AUTOSAR-自旋锁（spinlock）与互斥锁

AUTOSAR多核OS为实现核间资源互斥，保证数据一致性，设计了自旋锁机制，该机制适用于核间资源互斥。对于多核概念，需要一种新的机制来支持不同内核上任务的互斥。这种新机制不应在同一内核上的 TASK 之间使用，因为它没有意义。在这种情况下，AUTOSAR 操作系统将返回错误。

自旋锁的特点就是当一个线程获取了锁之后，其他试图获取这个锁的线程一直在循环等待获取这个锁，直至锁重新可用。由于线程实在一直循环的获取这个锁，所以会造成CPU处理时间的浪费，因此最好将自旋锁用于能很快处理完的临界区。

一旦一个锁变量被 TASK/ISR2 占用，其他内核上的其他 TASK/ISR2 将无法占用该锁变量。自旋锁机制不会在轮询锁定变量时取消调度这些其他 TASK。但是，在轮询锁定变量时，可能会发生具有更高优先级的 TASK/ISR 准备就绪的情况。在这种情况下，旋转任务将受到干扰。

1. 干扰引起的死锁情况，在同一个核Core0内，高优先级 TASK 无限旋转（循环的获取这个锁），因为低优先级 TASK 已经占用了自旋锁。在这种情况下，第二个 GetSpinlock 调用将返回错误。【当高优先级向低优先级的task一直申请自旋锁的情况】

2. 用户可以保护 TASK 免受【当高优先级向低优先级的task一直申请自旋锁的时，因为低优先级 TASK 已经占用了自旋锁，第二个 GetSpinlock 调用将返回错误】的影响，例如，使用 SuspendAllInterrupts 敲击旋转锁，这样它就不会受到其他 TASKS 的干扰。操作系统可以为调用方自动执行此操作，请参阅配置参数 OsSpinlockLockMethod。

下图显示了由两个不同内核上的 TASKS 以不同顺序获取的两个旋转锁导致的典型死锁

3. 为避免死锁，不允许嵌套不同的旋转锁。如果旋转锁必须要嵌套，则必须定义唯一的顺序。旋转锁只能按此顺序进行，在定义的顺序内不允许循环，允许跳过单个旋转锁。

此图显示了一个示例，其中两个 TASKS 可以访问一组旋转锁 S1 -- S6。允许按预定义的顺序占用旋转锁，并允许跳过旋转锁。如果同时占用多个旋转锁，则必须按严格的后进先出顺序进行锁定和解锁。

4. 小结

AUTOSAR OS为了避免同一个内核上自旋锁造成的死锁，在任何任务或者中断占用自旋锁时，OS会自动挂起所有的中断，不会被同一内核上的任务或者中断抢占。但是，如果核间任务嵌套请求占用自旋锁，就有可能导致任务的相互锁死。比如，核0上的某任务请求先占用自旋锁A，再占用自旋锁B；而核1上的另一个任务请求先占用自旋锁B，再占用自旋锁A。如果这两个任务开始运行的时间间隔很近，就有可能造成任务的互相锁死，即自旋锁的回环嵌套调用导致的死锁。所以在系统设计时，禁止回环嵌套使用自旋锁。如果实在需要嵌套使用自旋锁，那么需要严格按照顺序请求。比如核0上的某任务请求先占用自旋锁A，再占用自旋锁B；核1上的另一个任务也先请求占用自旋锁A，再占用自旋锁B，这样顺序地访问自旋锁就不会造成死锁。

自旋锁使用时有2点需要注意：

自旋锁是不可递归的，递归的请求同一个自旋锁会自己锁死自己。（递归）
线程获取自旋锁之前，要禁止当前处理器上的中断。（防止获取锁的线程和中断形成竞争条件）
比如：当前线程获取自旋锁后，在临界区中被中断处理程序打断，中断处理程序正好也要获取这个锁，
于是中断处理程序会等待当前线程释放锁，而当前线程也在等待中断执行完后再执行临界区和释放锁的代码。

中断处理下半部的操作中使用自旋锁尤其需要小心：

下半部处理和进程上下文共享数据时，由于下半部的处理可以抢占进程上下文的代码，
所以进程上下文在对共享数据加锁前要禁止下半部的执行，解锁时再允许下半部的执行。
中断处理程序（上半部）和下半部处理共享数据时，由于中断处理（上半部）可以抢占下半部的执行，
所以下半部在对共享数据加锁前要禁止中断处理（上半部），解锁时再允许中断的执行。
同一种tasklet不能同时运行，所以同类tasklet中的共享数据不需要保护。
不同类tasklet中共享数据时，其中一个tasklet获得锁后，不用禁止其他tasklet的执行，因为同一个处理器上不会有tasklet相互抢占的情况
同类型或者非同类型的软中断在共享数据时，也不用禁止下半部，因为同一个处理器上不会有软中断互相抢占的情况

自旋锁（spinlock）与互斥锁的区别：

加锁的目的就是保证共享资源在任意时间里，只有一个线程访问，这样就可以避免多线程导致共享数据错乱的问题。

当已经有一个线程加锁后，其他线程加锁则就会失败，互斥锁和自旋锁对于加锁失败后的处理方式是不一样的：

互斥锁加锁失败后，线程会释放 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；

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，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。所以，互斥锁加锁失败时，会从用户态陷入到内核态，让内核帮我们切换线程，虽然简化了使用锁的难度，但是存在一定的性能开销成本。

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。

上下切换的耗时有大佬统计过，大概在几十纳秒到几微秒之间，如果你锁住的代码执行时间比较短，那可能上下文切换的时间都比你锁住的代码执行时间还要长。

所以，如果你能确定被锁住的代码执行时间很短，就不应该用互斥锁，而应该选用自旋锁，否则使用互斥锁。

自旋锁是通过 CPU 提供的 CAS 函数（Compare And Swap），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。

一般加锁的过程，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；

CAS 函数就把这两个步骤合并成一条硬件级指令，形成原子指令，这样就保证了这两个步骤是不可分割的，要么一次性执行完两个步骤，要么两个步骤都不执行。

使用自旋锁的时候，当发生多线程竞争锁的情况，加锁失败的线程会「忙等待」，直到它拿到锁。这里的「忙等待」可以用 while 循环等待实现，不过最好是使用 CPU 提供的 PAUSE 指令来实现「忙等待」，因为可以减少循环等待时的耗电量。

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（即不断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。