互斥锁与自旋锁有哪些区别

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1. 互斥锁和自旋锁：谁更轻松高效？

想知道它们谁更高效，要先了解它们在做同一件事情的行为有何不同。假设有一个线程加锁成功，其他线程加锁自然会失败，失败线程的处理方式如下：

• 互斥锁加锁失败后，线程释放CPU，给其他线程；

• 自旋锁加锁失败后，线程会忙等待，直到它拿到锁；

持有互斥锁的线程在看到锁已经有主了之后，就会礼貌的退出，等待之后锁释放时自己被系统唤醒；而自旋锁呢，它居然在反复的询问锁使用完了没有，这实在是... 我写个while循环反复争夺资源，那不就是自旋锁咯？不会吧，不会吧，不会真的有人用自旋锁吧？谁更轻松高效这不是一目了然吗？

其实吧，自旋锁也没那么不堪，使用场景还挺多，在很多场合比互斥锁更好用，我要在本文给自旋锁洗地。至于怎么洗，那需要详细说说它们各自的原理，工程方面的选择，还真就是这么神奇。

2. 互斥锁

互斥锁是一种「独占锁」，比如当线程 A 加锁成功后，此时互斥锁已经被线程 A 独占了，只要线程 A 没有释放手中的锁，线程 B 加锁就会失败，失败的线程B于是就会释放 CPU 让给其他线程，既然线程 B 释放掉了 CPU，自然线程 B 加锁的代码就会被阻塞。

对于互斥锁加锁失败而阻塞的现象，是由操作系统内核实现的。当加锁失败时，内核会将线程置为「睡眠」状态，等到锁被释放后，内核会在合适的时机唤醒线程，当这个线程成功获取到锁后，于是就可以继续执行。如下图:

互斥锁加锁失败，就会从用户态陷入内核态，内核帮我们切换线程，这简化了互斥锁使用的难度，但也存在性能开销。

那这个开销成本是什么呢？会有两次线程上下文切换的成本：

• 当线程加锁失败时，内核会把线程的状态从「运行」状态设置为「睡眠」状态，然后把 CPU 切换给其他线程运行；

• 接着，当锁被释放时，之前「睡眠」状态的线程会变为「就绪」状态，然后内核会在合适的时间，把 CPU 切换给该线程运行。

线程的上下文切换的是什么？当两个线程是属于同一个进程，因为虚拟内存是共享的，所以在切换时，虚拟内存这些资源就保持不动，只需要切换线程的私有数据、寄存器等不共享的数据。

上下文切换需要几十纳秒到几微秒之间，如果锁住的代码执行时间极短（常见情况），那花在两次上下文切换的时间就会远多于锁住代码的执行时长。而且，线程的私有数据已经在CPU的cache上都预热好了，这一出一进，数据可能就凉透了，之后反复的cache miss那可就真的酸爽。所以，锁住的代码执行只需要几纳秒的话，为啥不持有CPU继续自旋等待呢？

3. 互斥锁的原理

上面的互斥锁都基于一个假设： 这锁小明拿了，其他人都不可能再染指，除非小明不要了。咦! 这是咋做到的？

先考虑单核场景：能不能硬件做一种加锁的原子操作呢？能! “test and set”指令就是做这个事情的，因为自己是一条硬件指令，最小执行单位，绝对不可能被打断。有了”test and set"原子指令，单核环境下，锁的实现问题得到了圆满的解决。

那么多核环境呢？简单嘛，还是“test and set”不就得了，这是一条指令，原子的，不会有问题的。真的吗？单独一条指令能够保证该指令在单个核上执行过程中不会被中断，但是两个核同时执行这个指令呢？再想想，硬件执行时还是得从内存中读取lock，判断并设置状态到内存，貌似这个过程也不是那么原子嘛，这可真是套娃啊。那多个核执行怎么办呢？首先我们得明白这个地方的关键点，关键点是两个核会并行操作内存而且从操作内存这个调度来看“test and set”不是原子的，需要先读内存然后再写内存，如果我们保证这个内存操作不能并行，那就回归单核场景了呀!刚好，硬件提供了锁内存总线的机制，我们在锁内存总线的状态下执行test and set操作，就能保证同时只有一个核来test and set，从而避免了多核下发生的问题。

在x86 平台上，CPU提供了在指令执行期间对总线加锁 的手段。CPU芯片上有一条引线#HLOCK pin，如果汇编语言的程序中在一条指令前面加上前缀"LOCK" ，经过汇编以后的机器代码就使CPU在执行这条指令的时候把#HLOCK pin的电位拉低，持续到这条指令结束时放开，从而把总线锁住，这样同一总线上别的CPU就暂时不能通过总线访问内存了，保证了这条指令在多处理器环境中的原子性。

能够和 LOCK 指令前缀一起使用的指令如下所示：

BT, BTS, BTR, BTC (mem, reg/imm) XCHG, XADD (reg, mem / mem, reg) ADD, OR, ADC, SBB (mem, reg/imm) AND, SUB, XOR (mem, reg/imm) NOT, NEG, INC, DEC (mem)

4. 自旋锁

自旋锁是最比较简单的一种锁，一直自旋，利用 CPU 周期，直到锁可用。需要注意，在单核 CPU 上，需要抢占式的调度器（即通过时钟中断一个线程，运行其他线程）。否则，自旋锁在单 CPU 上无法使用，因为一个自旋的线程永远不会放弃 CPU。

自旋锁开销少，在多核系统下一般不会主动产生线程切换，适合异步、协程等在用户态切换请求的编程方式，但如果被锁住的代码执行时间过长，自旋的线程会长时间占用 CPU 资源，所以自旋的时间和被锁住的代码执行的时间是成「正比」的关系，我们需要清楚的知道这一点。

自旋锁与互斥锁使用层面比较相似，但实现层面上完全不同：当加锁失败时，互斥锁用「线程切换」来应对，自旋锁则用「忙等待」来应对。这里的忙等待，可以用「while」循环实现，但最好不要这么干！！CPU提供了「PAUSE」指令来实现忙等待。

5. 自旋锁原理

自旋锁不就是不停的while循环去获取锁，还需要讲原理？等等，去获取锁状态的时候怎么保证数据原子性？难道又用互斥锁？如果真套一层互斥锁，那我就给自旋锁洗不了地了。显然在这里不能这么套娃！

反复尝试加锁的时候，包含两个步骤：

• 第一步，查看锁的状态，如果锁是空闲的，则执行第二步；

• 第二步，将锁设置为当前线程持有；

这个过程叫做「Compare And Swap」，简称「CAS」，它把上述两个步骤合并成一条硬件级指令，在「用户态」完成加锁和解锁操作，不会主动产生线程上下文切换，所以相比互斥锁来说，会快一些，开销也小一些。

上面说，不推荐while循环获取锁，Intel CPU提供的「PAUSE」指令，「PAUSE」指令是什么？那它如何解决无脑while循环占用CPU且低效率的问题呢？

其实自旋锁不会主动释放CPU，所以不可能解决占用CPU的问题，但能让这个过程更省电，抢占锁效率更高。

「PAUSE」指令通过让CPU休息一定的时钟周期，在此休息期间，耗电几乎停滞。休息的时钟周期，不同版本CPU不一样，大概在几十到上百时钟周期之间。以5Ghz主频运行的CPU为例，一个时钟周期就是0.2纳秒。

休息的时钟周期不是越大越好。比如Intel新一代的Skylake架构中，初期「PAUSE」指令的休息周期高达140个时钟周期。这直接导致MySQL在理论上性能更好的CPU上，数据库性能跑出了比前几年CPU更糟糕的成绩，挤出的牙膏吸回去了！在随后的步进中降低了「PAUSE」的时钟周期到上一代的10个时钟周期，数据库展现的性能才恢复了牙膏厂该有的水准（每代性能提升一丢丢）。

另一个优点跟流水线有关系，频繁的检测会让流水线上充满了读操作。另外一个线程往流水线上丢入一个锁变量写操作的时候，必须对流水线进行重排，因为CPU必须保证所有读操作读到正确的值。流水线重排十分耗时，影响lock()的性能。设想一下，当一个获得锁的工作线程W从临界区退出，在调用unlock释放锁的时候，有若干个等待线程S都在自旋检测锁是否可用，此时W线程会产生一个store指令，若干个S线程会产生很多load指令，在store之后的load指令要等待store在流水线上执行完毕才能执行，由于处理器是乱序执行，在没有store指令之前，处理器对多个没有依赖的load是可以随机乱序执行的，当有了store指令之后，需要reorder重新排序执行，此时会严重影响处理器性能，按照intel的说法，会带来25倍的性能损失。Pause指令的作用就是减少并行load的数量，从而减少reorder时所耗时间。

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