操作系统中的锁：自旋锁、互斥锁、条件变量、信号量、死锁

一直对这些概念学了又忘忘了又学，究其根本是因为始终没搞清楚这几个概念之间的关系，每次都是钻进细节里面，所以就很容易忘了。所以这里整理一下，以后回忆起来也方便。

首先锁是什么？操作系统中的锁是用于协调多个进程或线程对共享资源的访问（即多个线程同时只有一个线程可以进入临界区代码），以防止竞争条件和数据不一致的问题，以及实现进程之间的同步（本来两个不同的进程是各干各的，互不影响，这叫异步，如果我想要让进程A运行完某行代码之后进程B再运行，这叫作同步），比如读写进程之间就需要同步，写好了之后才能读。下面是实现进程互斥和同步的伪代码。

//进程互斥
mutex;
Thread1(){mutex.lock();Print();mutex.unlock();
}
Thread2(){mutex.lock();Print();mutex.unlock();
}
//进程同步
mutex.lock();//先锁，再运行子线程
Thread1(){write();mutex.unlock();
}
Thread1(){mutex.lock();read();//只有当写完之后才能读
}

那么锁有哪些呢？常见的有互斥锁（Mutex）、自旋锁（Spinlock）、读写锁（Read-Write Lock）、条件变量（Condition Variable）、信号量（Semaphore）。

互斥锁和自旋锁

互斥锁和自旋锁的目标都是：确保在同一时刻，只有一个线程能够持有锁，并访问共享资源，其他尝试获取锁的线程必须等待，直到锁被释放。它们的区别在于，当一个线程访问其他线程持有的互斥锁时，会被 OS 调度为阻塞状态（休眠），直到锁被释放后，再唤醒一个休眠的线程，而在无法获得自旋锁时，线程不会进入休眠状态，而是会持续循环检查锁的状态。因此自旋锁适用于锁持有时间非常短的场景，因为它避免了线程切换的开销，互斥锁适合线程持有锁时间比较长的场景，否则线程在等待过程中会让CPU一直空转，浪费CPU资源。

这两个锁的实现方式都要通过硬件原子指令，比如TAS（Test And Set）、CAS（Compare-and-Swap）等，不过这些指令都有可能某个线程一直得不到锁（即饥饿情况），用Fetch And Add可以解决这个问题，具体看这篇文章。

当然也有不通过硬件指令，纯靠软件实现的方式，即著名的Peterson算法，可以实现两个线程的互斥。思路是定义两个变量：flag[2]和turn，flag用来表示希望进入临界区的意图，turn用来决定到底谁可以进入临界区

// 初始化
bool flag[2] = {false, false};
int turn;// 线程 0 的代码
void thread0() {while (true) {flag[0] = true;      // 表示线程 0 想要进入临界区turn = 1;            // 让线程 1 先来// 等待线程 1 放弃它的权利while (flag[1] && turn == 1) {// 忙等待}// 临界区代码段// ...// 离开临界区flag[0] = false;}
}// 线程 1 的代码
void thread1() {while (true) {flag[1] = true;      // 表示线程 1 想要进入临界区turn = 0;            // 让线程 0 先来// 等待线程 0 放弃它的权利while (flag[0] && turn == 0) {// 忙等待}// 临界区代码段// ...// 离开临界区flag[1] = false;}
}

真的非常巧妙。试想一下，如果没有turn，就有可能线程0看线程1想进入临界区，1看0想，互相等待，就死锁。如果没有flag，就和普通的互斥锁实现方式一样，但是由于无法保证test和set是原子的，因此可能同时有两个线程进入临界区。而且必须是线程0让turn=1，线程1让turn=0，这样的话，当某个线程进入临界区时，说明要么另一个线程没有进入临界区的意图，要么就是有意图并且已经执行完了给turn赋值的操作，也就是说在本线程离开临界区之前，turn不可能再变了，这就保证了另一个线程不会进入临界区。而如果反过来，线程0让turn=0，线程1让turn=1，就有可能线程0进入临界区之后，线程1再改变turn，然后也进入临界区，就不互斥了。

不过由于性能原因，现代系统更倾向于使用硬件支持的原子操作来实现锁定机制，软件实现的锁主要用于教育和特定硬件环境下的研究。

条件变量

条件变是一种高级的同步原语，目标是实现当某个条件不满足时，线程进入等待状态，直到该条件被满足并由其他线程发出通知后，再继续执行。通常与互斥锁（Mutex）结合使用，来协调线程之间的合作。条件变量在需要等待某个条件的场景下非常有用，例如生产者-消费者问题。

首先想想，为什么需要条件变量？它能提供什么互斥锁提供不了的功能？设想一个生产者-消费者场景，消费者线程需要等生产者线程生产完之后才能消费资源，或许有人说可以像上面的伪代码一样实现，但是这就有一个问题，如果有多个读进程，那样实现同时只能有一个进程在读，一般来说读都是很慢的，实际上只要写完之后，多个读进程可以并行，读进程A阻塞在IO操作的时候可以切换到读进程B，以提高效率。所以需要一个新的东西来实现这个更多要求的锁，那为什么还需要和mutex结合使用呢？因为你得保证对条件的操作是互斥的呀！不然的话，设想这样一个场景，线程A先检查条件是否满足，不满足的话就休眠，但是在这两个操作期间线程B改了条件变量，使得条件变为TRUE了，但是这个时候线程A已经检查完了，然后就进入休眠状态，这还是小问题，再被唤醒就行了，但是一般来说线程B一旦使得条件满足之后，会唤醒当前被该条件阻塞的线程，但是因为线程A此时没有进入休眠状态，所以不会收到信号，等到CPU再切换回线程A，它进入休眠状态，就无法再被唤醒了。所以必须有一个锁，保证线程A的从检查条件是否满足到进入休眠状态期间成为一个临界区，以及线程B的从使得条件满足到唤醒阻塞的线程成为临界区。把这些功能封装起来，就是现在库中提供的条件变量了：

//初始化条件变量
pthread_cond_t cond = PTHREAD_COND_INITIALIZER;
pthread_mutex_t mutex = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;
//等待条件变量的线程
Thread_Consume(){pthread_mutex_lock(&mutex);    // 锁定互斥锁while (!condition_met) {       // 检查条件pthread_cond_wait(&cond, &mutex); // 等待条件变量，自动释放互斥锁并挂起。当被唤醒时重新锁定互斥锁。//为什么要用while循环？因为在被唤醒时，条件可能仍然不满足，或者可能由于“假唤醒”而导致不满足。}// 这里的代码在条件满足后继续执行pthread_mutex_unlock(&mutex);  // 解锁互斥锁//消费代码。。。
}
Thread_Product(){// 生产代码。。。pthread_mutex_lock(&mutex);    // 锁定互斥锁condition_met = true;          // 修改条件pthread_cond_signal(&cond);    // 唤醒等待线程// 或者使用 pthread_cond_broadcast(&cond); // 唤醒所有等待的线程pthread_mutex_unlock(&mutex);  // 解锁互斥锁
}

信号量

信号量其实比较好理解，就是mutex的升级版，mutex规定资源只能被一个线程访问，但是信号量可以用于控制对多个相同资源的访问。信号量有两个主要操作：P（等待）和V（信号），它们分别对应于以下概念：

P（Proberen, Test）操作：
P操作通常称为"等待"（Wait）或"减"（Down）操作。它将信号量的值减1，如果结果为负，表示资源不可用，当前线程将被阻塞，直到信号量值为非负时被唤醒。

V（Verhogen, Increment）操作：
V操作通常称为"信号"（Signal）或"加"（Up）操作。它将信号量的值加1，如果有线程因为P操作被阻塞且信号量的值变为非负，该线程会被唤醒。

信号量一个比价经典的应用是哲学家问题：五位哲学家坐在一张圆桌旁，每位哲学家前面有一个盘子，他们会交替地进行两项活动：思考和进餐。桌子中央有一碗意大利面条，每位哲学家都需要两根筷子才能吃饭。筷子放在相邻的哲学家之间，每位哲学家需要拿起左手边和右手边的筷子才能开始进餐。问题在于如何设计一个算法，确保每位哲学家都能公平地进餐，同时避免死锁和资源竞争。

Semaphore chopsticks[5] = {1, 1, 1, 1, 1};
void philosopher(int i) {while (true) {think();  // 哲学家正在思考// 获取筷子 (可能会引起死锁的简单实现)P(&chopsticks[i]);              // 拿起左边的筷子P(&chopsticks[(i + 1) % 5]);    // 拿起右边的筷子eat();  // 哲学家正在吃饭// 释放筷子V(&chopsticks[i]);              // 放下左边的筷子V(&chopsticks[(i + 1) % 5]);    // 放下右边的筷子}
}

在上述简单实现中，如果所有哲学家同时拿起左边的筷子，那么他们都会等待右边的筷子，导致死锁。下面介绍一下死锁，也是一个很重要的概念

死锁

死锁是指多个进程在运行过程中，因争夺资源而造成的一种僵局，若无外力作用，所有进程都无法向前推进。产生死锁有四个必要条件：

1. 互斥：进程对所分配到的资源进行排他性使用，当一个进程获得了别的进程相用就必须等
2. 请求和保持：进程已经获得了至少一个资源，但是又提出了新的资源请求，该资源被其他进程占有因此阻塞（同时自己不释放已经获得的资源）
3. 不可抢占：一个进程获得了某个资源后，除非它自己释放，否则别人无法抢占
4. 循环等待：进程之间的阻塞形成了一个循环链，即P0等P1，P1等P2……Pn等P0.

只需破坏其中一个条件即可解决死锁。所以可以这样：
奇偶编号策略：让编号为奇数的哲学家先拿左边的筷子，再拿右边的筷子；编号为偶数的哲学家先拿右边的筷子，再拿左边的筷子。这种策略破坏了死锁的循环等待条件。或者允许最多四个哲学家同时取筷子：通过限制最多有四位哲学家能够尝试拿起筷子，可以确保至少有一位哲学家能够进餐，从而避免死锁。即再加一个semaphore初始化为4，这样也是破坏了死锁的循环等待条件。

然后还有一恶搞避免死锁很经典的算法是银行家算法，思路也很简单，这里就不详细介绍了。