POSIX threads(简称Pthreads)是在多核平台上进行并行编程的一套常用的API。线程同步(Thread Synchronization)是并行编程中非常重要的通讯手段，其中最典型的应用就是用Pthreads提供的锁机制(lock)来对多个线程之间共 享的临界区(Critical Section)进行保护(另一种常用的同步机制是barrier)。
Pthreads提供了多种锁机制： (1) Mutex（互斥量）：pthread_mutex_*** (2) Spin lock（自旋锁）：pthread_spin_*** (3) Condition Variable（条件变量）：pthread_con_*** (4) Read/Write lock（读写锁）：pthread_rwlock_***
Pthreads提供的Mutex锁操作相关的API主要有： pthread_mutex_lock (pthread_mutex_t *mutex); pthread_mutex_trylock (pthread_mutex_t *mutex); pthread_mutex_unlock (pthread_mutex_t *mutex);
Pthreads提供的与Spin Lock锁操作相关的API主要有： pthread_spin_lock (pthread_spinlock_t *lock); pthread_spin_trylock (pthread_spinlock_t *lock); pthread_spin_unlock (pthread_spinlock_t *lock);
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”，呵呵。这个比喻还算恰当吧，大家也明白为什么要求锁的持有时间尽量短了吧！A B 相当于 cpu 内核，厕所就相当于互斥资源。
从 实现原理上来讲，Mutex属于sleep-waiting类型的锁。例如在一个双核的机器上有两个线程(线程A和线程B)，它们分别运行在Core0和 Core1上。假设线程A想要通过pthread_mutex_lock操作去得到一个临界区的锁，而此时这个锁正被线程B所持有，那么线程A就会被阻塞 (blocking)，Core0 会在此时进行上下文切换(Context Switch)将线程A置于等待队列中，此时Core0就可以运行其他的任务(例如另一个线程C)而不必进行忙等待。而Spin lock则不然，它属于busy-waiting类型的锁，如果线程A是使用pthread_spin_lock操作去请求锁，那么线程A就会一直在 Core0上进行忙等待并不停的进行锁请求，直到得到这个锁为止。自旋锁 本来就只是一个很简单的同步机制,在 SMP 之前根本就没这个东西,一切都是 Event 之类的同步机制,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 Event 之类来同步一旦涉及到阻塞代价是十分昂贵的,比如 我用一个Event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
这也就是为什么自旋锁 要调整运行级别 因为另一个CPU可能在死循环不干活 自己必须快点执行完 要快点执行完 就必须保证自己的原子性 因此提高权限关闭中断是必须的
其实windows的自旋锁机制还是很简单的了 linux更复杂 linux提供了更多自旋锁操作方式 尤其是对中断中使用自旋锁的情况 当然一般是不提倡中断中使用自旋锁的
所以，自旋锁一般用用多核的服务器。
自旋锁(Spin lock)
自旋锁与互斥锁有点类似，只是自旋锁不会引起调用者睡眠，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那里看是 否该自旋锁的保持者已经释放了锁，”自旋”一词就是因此而得名。其作用是为了解决某项资源的互斥使用。因为自旋锁不会引起调用者睡眠，所以自旋锁的效率远 高于互斥锁。虽然它的效率比互斥锁高，但是它也有些不足之处： 1、自旋锁一直占用CPU，他在未获得锁的情况下，一直运行－－自旋，所以占用着CPU，如果不能在很短的时 间内获得锁，这无疑会使CPU效率降低。 2、在用自旋锁时有可能造成死锁，当递归调用时有可能造成死锁，调用有些其他函数也可能造成死锁，如 copy_to_user()、copy_from_user()、kmalloc()等。 因此我们要慎重使用自旋锁，自旋锁只有在内核可抢占式或SMP的情况下才真正需要，在单CPU且不可抢占式的内核下，自旋锁的操作为空操作。自旋锁适用于锁使用者保持锁时间比较短的情况下。 自旋锁的用法如下： 首先定义：spinlock_t x; 然后初始化：spin_lock_init(spinlock_t *x); //自旋锁在真正使用前必须先初始化 在2.6.11内核中将定义和初始化合并为一个宏：DEFINE_SPINLOCK(x) 获得自旋锁：spin_lock(x); //只有在获得锁的情况下才返回，否则一直“自旋” spin_trylock(x); //如立即获得锁则返回真，否则立即返回假 释放锁：spin_unlock(x); 结合以上有以下代码段：
spinlock_t lock; //定义一个自旋锁 spin_lock_init(&lock); spin_lock(&lock); ……. //临界区 spin_unlock(&lock); //释放锁 还有一些其他用法： spin_is_locked(x) // 该宏用于判断自旋锁x是否已经被某执行单元保持（即被锁），如果是， 返回真，否则返回假。 spin_unlock_wait(x) // 该宏用于等待自旋锁x变得没有被任何执行单元保持，如果没有任何执行单元保持该自旋锁，该宏立即返回，否 //将循环 在那里，直到该自旋锁被保持者释放。
spin_lock_irqsave(lock, flags) // 该宏获得自旋锁的同时把标志寄存器的值保存到变量flags中并失效本地中//断。相当于：spin_lock() local_irq_save() spin_unlock_irqrestore(lock, flags) // 该宏释放自旋锁lock的同时，也恢复标志寄存器的值为变量flags保存的//值。它与spin_lock_irqsave配对使用。 //相当于：spin_unlock() local_irq_restore()
spin_lock_irq(lock) //该宏类似于spin_lock_irqsave，只是该宏不保存标志寄存器的值。相当 //于：spin_lock() local_irq_disable() spin_unlock_irq(lock) //该宏释放自旋锁lock的同时，也使能本地中断。它与spin_lock_irq配对应用。相当于: spin_unlock() local_irq enable()
spin_lock_bh(lock) // 该宏在得到自旋锁的同时失效本地软中断。相当于： //spin_lock() local_bh_disable() spin_unlock_bh(lock) //该宏释放自旋锁lock的同时，也使能本地的软中断。它与spin_lock_bh配对//使用。相当于：spin_unlock() local_bh_enable()
spin_trylock_irqsave(lock, flags) //该宏如果获得自旋锁lock，它也将保存标志寄存器的值到变量flags中，并且失//效本地中断，如果没有获得锁，它什么也不做。因此如果能够立即 获得锁，它等//同于spin_lock_irqsave，如果不能获得锁，它等同于spin_trylock。如果该宏//获得自旋锁lock，那需要 使用spin_unlock_irqrestore来释放。
spin_trylock_irq(lock) //该宏类似于spin_trylock_irqsave，只是该宏不保存标志寄存器。如果该宏获得自旋锁lock，需要使用spin_unlock_irq来释放。 spin_trylock_bh(lock) // 该宏如果获得了自旋锁，它也将失效本地软中断。如果得不到锁，它什么//也不做。因此，如果得到了锁，它等同于spin_lock_bh，如果得 不到锁，它等同//于spin_trylock。如果该宏得到了自旋锁，需要使用spin_unlock_bh来释放。 spin_can_lock(lock) // 该宏用于判断自旋锁lock是否能够被锁，它实际是spin_is_locked取反。//如果lock没有被锁，它返回真，否则，返回 假。该宏在2.6.11中第一次被定义，在//先前的内核中并没有该宏。
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