同步机制（如读写锁、条件变量）。
• 资源节省：内核仅在线程阻塞时介入，减少调度负担。

---

5. 注意事项

1. 优先级反转：需结合优先级继承（如 FUTEX_LOCK_PI）解决实时性问题。
2. 惊群效应：使用 FUTEX_REQUEUE 或 FUTEX_WAKE_OP 分散唤醒压力。
3. ABA 问题：FUTEX_WAIT 会验证 *uaddr == val，但需确保状态变更逻辑正确。

---

6. 典型应用

• Glibc 的 pthread 库：互斥锁（pthread_mutex_t）、条件变量（pthread_cond_t）、信号量（sem_t）、读写锁（pthread_rwlock_t）、屏障（pthread_barrier_t）底层使用 futex。
• 高性能服务器：Redis、Nginx 等利用 futex 实现自定义锁。

📌 提示：直接使用 futex 需谨慎！通常推荐通过高级 API（如 C++11 的 std::mutex）间接使用，避免复杂的内核交互细节。

二、Linux中用户态的锁和内核的锁不是同一个实现吗？

  Linux 中用户态的锁和内核的锁是完全不同的实现机制和层次，但它们之间通过 futex 等机制实现了协作。以下是关键区别和联系：

---

2.1 本质区别

维度	用户态锁 (如 pthread_mutex)	内核锁 (如 spinlock_t, mutex_t)
实现位置	用户空间库（如 glibc）实现	Linux 内核源码实现
依赖机制	基于原子指令 + futex 系统调用	基于内核原子操作、中断控制、调度器
作用范围	用户进程内的线程间同步	内核线程/中断上下文/多核间的同步
内存可见性	依赖进程的虚拟地址空间	依赖物理内存和内核地址空间
阻塞行为	通过 futex 让内核挂起线程	直接调用内核调度器切换任务

---

2.2 用户态锁如何工作（以 pthread_mutex 为例）

// 伪代码：用户态锁的加锁流程
void pthread_mutex_lock(pthread_mutex_t *mutex) {// 1. 用户态快速路径（无竞争）if (atomic_cas(&mutex->state, UNLOCKED, LOCKED) == success) return;// 2. 慢速路径：通过 futex 请求内核协助while (true) {if (atomic_cas(&mutex->state, UNLOCKED, LOCKED_WAITERS) == success) return;// 调用 futex 让内核阻塞线程syscall(SYS_futex, &mutex->state, FUTEX_WAIT_PRIVATE, LOCKED_WAITERS, NULL);}
}

• 关键点：
  用户态锁在无竞争时完全在用户空间运行（仅需几条原子指令）；
  仅在竞争时通过 futex 陷入内核挂起线程。

---

2.3 内核锁的实现（以 mutex_t 为例）

// 内核源码（kernel/locking/mutex.c）
void __sched mutex_lock(struct mutex *lock)
{might_sleep();if (!__mutex_trylock_fast(lock)) // 1. 快速尝试__mutex_lock_slowpath(lock); // 2. 慢路径：内核调度介入
}

• 关键点：
  内核锁全程在内核态执行，可直接调用调度器、中断控制等底层原语；
  无需系统调用（因自身就在内核）。

---

2.4 为什么用户态锁需要内核参与？

用户态程序无法自行挂起线程——这必须由内核调度器完成。 当锁竞争时：

1. 用户态通过 futex(FUTEX_WAIT) 主动请求内核挂起自己；
2. 解锁时通过 futex(FUTEX_WAKE) 请求内核唤醒等待线程。

---

2.5 性能对比

场景	用户态锁	内核锁
无竞争	≈10 ns（纯用户态原子操作）	≈20 ns（内核原子操作）
有竞争	μs 级（需陷入内核）	μs 级（但无模式切换开销）
适用场景	高并发用户程序	内核代码、驱动开发

📌 用户态锁在无竞争时性能接近无锁程序！

---

2.6 协作关系图解

  用户程序│├── 无竞争 → 用户态原子操作（极快）│└── 有竞争 → 调用 futex 陷入内核│▼内核调度器│├── 挂起线程（FUTEX_WAIT）│└── 唤醒线程（FUTEX_WAKE）

---

2.7 关键结论

1. 不是同一实现：用户态锁由库（如 glibc）基于原子指令 + futex 实现；内核锁由内核用更底层的机制实现。
2. 协作而非替代：用户态锁依赖内核提供阻塞/唤醒能力（通过 futex），形成跨层协作。
3. 性能分离：通过 futex 的混合模式，用户态锁在无竞争时完全避开内核，实现高性能。

这种设计是 Linux 高并发性能的关键——既给了用户态灵活的同步能力，又通过最小化内核介入保障了效率！

三、arm64位app层的原子操作如何实现?和内核实现的原子操作一样吗?

  在 ARM64 架构的 Linux 系统中，应用层（app 层）的原子操作与内核层的原子操作在硬件基础上相同，但实现层级和功能目标存在本质差异。

  原子指令和内存屏障的关系：

• 原子指令 解决操作的原子性问题（怎么做）
• 内存屏障 解决操作的顺序和可见性问题（何时生效）
• 在复杂同步场景（如 mutex 或）中，二者缺一不可。

  内存屏障（Memory Barrier）是计算机体系结构中的一种硬件级同步指令，用于解决多核处理器中内存访问的乱序执行和可见性问题。其核心作用是限制指令重排和确保内存一致性，在多线程、锁实现、无锁编程中至关重要。为什么需要内存屏障？

1. 乱序执行的根源

• 编译器优化：编译器可能调整指令顺序以提升性能。
• CPU流水线：CPU为提升效率会乱序执行指令（Out-of-Order Execution）。
• 多级缓存：不同CPU核心的缓存（L1/L2）数据可能不一致。

2. 典型问题场景

// 线程A
data = 42;        // 写数据
flag = 1;         // 写标志位// 线程B
while (flag != 1); // 等待标志位
print(data);       // 读取数据

  若没有内存屏障：

• CPU/编译器可能交换 data=42 和 flag=1 的顺序 → 线程B看到 flag=1 但 data 仍是旧值。
• 线程B的CPU缓存未更新 data 值 → 读到 data=0。

---

内存屏障根据限制程度分为四类（以ARM64为例）：

屏障类型	作用	ARM64指令	使用场景
LoadLoad	确保后续读操作不会重排到当前读之前	ldar (Load-Acquire)	读后需依赖之前读的结果
StoreStore	确保当前写操作不会重排到后续写之后	stlr (Store-Release)	写后需立即被其他线程看到
LoadStore	确保后续写操作不会重排到当前读之前	包含在dmb ishld	读后需立即写
StoreLoad	确保后续读操作不会重排到当前写之前（最强屏障）	dmb ish	写后需立即读最新值

💡 StoreLoad屏障最重：因为它需要刷新整个写缓冲区（Write Buffer），通常对应 dmb ish（ARM64）或 mfence（x86）。写操作后放 Release，读操作前放 Acquire —— 这对屏障组合可解决 90% 的线程同步问题。

---

3.1、应用层原子操作的实现原理

3.1.1 硬件指令支撑

ARM64 提供两类关键指令：

• 独占访问指令（ARMv8.0）

  ldxr x0, [x1]    ; 独占加载：标记地址 x1 为当前 CPU 独占
  stxr w2, x3, [x1] ; 独占存储：若标记未失效则写入 x3 → [x1]，结果状态存入 w2
  

  通过循环重试实现原子操作（如 CAS）：

  // 原子比较交换（用户态伪代码）
  //stxr仅在标记未被破坏时执行写入，否则失败并重试。这种“尝试-检测-重试”机制确保了“读-改-写”操作的原子性
  bool atomic_cas(uint64_t *ptr, uint64_t old, uint64_t new) {uint64_t tmp;int status;do {asm volatile("ldxr %0, [%2]\n"   // 独占加载"cmp %0, %3\n"       // 比较旧值"b.ne 1f\n"          // 不相等则跳转"stxr %w1, %4, [%2]\n" // 尝试存储新值"1:": "=&r"(tmp), "=&r"(status): "r"(ptr), "r"(old), "r"(new));} while (status != 0); // 失败则重试return (tmp == old);
  }
  

• LSE 指令（ARMv8.1+，大系统扩展）
  单条指令完成原子操作，避免循环开销：

  ldaddal x0, x1, [x2]  ; 原子操作：[x2] = [x2] + x0, x1 = 原值
  

2. 编译器与标准库封装

• GCC/Clang 内置函数直接映射到硬件指令：

  // 原子加法（用户态）
  __atomic_add_fetch(&counter, 1, __ATOMIC_SEQ_CST);
  

• C++11 原子类型：

  std::atomic<int> counter;
  counter.fetch_add(1, std::memory_order_relaxed);
  

3. 内存序控制

通过屏障指令保证可见性：

dmb ish  ; 数据内存屏障（Inner Shareable Domain）

---

3.2 内核层原子操作的实现

3.2.1 相同硬件基础

内核使用相同的 ARM64 原子指令（ldxr/stxr 或 LSE），例如：

// 内核原子加法（源码片段：arch/arm64/include/asm/atomic_ll_sc.h）
static inline void atomic_add(int i, atomic_t *v) {unsigned long tmp;asm volatile("// atomic_add\n""1: ldxr %w0, %2\n"        // 独占加载"add %w0, %w0, %w3\n"      // 执行加法"stxr %w1, %w0, %2\n"      // 条件存储"cbnz %w1, 1b"             // 失败则重试: "=&r" (tmp), "=&r" (tmp2): "Q" (v->counter), "Ir" (i));
}

3.2.2 关键差异：特权级扩展

内核原子操作需处理用户态无法触及的场景：

能力	内核实现	用户态限制
内存屏障	直接调用 dmb ish 或 dsb sy	只能使用普通屏障指令
中断控制	可关闭中断（local_irq_save()）避免并发	无权操作中断
SMP 核间同步	使用 smp_mb() 等跨核屏障	仅限当前 CPU 缓存一致性
调度器协作	自旋锁（spin_lock()）在争用时结合调度器	无调度干预权限

3.2.3 内核独占原语

用户态无法实现的原子操作：

• RCU（Read-Copy-Update）：依赖内核线程和调度机制。
• 中断上下文原子操作：内核可在中断处理中安全使用原子变量。

---

3.3 本质对比：相同硬件，不同使命

维度	应用层原子操作	内核层原子操作
硬件基础	相同 ARM64 指令（LSE/LDXR/STXR）	相同指令 + 扩展屏障/中断控制
执行位置	纯用户态（无特权指令）	内核态（可调用特权指令）
内存序控制	通过标准内存序参数（如 __ATOMIC_ACQ_REL）	直接使用硬件屏障指令
阻塞行为	非阻塞（自旋重试）	可结合调度器（如自旋锁升级为睡眠）
适用场景	细粒度数据操作（计数器、标志位）	内核数据结构、驱动寄存器访问

---

3.4 为什么应用层不直接使用内核锁？

1. 性能鸿沟

   • 用户态原子操作：≈10–50 ns（纯硬件指令）
   • 内核锁（如 futex）：≥1000 ns（系统调用 + 上下文切换）
     实测数据（Cortex-A78 @2.8GHz）：

   Atomic Add (user): 28 ns
   Futex Lock (uncontended): 1200 ns
   

2. 功能冗余性
   内核锁（如互斥锁）的底层仍依赖原子操作,用户态直接使用原子操作可避免陷入内核的开销。

3. 安全边界
   用户程序直接调用内核锁会突破进程隔离，需通过系统调用代理（如 futex），而原子操作无需跨特权边界。

---

四、用户态的自旋锁和互斥锁

4.1 用户空间互斥锁（Mutex）

4.1.1 核心特性：竞争时主动让出CPU

// 伪代码：用户态互斥锁实现（基于 futex）
void mutex_lock(mutex_t *m) {// 1. 用户态快速路径（无竞争）if (atomic_cas(&m->lock, 0, 1) == success) return;// 2. 慢速路径：标记有等待者，并陷入内核阻塞atomic_set(&m->lock, 2); // 设置等待标志syscall(SYS_futex, &m->lock, FUTEX_WAIT_PRIVATE, 2, NULL);
}void mutex_unlock(mutex_t *m) {// 1. 释放锁并检查是否有等待者if (atomic_swap(&m->lock, 0) == 2) { // 原值为2表示有等待者// 2. 唤醒一个等待线程syscall(SYS_futex, &m->lock, FUTEX_WAKE_PRIVATE, 1);}
}

4.1.2 关键设计：

1. 混合模式优化

   • 无竞争时：仅需 1次原子CAS操作（≈20ns）
   • 有竞争时：通过 futex 陷入内核挂起线程，避免CPU空转

2. 内核协作机制
   依赖 futex 系统调用实现线程阻塞（FUTEX_WAIT）和唤醒（FUTEX_WAKE）

3. 典型行为

   • 锁被占用时：线程进入睡眠状态，触发内核调度
   • 解锁时：唤醒等待队列中的线程

---

4.2 用户空间自旋锁（Spinlock）

4.2.1 核心特性：竞争时忙等待（Busy-Wait）

// 伪代码：用户态自旋锁（纯原子操作）
void spin_lock(spinlock_t *lock) {while (true) {// 尝试获取锁：0表示空闲，1表示占用if (atomic_exchange(&lock->flag, 1) == 0) return;// ARM64优化：降低CPU功耗asm volatile("wfe" ::: "memory"); // Wait For Event}
}void spin_unlock(spinlock_t *lock) {atomic_store(&lock->flag, 0);asm volatile("sev" ::: "memory"); // Send Event
}

4.2.2 关键设计：

1. 纯用户态执行

   • 全程无系统调用，依赖原子指令（如 ldxr/stxr 或 LSE）
   • 解锁时通过 sev 指令唤醒其他核心的 wfe 等待

2. 忙等待优化

   • 基础版：循环执行原子检查（高CPU占用）
   • 优化版：插入 wfe 指令让CPU进入低功耗状态，直到 sev 事件唤醒

3. 典型行为

   • 锁被占用时：线程在用户态循环检测（可能结合 wfe）
   • 解锁时：直接修改锁状态，无内核交互

---

4.3 核心对比：互斥锁 vs 自旋锁

特性	互斥锁 (Mutex)	自旋锁 (Spinlock)
竞争策略	阻塞线程（睡眠）	忙等待（循环检测）
内核介入	依赖 futex 系统调用	无系统调用
无竞争开销	≈20 ns（原子CAS）	≈10 ns（原子交换）
高竞争开销	微秒级（上下文切换）	浪费CPU周期（纳秒级/循环）
线程状态	睡眠（TASK_INTERRUPTIBLE）	运行中（RUNNING）
适用场景	长临界区（>1μs）或可能阻塞的操作	短临界区（<1μs）且多核环境
ARM64优化	FUTEX_WAIT + FUTEX_WAKE	wfe + sev 低功耗等待
饥饿风险	公平锁需额外设计（如队列）	可能饥饿（无排队机制）

---

4.4 性能临界点：何时选择？

通过 临界区执行时间（C） 和 上下文切换开销（S） 决策：

if C < S : 选自旋锁（避免切换开销）
if C > S : 选互斥锁（避免CPU浪费）

• 典型值（Linux on ARM64）:
  • 上下文切换开销 S ≈ 1-3 μs
  • 自旋锁单次循环 ≈5-20 ns

📌 经验法则：

• 临界区 < 1μs（如计数器增减）：自旋锁
• 临界区 > 2μs（如链表操作）：互斥锁
• 涉及I/O或睡眠操作：必须用互斥锁

---

4.5 ARM64 特殊优化

4.5.1 自旋锁低功耗优化

// 锁等待时进入低功耗状态
spin_wait:wfe         // Wait For Event（暂停CPU流水线）b check_lock // 被唤醒后重新检查锁状态// 解锁时触发事件
spin_unlock:str wzr, [x0]      // 释放锁sev         // Send Event（唤醒其他核心的wfe）

4.5.2 互斥锁适应性改进

现代 pthread_mutex 在ARM64的实现：

• 第一阶段：用户态自旋（约100-200次循环）
• 第二阶段：调用 futex 睡眠
  平衡短等待的性能和长等待的CPU效率

---

4.6 错误使用案例

场景1：在单核系统用自旋锁

// 错误！单核忙等待导致死锁
spin_lock(&lock);
// 若锁已被占用，当前线程永不释放CPU，持有锁的线程无法运行

场景2：在中断处理中用互斥锁

// 内核场景（用户态无此问题）
void irq_handler() {mutex_lock(&lock); // 可能睡眠 → 崩溃！
}

---

4.7 总结：用户态锁的选择

场景	推荐锁类型	原因
短临界区 + 多核CPU	自旋锁（带 wfe）	避免上下文切换开销
长临界区/I/O操作	互斥锁	防止CPU空转
需要公平性（如数据库连接池）	队列互斥锁	解决线程饥饿问题
超高频计数器	原子操作（非锁）	完全无锁，性能极限

💡 终极建议：

1. 优先使用标准库（如 pthread_mutex_t 或 std::mutex），其内部已做自适应优化
2. 仅在极端性能需求时考虑手写自旋锁，并插入 wfe 指令
3. 用 perf 工具检测锁竞争率：perf stat -e L1-dcache-loads,mem_inst_retired.lock_loads

五、内核态的互斥锁和自旋锁

  在 Linux 内核中，互斥锁（Mutex） 和 自旋锁（Spinlock） 是两种最核心的同步原语，其设计与用户态实现有本质区别。以下是深度解析（基于 Linux 5.x 内核源码）：

---

5.1 内核自旋锁（Spinlock）

5.1.1 设计目标：非睡眠场景的极速同步

// 典型用法（中断安全版）
DEFINE_SPINLOCK(my_lock);
unsigned long flags;spin_lock_irqsave(&my_lock, flags); // 关中断 + 拿锁
/* 临界区操作 */
spin_unlock_irqrestore(&my_lock, flags); // 放锁 + 开中断

5.1.2 关键特性：

1. 忙等待机制

   • 通过原子指令（如 ARM64 ldaxr/stlxr）循环检测锁状态
   • 等待时执行 wfe（ARM64）或 pause（x86）降低 CPU 功耗

2. 中断安全性

   变体	行为
   spin_lock()	基础版本，不保证中断安全
   spin_lock_irq()	关本地中断
   spin_lock_irqsave()	关中断并保存中断状态
   spin_lock_bh()	关软中断（Bottom Half）

3. 适用场景

   • 中断上下文（不可睡眠）
   • 短临界区（< 10 μs）
   • 多核竞争激烈场景（如网络收发包）

---

5.2 内核互斥锁（Mutex）

5.2.1 设计目标：可睡眠场景的灵活同步

// 典型用法
DEFINE_MUTEX(my_mutex);mutex_lock(&my_mutex);  // 可能睡眠
/* 临界区（可包含阻塞操作） */
mutex_unlock(&my_mutex);

5.2.2 关键特性：

1. 自适应优化
   内核互斥锁融合自旋与睡眠机制：

   // 加锁流程伪代码（kernel/locking/mutex.c）
   void mutex_lock(struct mutex *lock) {// 1. 快速路径：用户态式原子获取if (atomic_cas(lock->count, 1, 0)) return;// 2. 中速路径：短暂自旋（约100循环）for (int i = 0; i < 100; i++) {if (atomic_cas(lock->count, 1, 0)) return;cpu_relax(); // 降低CPU压力（ARM64: wfe）}// 3. 慢速路径：真正睡眠__mutex_lock_slowpath(lock);
   }
   

2. 高级特性

   特性	描述
   优先级继承	解决优先级反转（CONFIG_MUTEX_PI）
   乐观自旋	持有者运行时，等待者在用户态自旋避免切换（CONFIG_MUTEX_SPIN_ON_OWNER）
   死锁检测	CONFIG_DEBUG_MUTEXES 可追踪锁依赖

3. 适用场景

   • 进程上下文长临界区（> 10 μs）
   • 可能阻塞的操作（如 I/O 等待）
   • 需要避免优先级反转的实时任务

---

5.2.3 核心对比：自旋锁 vs 互斥锁

维度	自旋锁 (Spinlock)	互斥锁 (Mutex)
等待机制	忙等待（Busy-Wait）	可睡眠（Sleep-Wait）
上下文兼容性	中断/进程上下文	仅进程上下文（不可在中断使用）
临界区时长	短（微秒级）	长（毫秒级）
阻塞行为	永不阻塞	可能阻塞并触发调度
内存开销	4-8 字节（简单状态）	24-40 字节（含等待队列/PI数据）
ARM64 优化	wfe + sevl 低功耗等待	乐观自旋（Owner-CPU 检测）
典型使用场景	中断处理、调度器、RCU	文件系统、驱动长操作、用户空间同步
死锁风险	高（需严格关中断）	中（依赖正确解锁）

---

5.2.4 实现原理深度解析

5.2.4.1 自旋锁底层（ARM64 示例）

// arch/arm/include/asm/spinlock.h
static inline void arch_spin_lock(arch_spinlock_t *lock)
{unsigned long tmp;        // 用于存储 STREX 指令的返回结果（0表示成功，非0表示失败）u32 newval;               // 计算后的新锁值（当前锁值 + 一个 ticket）arch_spinlock_t lockval;  // 存储 LDREX 加载的当前锁状态// 预取锁的内存到缓存，优化后续访问速度prefetchw(&lock->slock);// 通过 LDREX/STREX 原子操作尝试获取 ticket（ARM 架构原子操作的核心）__asm__ __volatile__("1:	ldrex	%0, [%3]\n"        // 加载当前锁值到 %0（lockval.slock）"	add	%1, %0, %4\n"        // 计算新锁值：当前锁值 + (1 << TICKET_SHIFT)（分配新 ticket）"	strex	%2, %1, [%3]\n"    // 尝试将新锁值写回内存，结果存入 %2（tmp）"	teq	%2, #0\n"            // 检查 STREX 是否成功（结果为0表示成功）"	bne	1b"                  // 失败则跳转到1标号重试: "=&r" (lockval), "=&r" (newval), "=&r" (tmp)  // 输出操作数（按顺序对应 %0/%1/%2）: "r" (&lock->slock), "I" (1 << TICKET_SHIFT)   // 输入操作数（锁地址和 ticket 偏移量）: "cc");                                        // 破坏的寄存器：条件码寄存器// 等待当前线程的 ticket 被轮到（ticket 机制核心逻辑）// 当 lockval.tickets.next（当前线程的 ticket）等于 lockval.tickets.owner（当前持有锁的 ticket）时，获取锁成功while (lockval.tickets.next != lockval.tickets.owner) {wfe();  // 进入低功耗等待状态（Wait For Event），直到收到 SEV 事件唤醒// 重新读取最新的 owner 值（避免缓存脏数据，确保获取最新锁状态）lockval.tickets.owner = READ_ONCE(lock->tickets.owner);}// 内存屏障：确保加锁后的操作不会被重排序到加锁之前，保证内存可见性smp_mb();
}

5.2.4.1 互斥锁状态机（核心状态）

// include/linux/mutex.h
/** 互斥锁核心结构体，提供严格的互斥访问机制：* 成员说明：*   owner       - 原子长整型，记录当前持有锁的任务指针（低bit可能包含状态标志）*   wait_lock   - 自旋锁，用于保护等待队列的并发访问*   osq         - 乐观自旋队列（MCS锁），用于实现自旋优化（仅在CONFIG_MUTEX_SPIN_ON_OWNER启用时存在）*   wait_list   - 等待该锁的任务链表头，使用内核标准链表结构*   magic       - 调试标识指针，用于验证结构体有效性（仅在CONFIG_DEBUG_MUTEXES启用时存在）*   dep_map     - 锁依赖跟踪映射表，用于死锁检测（仅在CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC启用时存在）*   ANDROID...  - Android OEM厂商自定义数据扩展区*/
struct mutex {atomic_long_t		owner;spinlock_t		wait_lock;
#ifdef CONFIG_MUTEX_SPIN_ON_OWNERstruct optimistic_spin_queue osq; /* Spinner MCS lock */
#endifstruct list_head	wait_list;
#ifdef CONFIG_DEBUG_MUTEXESvoid			*magic;
#endif
#ifdef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOCstruct lockdep_map	dep_map;
#endifANDROID_OEM_DATA_ARRAY(1, 2);
};

• 状态位：
  MUTEX_FLAG_WAITERS（有等待者）
  MUTEX_FLAG_HANDOFF（优先级继承传递）

---

5.2.5 错误使用案例

案例1：在中断中使用互斥锁

// 错误！导致内核崩溃
void irq_handler() {mutex_lock(&lock);  // 可能触发调度 → 内核oops!
}

案例2：未关闭中断的自旋锁

// 死锁风险！
spin_lock(&lock);
// 若中断到来并尝试获取同一锁 → 死锁

案例3：长临界区用自旋锁

// CPU资源浪费
spin_lock(&lock);
msleep(10);  // 睡眠10ms → 其他核空转10ms
spin_unlock(&lock);

---

5.2.6 性能优化实践

1. 自旋锁
   • 减少临界区到最小（仅保护必要数据）
   • 用 READ_ONCE()/WRITE_ONCE() 避免编译器优化冲突
2. 互斥锁
   • 启用 CONFIG_MUTEX_SPIN_ON_OWNER（默认开启）
   • 避免嵌套锁（否则破坏乐观自旋）
3. 替代方案
   • 读多写少 → 读写锁（rwlock_t 或 seqlock_t）
   • 无锁编程 → 原子操作或 RCU