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前段时间看了《Linux内核设计与实现》，第 10 章「内核同步方法」中提到了几种内核中的读写锁。它们分别代表了几种比较典型的读写锁设计，非常值得学习，这里记录一下，讨论是基于 2.6 内核和 x86 体系结构的基础上进行的
读/写自旋锁
内核代码中，要定义读/写自旋锁，通过下面的宏进行初始化：
使用上读锁和写锁是分开加锁的
不能像这样将一个读锁升级成写锁，这会导致死锁；并且写锁也是不可重入的：
读/写自旋锁的汇编级别实现比较类似信号量，都是在寄存器上对值做增减，但为了区分读锁和写锁，读锁是固定减 1，写锁则是固定减去一个很大的 magic number，通过结果值比较就能判断锁持有情况
代码分别位于 include/asm-x86_64/rwlock.h 和 /include/asm-x86_64/spinlock.h 中，这两块涉及的核心代码融合一下大致如下：
可以看出，读/写自旋锁是读优先的，会导致写饥饿。当有一个或多个读者持有读锁时，写操作无法获取锁，如果此时读锁被长时间占有，写锁将一直自旋等待，此时自旋会导致一个核心上的高昂开销
这里有一个处理上的细节，在真正开始自旋获取到写锁之前，就已经互斥了（减去 magic number），这时候新的读锁是无法获取的，这避免了写锁和读锁的争抢，能稍微缓解下写饥饿问题，例如这样的情况：
读/写信号量
读/写信号量的使用上和读/写自旋锁是类似的，但功能上要强大一些，分别支持静态和动态的初始化方法
读/写信号量支持 trylock 操作和动态地将写锁降级为读锁
include/asm-x86_64/rwsem.h 中定义了汇编级别上的实现，和前面读/写自旋锁是类似的，但没有自旋，这里就不细说，内核源码这里也直接附带注释了：
信号量是睡眠锁，读锁和写锁在获取锁失败时最后都会进入到
rwsem_down_failed_common（位于 lib/rwsem.c） 中，这里会将进程加入等待队列中，然后重新调度进程值得一提的是
trylock 和 downgrade_write 操作，这两个操作是读/写自旋锁中没有的两个
trylock 是类似的，都是用 cmpxchg 指令来做 CAS（compare-and-swap） 操作。写锁的 trylock 比较简单，因为是互斥的，所以只需要对初始值做 CAS 即可。而读锁可能被持有多个，所以它的 trylock 需要先将 sem->count 赋值给 tmp，再自增 tmp ，利用 tmp 的值进行 CASdowngrade_write 的实现则类似写锁解锁，然后判断是否有必要唤醒等待队列中的项，这里其实和写锁解锁（
up_write）的主要差别就是给 sem->count 加上的偏移量少了 1（可以回去看前面几个 RWSEM_ 开头的宏定义），而这个 1 就是读锁占的值总结一下，读/写信号量和读/写自旋锁类似，两者语义上是相同的，也都是读优先的，只不过信号量是睡眠锁，当有长时间获取不到锁的情况时，不会导致过多的 CPU 开销
顺序锁
顺序锁和前面两者有个重要的区别，顺序锁是写优先的，让我们来分析下它是如何实现的
首先还是使用方式上：
一个使用例子是内核的 jiffies，它存储了机器启动到当前的时钟节拍，每次时钟中断时都会更新这个值，所以是一个高频写入的场景，
get_jiffies_64() 函数用来获取这个值，它的实现是这样的顺序锁在读取时需要一个循环，这是为了判断在这个过程中是否有发生写入，如果没有，那么读取就是安全的，否则需要重试
实现上，代码位于 /include/linux/seqlock.h，有比较清晰的注释：
可以看到，顺序锁是基于一个自旋锁实现的。但额外依赖一个序列计数器，当获取写锁时，这个序列值会增加。读取数据时要先调用
read_seqbegin，它会返回这个序列值，读取完成后通过 read_seqretry 检查传入的值 iv，满足以下两个条件则说明读是安全的：- 如果
iv是偶数（初始值为 0，写锁会加 1）则说明不是处在一个写操作进行的过程中
iv和序列值相同（相同值异或结果为 0）说明没有写操作发生过
这两者都满足，读取的值就是有效的
所以，顺序锁是一种乐观锁，是不存在「读锁」的，而是通过类似版本号的机制来读，因此只要没有其他写者，随时都可以获取到写锁，以此实现写优先