一 什麼是自旋鎖
自旋鎖(Spinlock)是一種廣泛運用的底層同步機制。自旋鎖是一個互斥設備，它只有兩個值：“鎖定”和“解鎖”。它通常實現爲某個整數值中的某個位。希望獲得某個特定鎖得代碼測試相關的位。如果鎖可用，則“鎖定”被設置，而代碼繼續進入臨界區；相反，如果鎖被其他人獲得，則代碼進入忙循環（而不是休眠，這也是自旋鎖和一般鎖的區別）並重複檢查這個鎖，直到該鎖可用爲止，這就是自旋的過程。“測試並設置位”的操作必須是原子的，這樣，即使多個線程在給定時間自旋，也只有一個線程可獲得該鎖。
自旋鎖對於SMP和單處理器可搶佔內核都適用。可以想象，當一個處理器處於自旋狀態時，它做不了任何有用的工作，因此自旋鎖對於單處理器不可搶佔內核沒有意義，實際上，非搶佔式的單處理器系統上自旋鎖被實現爲空操作，不做任何事情。
曾經有個經典的例子來比喻自旋鎖：A，B兩個人合租一套房子，共用一個廁所，那麼這個廁所就是共享資源，且在任一時刻最多隻能有一個人在使用。當廁所閒置時，誰來了都可以使用，當A使用時，就會關上廁所門，而B也要使用，但是急啊，就得在門外焦急地等待，急得團團轉，是爲“自旋”，這也是要求鎖的持有時間儘量短的原因！
自旋鎖有以下特點：
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- 用於臨界區互斥
- 在任何時刻最多隻能有一個執行單元獲得鎖
- 要求持有鎖的處理器所佔用的時間儘可能短
- 等待鎖的線程進入忙循環
補充：
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臨界區和互斥：對於某些全局資源，多個併發執行的線程在訪問這些資源時，操作系統可能會交錯執行多個併發線程的訪問指令，一個錯誤的指令順序可能會導致最終的結果錯誤。多個線程對共享的資源的訪問指令構成了一個臨界區（critical section），這個臨界區不應該和其他線程的交替執行，確保每個線程執行臨界區時能對臨界區裏的共享資源互斥的訪問。
二 自旋鎖較互斥鎖之類同步機制的優勢
2.1 休眠與忙循環
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互斥鎖得不到鎖時，線程會進入休眠，這類同步機制都有一個共性就是 一旦資源被佔用都會產生任務切換，任務切換涉及很多東西的(保存原來的上下文，按調度算法選擇新的任務，恢復新任務的上下文，還有就是要修改cr3寄存器會導致cache失效)這些都是需要大量時間的，因此用互斥之類來同步一旦涉及到阻塞代價是十分昂貴的。
一個互斥鎖來控制2行代碼的原子操作，這個時候一個CPU正在執行這個代碼，另一個CPU也要進入， 另一個CPU就會產生任務切換。爲了短短的兩行代碼 就進行任務切換執行大量的代碼，對系統性能不利，另一個CPU還不如直接有條件的死循環，等待那個CPU把那兩行代碼執行完。
2.2 自旋過程
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當鎖被其他線程佔有時，獲取鎖的線程便會進入自旋，不斷檢測自旋鎖的狀態。一旦自旋鎖被釋放，線程便結束自旋，得到自旋鎖的線程便可以執行臨界區的代碼。對於臨界區的代碼必須短小，否則其他線程會一直受到阻塞，這也是要求鎖的持有時間儘量短的原因！
三 windows驅動程序中自旋鎖的使用
3.1 初始化自旋鎖
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在windows下，自旋鎖用一個名爲KSPIN_LOCK的結構體進行表示。
VOID KeInitializeSpinLock(
_Out_ PKSPIN_LOCK SpinLock
);
注意：
存儲KSPIN_LOCK變量必須是常駐在內存的，一般可以放在設備對象的設備擴展結構體中，控制對象的控制擴展中，或者調用者申請的非分頁內存池中。
可運行在任意IRQL中。
3.2 申請自旋鎖
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VOID KeAcquireSpinLock(
_In_ PKSPIN_LOCK SpinLock,
_Out_ PKIRQL OldIrql
);
SpinLock：指向經過KeInitializeSpinLock的結構體
OldIrql：用於保存當前的中斷請求級
注意：
當使用全局變量存儲 OldIrql時，不同的鎖最好不要共用一個全局塊，否則很容易引起競爭問題（race condition）。
3.3 釋放自旋鎖
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VOID KeReleaseSpinLock(
_Inout_ PKSPIN_LOCK SpinLock,
_In_ KIRQL NewIrql
);
SpinLock：指向經過KeInitializeSpinLock的結構體
NewIrql ：KeAcquireSpinLock保存當前的中斷請求級
注意
運行的IRQL = DISPATCH_LEVEL
四 windows下自旋鎖的實現
4.1 KSPIN_LOCK結構體
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KSPIN_LOCK實際是一個操作系統相關的無符號整數，32位系統上是32位的unsigned long，64位系統則定義爲unsigned __int64。
在初始化時，其值被設置爲0，爲空閒狀態。
4.2 KeInitializeSpinLock
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FORCEINLINE
VOID
NTAPI
KeInitializeSpinLock (
__out PKSPIN_LOCK SpinLock
)
{
*SpinLock = 0; //將SpinLock初始化爲0，表示鎖的狀態爲空閒狀態
}
4.3 KeAcquireSpinLock
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4.3.1 單處理器
wdm.h中是這樣定義的：
#define KeAcquireSpinLock(SpinLock, OldIrql) \
*(OldIrql) = KeAcquireSpinLockRaiseToDpc(SpinLock)
很明顯，核心的操作對象是SpinLock，同時也與IRQL有關 。
如果當前的IRQL爲PASSIVEL_LEVEL，那麼首先會提升IRQL到DISPATCH_LEVEL，然後調用KxAcquireSpinLock()。
如果當前的IRQL爲DISPATCH_LEVEL，那麼就調用KeAcquireSpinLockAtDpcLevel，省去提升IRQL一步。
因爲線程調度也是發生在DISPATCH_LEVEL，所以提升IRQL之後當前處理器上就不會發生線程切換。單處理器時，當前只能有一個線程被執行，而這個線程提升IRQL至DISPATCH_LEVEL之後又不會因爲調度被切換出去，自然也可以實現我們想要的互斥“效果”，其實只操作IRQL即可，無需SpinLock。實際上單核系統的內核文件ntosknl.exe中導出的有關SpinLock的函數都只有一句話，就是return。
4.3.2 多處理器
而多處理器呢？提升IRQL只會影響到當前處理器，保證當前處理器的當前線程不被切換。
__forceinline
KIRQL
KeAcquireSpinLockRaiseToDpc (
__inout PKSPIN_LOCK SpinLock
)
{
KIRQL OldIrql;
//
// Raise IRQL to DISPATCH_LEVEL and acquire the specified spin lock.
//
OldIrql = KfRaiseIrql(DISPATCH_LEVEL); //提升IRQL
KxAcquireSpinLock(SpinLock); //獲取自旋鎖
return OldIrql;
}
其中用於獲取自旋鎖的KxAcquireSpinLock函數：
__forceinline
VOID
KxAcquireSpinLock (
__inout PKSPIN_LOCK SpinLock
)
{
if (InterlockedBitTestAndSet64((LONG64 *)SpinLock, 0))//64位函數
{
KxWaitForSpinLockAndAcquire(SpinLock); //CPU空轉進行等待
}
}
KxAcquireSpinLock（）函數先測試鎖的狀態。若鎖空閒，則SpinLock爲0，那麼InterlockedBitTestAndSet()將返回0，並使SpinLock置位，不再爲0。這樣KxAcquireSpinLock()就成功得到了鎖，並設置鎖爲佔用狀態（*SpinLock不爲0），函數返回。若鎖已被佔用呢？InterlockedBitTestAndSet()將返回1，此時將調用KxWaitForSpinLockAndAcquire()等待並獲取這個鎖。這表明，SPIN_LOCK爲0則鎖空閒，非0則已被佔有。
InterlockedBitTestAndSet64()函數的32位版本如下：
BOOLEAN
FORCEINLINE
InterlockedBitTestAndSet (
IN LONG *Base,
IN LONG Bit
)
{
__asm {
mov eax, Bit
mov ecx, Base
lock bts [ecx], eax
setc al
};
}
關鍵就在bts指令，是一個進行位測試並置位的指令。這裏在進行關鍵的操作時有lock前綴，保證了多處理器安全。
4.4 KxReleaseSpinLock
___________________
__forceinline
VOID
KxReleaseSpinLock (
__inout PKSPIN_LOCK SpinLock
)
{
InterlockedAnd64((LONG64 *)SpinLock, 0);//釋放時進行與操作設置其爲0
}
4.5 真實系統上的實現
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好了，對於自旋鎖的初始化、獲取、釋放，都有了瞭解。但是隻是談談原理，看看WRK，似乎有種紙上談兵的感覺？那就實戰一下，看看真實系統中是如何實現的。以雙核系統中XP SP2下內核中關於SpinLock的實現細節爲例：
用IDA分析雙核系統的內核文件ntkrnlpa.exe，關於自旋鎖操作的兩個基本函數是KiAcquireSpinLock和KiReleaseSpinLock，其它幾個類似。
.text:004689C0 KiAcquireSpinLock proc near ; CODE XREF:
sub_416FEE+2D p
.text:004689C0 ; sub_4206C0+5 j ...
.text:004689C0 lock bts dword ptr [ecx], 0
.text:004689C5 jb short loc_4689C8
.text:004689C7 retn
.text:004689C8 ; ---------------------------------------------------------------------------
.text:004689C8
.text:004689C8 loc_4689C8: ; CODE XREF: KiAcquireSpinLock+5 j
.text:004689C8 ; KiAcquireSpinLock+12 j
.text:004689C8 test dword ptr [ecx], 1
.text:004689CE jz short KiAcquireSpinLock
.text:004689D0 pause
.text:004689D2 jmp short loc_4689C8
.text:004689D2 KiAcquireSpinLock endp
代碼比較簡單，還原成源碼是這樣子的：
void __fastcall KiAcquireSpinLock(int _ECX)
{
while ( 1 )
{
__asm { lock bts dword ptr [ecx], 0 }
if ( !_CF )
break;
while ( *(_DWORD *)_ECX & 1 )
__asm { pause }//應是rep nop，IDA將其翻譯成pause
}
}
fastcall方式調用，參數KSPIN_LOCK在ECX中，可以看到是一個死循環，先測試其是否置位，若否，則CF將置0，並將ECX置位，即獲取鎖的操作成功；若是，即鎖已被佔有，則一直對其進行測試並進入空轉狀態，這和前面分析的完全一致，只是代碼似乎更精煉了一點，畢竟是實用的玩意嘛。
再來看看釋放時：
.text:004689E0 public KiReleaseSpinLock
.text:004689E0 KiReleaseSpinLock proc near ; CODE XREF: sub_41702E+E p
.text:004689E0 ; sub_4206D0+5 j ...
.text:004689E0 mov byte ptr [ecx], 0
.text:004689E3 retn
.text:004689E3 KiReleaseSpinLock endp
這個再清楚不過了，直接設置爲0就代表了將其釋放，此時那些如虎狼般瘋狂空轉的其它處理器將馬上獲知這一信息，於是，下一個獲取、釋放的過程開始了。這就是最基本的自旋鎖，其它一些自旋鎖形式是對這種基本形式的擴充。比如排隊自旋鎖，是爲了解決多處理器競爭時的無序狀態等等，不多說了。
現在對自旋鎖可謂真的是明明白白了，之前我犯的錯誤就是以爲用了自旋鎖就能保證多核同步，其實不是的，用自旋鎖來保證多核同步的前提是大家都要用這個鎖。若當前處理器已佔有自旋鎖，只有別的處理器也來請求這個鎖時，纔會進入空轉，不進行別的操作，這時你的操作將不會受到干擾。
參考鏈接：
【原創】明明白白自旋鎖
Linux 內核的排隊自旋鎖(FIFO Ticket Spinlock)
Linux 內核的同步機制，第 1 部分