Kernel同步機制的底層實現(xiàn)（超詳細(xì)~）
原子操作
通常我們代碼中的a = a + 1這樣的一行語句，翻譯成匯編后蘊含著3條指令:
即?
（1）從內(nèi)存中讀取a變量到X0寄存器?
? (2)X0寄存器加1?
（3）將X0寫入到內(nèi)存a中
既然是3條指令，那么就有可能并發(fā)，也就意味著返回的結(jié)果可能不是預(yù)期的。
然后在linux kernel的操作系統(tǒng)中，提供訪問原子變量的函數(shù)，用來解決上述問題。其中部分原子操作的API如下：
atomic_read atomic_add_return（i，v）?
atomic_add（i，v）?
atomic_inc（v）?
atomic_add_unless（v，a，u）?
atomic_inc_not_zero（v）?
atomic_sub_return（i，v）?
atomic_sub_and_test（i，v）?
atomic_sub（i，v）?
atomic_dec（v）?
atomic_cmpxchg（v，舊，新）
那么操作系統(tǒng)(僅僅是軟件而已)是如何保證原子操作的呢？（還是得靠硬件），硬件原理是什么呢？
以上的那些API函數(shù)，在底層調(diào)用的其實都是如下__lse_atomic_add_return##name宏的封裝，這段代碼中最核心的也就是ldadd指令了，這是armv8.1增加的LSE（Large System Extension）feature。
那么系統(tǒng)如果沒有LSE擴展呢，即armv8.0，其實現(xiàn)的原型如下所示，這段代碼中最核心的也就是ldxr、stxr指令了。
那么在armv8.0之前呢，如armv7是怎樣實現(xiàn)的？如下所示， 這段代碼中最核心的也就是ldrex、strex指令了。
總結(jié)：
在很早期，使用arm的exclusive機制來實現(xiàn)的原子操作，exclusive相關(guān)的指令也就是ldrex、strex了，但在armv8后，exclusive機制的指令發(fā)生了變化變成了ldxr、stxr。但是又由于在一個大系統(tǒng)中，處理器是非常多的，競爭也激烈，使用獨占的存儲和加載指令可能要多次嘗試才能成功，性能也就變得很差，在armv8.1為了解決該問題，增加了ldadd等相關(guān)的原子操作指令。
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早期旋鎖的設(shè)計
早期的spinlock的設(shè)計是鎖的擁有者加鎖時將鎖的值設(shè)置為1，釋放鎖時將鎖的值設(shè)置為0，這樣做的缺點是會出現(xiàn) 先來搶占鎖的進(jìn)程一直搶占不到鎖，而后來的進(jìn)程可能一來 就能獲取到鎖。導(dǎo)致這個原因的是先搶占的進(jìn)程和后搶占的進(jìn)程在搶占鎖時并沒有一個先后關(guān)系，最終就是離鎖所在的內(nèi)存最近的cpu節(jié)點就有更多的機會搶占鎖，離鎖所在內(nèi)存遠(yuǎn)的節(jié)點可能一直搶占不到。
新版旋鎖設(shè)計
為了解決這個spinlock的不公平問題，linux 2.6.25內(nèi)核以后，spinlock采用了一種“FIFO ticket-based”算法的spinlock機制，可以很好的實現(xiàn)先來先搶占的思想。具體的做法如下：
spinlock的核心字段有owner和next，在初始時，owner=next=0
當(dāng)?shù)谝粋€進(jìn)程搶占spinlock時，會在進(jìn)程函數(shù)本地保存下next的值，也就是next=0，并將spinlock的next字段加1;
當(dāng)獲取spinlock的進(jìn)程的本地next和spinlock的owner相等時，該進(jìn)程就獲取到spinlock;
由于第一個進(jìn)程本地的next=0，并且spinlock的owner為0，所以第一個CPU獲取到spinlock;
接著當(dāng)?shù)诙€進(jìn)程搶占spinlock，此時spinlock的next值為1，保存到本地，然后將spinlock的next字段加1。而spinlock的owner字段依然為0，第二個進(jìn)程的本地next 不等于spinlock的owner，所以一直自旋等待spinlock;
第三個進(jìn)程搶占spinlock，得到本地next值為2，然后將spinlock的next字段加1。此時spinlock的owner字段還是為0，所以第三個進(jìn)程自旋等待。
當(dāng)?shù)谝粋€進(jìn)程處理完臨界區(qū)以后，就釋放spinlock，執(zhí)行的操作是將spinlock的owner字段加1;
由于第二個進(jìn)程和第三個進(jìn)程都還在等待spinlock，他們會不停第獲取spinlock的owner字段，并和自己本地的next值進(jìn)行比較。當(dāng)?shù)诙€進(jìn)程發(fā)現(xiàn)自己的next值和spinlock的owner字段相等時（此時next == owner == 2），第二個進(jìn)程就獲取到spinlock。第三個進(jìn)程的本地next值是3，和spinlock的owner字段不相等，所以繼續(xù)等待;
只有在第二個進(jìn)程釋放了spinlock，就會將spinlock的owner字段加1，第三個進(jìn)程才有機會獲取spinlock。
我在舉個例子，如下：
T1 ： 進(jìn)程1調(diào)用spin_lock，此時next=0， owner=0獲得該鎖，在arch_spin_lock（）底層實現(xiàn)中，會next++?
T2 ： 進(jìn)程2調(diào)用spin_lock，此時next=1， owner=0沒有獲得該鎖，while（1）中調(diào)用wfe指令standby在那里，等待owner==next成立.?
T3 ： 進(jìn)程3調(diào)用spin_lock，此時next=2， owner=0沒有獲得該鎖，while（1）中調(diào)用wfe指令standby在那里，等待owner==next成立.?
T4&T5 ： 進(jìn)程1調(diào)用spin_unlock，此時owner++，即owner=1，接著調(diào)用sev指令，讓進(jìn)程2和進(jìn)程3退出standby狀態(tài)，走while（1）流程，重新檢查owner==next條件。此時進(jìn)程2條件成立，進(jìn)程3繼續(xù)等待。進(jìn)程2獲得該鎖，進(jìn)程3繼續(xù)等待。
Linux Kernel中的SpinLock的實現(xiàn)
對于arch_spin_lock（）、arch_spin_unlock（）的底層實現(xiàn)，不同的kernel版本也一直在變化。
對于kernel4.4這個版本，還是比較好理解的，最核心的也就是ldaxr、ldaxr獨占指令 ，以及stlrh release指令
