1.同一时间只能有一个任务持有互斥锁，而且只有这个任务可以对互斥锁进行解锁。
2.使用中的互斥锁是不能被重新初始化的。
3.并且互斥锁不能用于中断上下文。
mutex结构体
mutex初始化
mutex加锁
mutex解锁
1、mutex初始化
a) 动态初始化
b) 静态初始化
2、mutex加锁
3、mutex解锁
drivers/input/evdev.c
上面讲的自旋锁，信号量和互斥锁的实现，都是使用了原子 *** 作指令。由于原子 *** 作会 lock，当线程在多个 CPU 上争抢进入临界区的时候，都会 *** 作那个在多个 CPU 之间共享的数据 lock。CPU 0 *** 作了 lock，为了数据的一致性，CPU 0 的 *** 作会导致其他 CPU 的 L1 中的 lock 变成 invalid，在随后的来自其他 CPU 对 lock 的访问会导致 L1 cache miss（更准确的说是communication cache miss），必须从下一个 level 的 cache 中获取。
这就会使缓存一致性变得很糟，导致性能下降。所以内核提供一种新的同步方式：RCU（读-复制-更新）。
RCU 解决了什么
RCU 是读写锁的高性能版本，它的核心理念是读者访问的同时，写者可以更新访问对象的副本，但写者需要等待所有读者完成访问之后，才能删除老对象。读者没有任何同步开销，而写者的同步开销则取决于使用的写者间同步机制。
RCU 适用于需要频繁的读取数据，而相应修改数据并不多的情景，例如在文件系统中，经常需要查找定位目录，而对目录的修改相对来说并不多，这就是 RCU 发挥作用的最佳场景。
RCU 例子
RCU 常用的接口如下图所示：
为了更好的理解，在剖析 RCU 之前先看一个例子：
#include<linux/kernel.h>#include<linux/module.h>#include<linux/init.h>#include<linux/slab.h>#include<linux/spinlock.h>#include<linux/rcupdate.h>#include<linux/kthread.h>#include<linux/delay.h>structfoo{intastructrcu_headrcu}staticstructfoo*g_ptrstaticintmyrcu_reader_thread1(void*data)//读者线程1{structfoo*p1=NULLwhile(1){if(kthread_should_stop())breakmsleep(20)rcu_read_lock()mdelay(200)p1=rcu_dereference(g_ptr)if(p1)printk("%s: read a=%d\n",__func__,p1->a)rcu_read_unlock()}return0}staticintmyrcu_reader_thread2(void*data)//读者线程2{structfoo*p2=NULLwhile(1){if(kthread_should_stop())breakmsleep(30)rcu_read_lock()mdelay(100)p2=rcu_dereference(g_ptr)if(p2)printk("%s: read a=%d\n",__func__,p2->a)rcu_read_unlock()}return0}staticvoidmyrcu_del(structrcu_head*rh)//回收处理 *** 作{structfoo*p=container_of(rh,structfoo,rcu)printk("%s: a=%d\n",__func__,p->a)kfree(p)}staticintmyrcu_writer_thread(void*p)//写者线程{structfoo*oldstructfoo*new_ptrintvalue=(unsignedlong)pwhile(1){if(kthread_should_stop())breakmsleep(250)new_ptr=kmalloc(sizeof(structfoo),GFP_KERNEL)old=g_ptr*new_ptr=*oldnew_ptr->a=valuercu_assign_pointer(g_ptr,new_ptr)call_rcu(&old->rcu,myrcu_del)printk("%s: write to new %d\n",__func__,value)value++}return0}staticstructtask_struct*reader_thread1staticstructtask_struct*reader_thread2staticstructtask_struct*writer_threadstaticint__initmy_test_init(void){intvalue=5printk("figo: my module init\n")g_ptr=kzalloc(sizeof(structfoo),GFP_KERNEL)reader_thread1=kthread_run(myrcu_reader_thread1,NULL,"rcu_reader1")reader_thread2=kthread_run(myrcu_reader_thread2,NULL,"rcu_reader2")writer_thread=kthread_run(myrcu_writer_thread,(void*)(unsignedlong)value,"rcu_writer")return0}staticvoid__exitmy_test_exit(void){printk("goodbye\n")kthread_stop(reader_thread1)kthread_stop(reader_thread2)kthread_stop(writer_thread)if(g_ptr)kfree(g_ptr)}MODULE_LICENSE("GPL")module_init(my_test_init)module_exit(my_test_exit)
执行结果是：
myrcu_reader_thread2:reada=0myrcu_reader_thread1:reada=0myrcu_reader_thread2:reada=0myrcu_writer_thread:writetonew5myrcu_reader_thread2:reada=5myrcu_reader_thread1:reada=5myrcu_del:a=0
RCU 原理
可以用下面一张图来总结，当写线程 myrcu_writer_thread 写完后，会更新到另外两个读线程 myrcu_reader_thread1 和 myrcu_reader_thread2。读线程像是订阅者，一旦写线程对临界区有更新，写线程就像发布者一样通知到订阅者那里，如下图所示。
写者在拷贝副本修改后进行 update 时，首先把旧的临界资源数据移除（Removal）；然后把旧的数据进行回收（Reclamation）。结合 API 实现就是，首先使用 rcu_assign_pointer 来移除旧的指针指向，指向更新后的临界资源；然后使用 synchronize_rcu 或 call_rcu 来启动 Reclaimer，对旧的临界资源进行回收（其中 synchronize_rcu 表示同步等待回收，call_rcu 表示异步回收）。
为了确保没有读者正在访问要回收的临界资源，Reclaimer 需要等待所有的读者退出临界区，这个等待的时间叫做宽限期（Grace Period）。
Grace Period
中间的黄色部分代表的就是 Grace Period，中文叫做宽限期，从 Removal 到 Reclamation，中间就隔了一个宽限期，只有当宽限期结束后，才会触发回收的工作。宽限期的结束代表着 Reader 都已经退出了临界区，因此回收工作也就是安全的 *** 作了。
宽限期是否结束，与 CPU 的执行状态检测有关，也就是检测静止状态 Quiescent Status。
Quiescent Status
Quiescent Status，用于描述 CPU 的执行状态。当某个 CPU 正在访问 RCU 保护的临界区时，认为是活动的状态，而当它离开了临界区后，则认为它是静止的状态。当所有的 CPU 都至少经历过一次 Quiescent Status 后，宽限期将结束并触发回收工作。
因为 rcu_read_lock 和 rcu_read_unlock 分别是关闭抢占和打开抢占，如下所示：
staticinlinevoid__rcu_read_lock(void){preempt_disable()}
staticinlinevoid__rcu_read_unlock(void){preempt_enable()}
所以发生抢占，就说明不在 rcu_read_lock 和 rcu_read_unlock 之间，即已经完成访问或者还未开始访问。
Linux 同步方式的总结
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锁出现的原因
临界资源是什么: 多线程执行流所共享的资源
锁的作用是什么, 可以做原子 *** 作, 在多线程中针对临界资源的互斥访问... 保证一个时刻只有一个线程可以持有锁对于临界资源做修改 *** 作...
任何一个线程如果需要修改，向临界资源做写入 *** 作都必须持有锁，没有持有锁就不能对于临界资源做写入 *** 作.
锁 ： 保证同一时刻只能有一个线程对于临界资源做写入 *** 作 (锁地功能)
再一个直观地代码引出问题，再从指令集的角度去看问题
上述一个及其奇怪的结果，这个结果每一次运行都可能是不一样的，Why ？ 按照我们本来的想法是每一个线程 + 20000000 结果肯定应该是60000000呀，可以就是达不到这个值
为何？ (深入汇编指令来看) 一定将过程放置到汇编指令上去看就可以理解这个过程了.
a++或者 a += 1这些 *** 作的汇编 *** 作是几个步骤?
其实是三个步骤：
正常情况下，数据少， *** 作的线程少，问题倒是不大，想一想要是这样的情况下， *** 作次数大，对齐 *** 作的线程多，有些线程从中间切入进来了，在运算之后还没写回内存就另外一个线程切入进来同时对于之前的数据进行++ 再写回内存, 啥效果，多次++ *** 作之后结果确实一次加加 *** 作后的结果。 这样的 *** 作 (术语叫做函数的重入) 我觉得其实就是重入到了汇编指令中间了，还没将上一次运算的结果写回内存就重新对这个内存读取再运算写入，结果肯定和正常的逻辑后的结果不一样呀
来一幅图片解释一下
咋办? 其实问题很清楚，我们只需要处理的是多条汇编指令不能让它中间被插入其他的线程运算. （要想自己在执行汇编指令的时候别人不插入进来） 将多条汇编指令绑定成为一条指令不就OK了嘛。
也就是原子 *** 作！！！
不会原子 *** 作？ *** 作系统给咱提供了线程的 绑定方式工具呀：mutex 互斥锁(互斥量)， 自旋锁(spinlock)， 读写锁（readers-writer lock） 他们也称作悲观锁. 作用都是一个样，将多个汇编指令锁成为一条原子 *** 作 (此处的汇编指令也相当于如下的临界资源)
悲观锁：锁如其名，每次都悲观地认为其他线程也会来修改数据，进行写入 *** 作，所以会在取数据前先加锁保护，当其他线程想要访问数据时，被阻塞挂起
乐观锁：每次取数据的时候，总是乐观地认为数据不会被其他线程修改，因此不上锁。但是在更新数据前， 会判断其他数据在更新前有没有对数据进行修改。
互斥锁
最为常见使用地锁就是互斥锁, 也称互斥量. mutex
特征，当其他线程持有互斥锁对临界资源做写入 *** 作地时候，当前线程只能挂起等待，让出CPU，存在线程间切换工作
解释一下存在线程间切换工作 : 当线程试图去获取锁对临界资源做写入 *** 作时候，如果锁被别的线程正在持有，该线程会保存上下文直接挂起，让出CPU，等到锁被释放出来再进行线程间切换，从新持有CPU执行写入 *** 作
互斥锁需要进行线程间切换，相比自旋锁而言性能会差上许多，因为自旋锁不会让出CPU, 也就不需要进行线程间切换的步骤，具体原理下一点详述
加互斥量(互斥锁)确实可以达到要求，但是会发现运行时间非常的长，因为线程间不断地切换也需要时间, 线程间切换的代价比较大.
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自旋锁
spinlock.自旋锁.
对比互斥量(互斥锁)而言，获取自旋锁不需要进行线程间切换，如果自旋锁正在被别的线程占用，该线程也不会放弃CPU进行挂起休眠，而是恰如其名的在哪里不断地循环地查看自旋锁保持者(持有者)是否将自旋锁资源释放出来... （自旋地原来就是如此）
口语解释自旋：持有自旋锁的线程不释放自旋锁，那也没有关系呀，我就在这里不断地一遍又一遍地查询自旋锁是否释放出来，一旦释放出来我立马就可以直接使用 (因为我并没有挂起等待，不需要像互斥锁还需要进行线程间切换，重新获取CPU，保存恢复上下文等等 *** 作)
哪正是因为上述这些特点，线程尝试获取自旋锁，获取不到不会采取休眠挂起地方式，而是原地自旋（一遍又一遍查询自旋锁是否可以获取）效率是远高于互斥锁了. 那我们是不是所有情况都使用自旋锁就行了呢，互斥锁就可以放弃使用了吗????
解释自旋锁地弊端：如果每一个线程都仅仅只是需要短时间获取这个锁，那我自旋占据CPU等待是没啥问题地。要是线程需要长时间地使用占据（锁）。。。 会造成过多地无端占据CPU资源，俗称站着茅坑不拉屎... 但是要是仅仅是短时间地自旋，平衡CPU利用率 + 程序运行效率 （自旋锁确实是在有些时候更加合适）
自旋锁需要场景：内核可抢占或者SMP(多处理器)情况下才真正需求 (避免死锁陷入死循环，疯狂地自旋，比如递归获取自旋锁. 你获取了还要获取，但是又没法释放)
自旋锁的使用函数其实和互斥锁几乎是一摸一样地，仅仅只是需要将所有的mutex换成spin即可
仅仅只是在init存在些许不同
何为惊群，池塘一堆, 我瞄准一条插过去，但是好似所有的都像是觉着自己正在被插一样的四处逃窜。 这个就是惊群的生活一点的理解
惊群现象其实一点也不少，比如说 accept pthread_cond_broadcast 还有多个线程共享epoll监视一个listenfd 然后此刻 listenfd 说来 SYN了，放在了SYN队列中，然后完成了三次握手放在了 accept队列中了, 现在问题是这个connect我应该交付给哪一个线程处理呢.
多个epoll监视准备工作的线程 就是这群 ()，然后connet就是鱼叉，这一叉下去肯定是所有的 epoll线程都会被惊醒 (多线程共享listenfd引发的epoll惊群)
同样如果将上述的多个线程换成多个进程共享监视 同一个 listenfd 就是(多进程的epoll惊群现象)
咱再画一个草图再来理解一下这个惊群:
如果是多进程道理是一样滴，仅仅只是将所有的线程换成进程就OK了
终是来到了今天的正题了: epoll惊群问题地解决上面了...
首先 先说说accept的惊群问题，没想到吧accept 平时大家写它的多线程地时候，多个线程同时accept同一个listensock地时候也是会存在惊群问题地，但是accept地惊群问题已经被Linux内核处理了: 当有新的连接进入到accept队列的时候，内核唤醒且仅唤醒一个进程来处理
但是对于epoll的惊群问题，内核却没有直接进行处理。哪既然内核没有直接帮我们处理，我们应该如何针对这种现象做出一定的措施呢?
惊群效应带来的弊端: 惊群现象会造成epoll的伪唤醒，本来epoll是阻塞挂起等待着地，这个时候因为挂起等待是不会占用CPU地。。。 但是一旦唤醒就会占用CPU去处理发生地IO事件， 但是其实是一个伪唤醒，这个就是对于线程或者进程的无效调度。然而进程或者线程地调取是需要花费代价地，需要上下文切换。需要进行进程(线程)间的不断切换... 本来多核CPU是用来支持高并发地，但是现在却被用来无效地唤醒，对于多核CPU简直就是一种浪费 （浪费系统资源） 还会影响系统的性能.
解决方式（一般是两种）
Nginx的解决方式:
加锁：惊群问题发生的前提是多个进程（线程）监听同一个套接字(listensock)上的事件，所以我们只让一个进程（线程）去处理监听套接字就可以了。
画两张图来理解一下：
上述还没有进行一个每一个进程都对应一个listensock 而是多线程共享一个listensock 运行结果如下
所有的线程同时被唤醒了，但是实际上会处理连接的仅仅只是一个线程，
咱仅仅只是将主线程做如上这样一个简单的修改，每一个线程对应一个listensock；每一个线程一个独有的监视窗口，将问题抛给内核去处理，让内核去负载均衡 ： 结果如下
仅仅唤醒一个线程来进行处理连接，解决了惊群问题
本文通过介绍两种锁入手，以及为什么需要锁，锁本质就是为了保护，持有锁你就有权力有能力 *** 作写入一定的临界保护资源，没有锁你就不行需要等待，本质其实是将多条汇编指令绑定成原子 *** 作
然后介绍了惊群现象，通过一个巧妙地例子，扔一颗石子，只是瞄准一条鱼扔过去了，但是整池鱼都被惊醒了，
对应我们地实际问题就是， 多个线程或者进程共同监视同一个listensock。。。。然后IO连接事件到来地时候本来仅仅只是需要一个线程醒过来处理即可，但是却会使得所有地线程（进程）全部醒过来，造成不必要地进程线程间切换，多核CPU被浪费喔，系统资源被浪费
处理方式 一。 Nginx 源码加互斥锁处理。。 二。设置SO_REUSEPORT, 使得多个进程线程可以同时连接同一个port , 为每一个进程线程搞一个listensock... 将问题抛给内核去处理，让他去负载均衡地仅仅将IO连接事件分配给一个进程或线程
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