http://www.cnblogs.com/biyeymyhjob/archive/2012/07/21/2602015.html
http://blog.chinaunix.net/uid-20543672-id-3252604.html
http://bbs.chinaunix.net/thread-2333160-1-1.html
一、信号量
信号量又称为信号灯，它是用来协调不同进程间的数据对象的，而最主要的应用是共享内存方式的进程间通信。本质上，信号量是一个计数器，它用来记录对某个资源（如共享内存）的存取状况。一般说来，为了获得共享资源，进程需要执行下列操作：
（1） 测试控制该资源的信号量。
（2） 若此信号量的值为正，则允许进行使用该资源。进程将信号量减1。
（3） 若此信号量为0，则该资源目前不可用，进程进入睡眠状态，直至信号量值大于0，进程被唤醒，转入步骤（1）。
（4） 当进程不再使用一个信号量控制的资源时，信号量值加1。如果此时有进程正在睡眠等待此信号量，则唤醒此进程。
维护信号量状态的是Linux内核操作系统而不是用户进程。我们可以从头文件/usr/src/linux/include/linux/sem.h 中看到内核用来维护信号量状态的各个结构的定义。信号量是一个数据集合，用户可以单独使用这一集合的每个元素。要调用的第一个函数是semget，用以获得一个信号量ID。
Linux2.6.26下定义的信号量结构体：
struct semaphore { spinlock_t lock; unsigned int count; struct list_head wait_list; };
从以上信号量的定义中，可以看到信号量底层使用到了spin lock的锁定机制，这个spinlock主要用来确保对count成员的原子性的操作(count--)和测试(count > 0)。
二、互斥体
互斥体实现了“互相排斥”（mutual exclusion）同步的简单形式（所以名为互斥体(mutex)）。互斥体禁止多个线程同时进入受保护的代码“临界区”（critical section）。因此，在任意时刻，只有一个线程被允许进入这样的代码保护区。
任何线程在进入临界区之前，必须获取（acquire）与此区域相关联的互斥体的所有权。如果已有另一线程拥有了临界区的互斥体，其他线程就不能再进入其中。这些线程必须等待，直到当前的属主线程释放（release）该互斥体。
什么时候需要使用互斥体呢？互斥体用于保护共享的易变代码，也就是，全局或静态数据。这样的数据必须通过互斥体进行保护，以防止它们在多个线程同时访问时损坏
struct mutex { /* 1: unlocked, 0: locked, negative: locked, possible waiters */ atomic_t count; spinlock_t wait_lock; struct list_head wait_list; #ifdef CONFIG_DEBUG_MUTEXES struct thread_info *owner; const char *name; void *magic; #endif #ifdef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC struct lockdep_map dep_map; #endif };
对比前面的struct semaphore，struct mutex除了增加了几个作为debug用途的成员变量外，和semaphore几乎长得一样。但是mutex的引入主要是为了提供互斥机制，以避免多个进程同时在一个临界区中运行。
从原理上讲，mutex实际上是count=1情况下的semaphore，底层实现和semaphore几乎一样。
三、自旋锁
自旋锁它是为为实现保护共享资源而提出一种锁机制。其实，自旋锁与互斥锁比较类似，它们都是为了解决对某项资源的互斥使用。无论是互斥锁，还是自旋锁，在任何时刻，最多只能有一个保持者，也就说，在任何时刻最多只能有一个执行单元获得锁。但是两者在调度机制上略有不同。对于互斥锁，如果资源已经被占用，资源申请者只能进入睡眠状态。但是自旋锁不会引起调用者睡眠，如果自旋锁已经被别的执行单元保持，调用者就一直循环在那里看是否该自旋锁的保持者已经释放了锁，"自旋"一词就是因此而得名。
自旋锁一般原理
跟互斥锁一样，一个执行单元要想访问被自旋锁保护的共享资源，必须先得到锁，在访问完共享资源后，必须释放锁。如果在获取自旋锁时，没有任何执行单元保持该锁，那么将立即得到锁；如果在获取自旋锁时锁已经有保持者，那么获取锁操作将自旋在那里，直到该自旋锁的保持者释放了锁。由此我们可以看出，自旋锁是一种比较低级的保护数据结构或代码片段的原始方式，这种锁可能存在两个问题：死锁和过多占用cpu资源
自旋锁适用情况
自旋锁比较适用于锁使用者保持锁时间比较短的情况。正是由于自旋锁使用者一般保持锁时间非常短，因此选择自旋而不是睡眠是非常必要的，自旋锁的效率远高于互斥锁。信号量和读写信号量适合于保持时间较长的情况，它们会导致调用者睡眠，因此只能在进程上下文使用（如果在中断上下文中使用，调用者是系统进程，可能引起系统进程睡眠），而自旋锁适合于保持时间非常短的情况，它可以在任何上下文使用。如果被保护的共享资源只在进程上下文访问，使用信号量保护该共享资源非常合适，如果对共享资源的访问时间非常短，自旋锁也可以。但是如果被保护的共享资源需要在中断上下文访问（包括底半部即中断处理句柄和顶半部即软中断），就必须使用自旋锁。自旋锁保持期间是抢占失效的，而信号量和读写信号量保持期间是可以被抢占的。自旋锁只有在内核可抢占或SMP（多处理器）的情况下才真正需要，在单CPU且不可抢占的内核下，自旋锁的所有操作都是空操作。另外格外注意一点：自旋锁不能递归使用。
四、信号量、互斥体和自旋锁的区别
信号量/互斥体和自旋锁spinlock的区别
信号量/互斥体允许进程睡眠属于睡眠锁，自旋锁则不允许调用者睡眠，而是让其循环等待，所以有以下区别应用
1）、信号量和读写信号量适合于保持时间较长的情况，它们会导致调用者睡眠，因而自旋锁适合于保持时间非常短的情况
2）、自旋锁可以用于中断，不能用于进程上下文(会引起死锁)。而信号量不允许使用在中断中，而可以用于进程上下文
3）、自旋锁保持期间是抢占失效的，自旋锁被持有时，内核不能被抢占，而信号量和读写信号量保持期间是可以被抢占的
另外需要注意的是
1）、信号量锁保护的临界区可包含可能引起阻塞的代码，而自旋锁则绝对要避免用来保护包含这样代码的临界区，因为阻塞意味着要进行进程的切换，如果进程被切换出去后，另一进程企图获取本自旋锁，死锁就会发生。
2）、在你占用信号量的同时不能占用自旋锁，因为在你等待信号量时可能会睡眠，而在持有自旋锁时是不允许睡眠的。
信号量和互斥体之间的区别
概念上的区别：
信号量：是进程间（线程间）同步用的，一个进程（线程）完成了某一个动作就通过信号量告诉别的进程（线程），别的进程（线程）再进行某些动作。有二值和多值信号量之分。
互斥锁：是线程间互斥用的，一个线程占用了某一个共享资源，那么别的线程就无法访问，直到这个线程离开，其他的线程才开始可以使用这个共享资源。可以把互斥锁看成二值信号量。
上锁时：
信号量: 只要信号量的value大于0，其他线程就可以sem_wait成功，成功后信号量的value减一。若value值不大于0，则sem_wait阻塞，直到sem_post释放后value值加一。一句话，信号量的value>=0。
互斥锁: 只要被锁住，其他任何线程都不可以访问被保护的资源。如果没有锁，获得资源成功，否则进行阻塞等待资源可用。一句话，线程互斥锁的vlaue可以为负数。
使用场所：
信号量主要适用于进程间通信，当然，也可用于线程间通信。而互斥锁只能用于线程间通信。
----------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------
进程上下文：
在Linux中，用户程序装入系统形成一个进程的实质是系统为用户程序提供一个完整的运行环境。进程的运行环境是由它的程序代码和程序运行所需要的数据结构以及硬件环境组成的。进程的运行环境主要包括：
1.进程空间中的代码和数据、各种数据结构、进程堆栈和共享内存区等。
2.环境变量：提供进程运行所需的环境信息。
3.系统数据：进程空间中的对进程进行管理和控制所需的信息，包括进程任务结构体以及内核堆栈等。
4.进程访问设备或者文件时的权限。
5.各种硬件寄存器。
6.地址转换信息。
从以上组成情况可以看到，进程的运行环境是动态变化的，尤其是硬件寄存器的值以及进程控制信息是随着进程的运行而不断变化的。在Linux中把系统提供给进程的的处于动态变化的运行环境总和称为进程上下文。
系统中的每一个进程都有自己的上下文。一个正在使用处理器运行的进程称为当前进程(current)。当前进程因时间片用完或者因等待某个事件而阻塞时，进程调度需要把处理器的使用权从当前进程交给另一个进程，这个过程叫做进程切换。此时，被调用进程成为当前进程。在进程切换时系统要把当前进程的上下文保存在指定的内存区域（该进程的任务状态段TSS中），然后把下一个使用处理器运行的进程的上下文设置成当前进程的上下文。当一个进程经过调度再次使用CPU运行时，系统要恢复该进程保存的上下文。所以，进程的切换也就是上下文切换。
在系统内核为用户进程服务时，通常是进程通过系统调用执行内核代码，这时进程的执行状态由用户态转换为内核态。但是，此时内核的运行是为用户进程服务，也可以说内核在代替当前进程执行某种服务功能。在这种情况下，内核的运行仍是进程运行的一部分，所以说这时内核是运行在进程上下文中。内核运行在进程上下文中时可以访问和修改进程的系统数据。此外，若内核运行在进程上下文中需要等待资源和设备时，系统可以阻塞当前进程
中断上下文：
硬件通过触发信号，导致内核调用中断处理程序，进入内核空间。这个过程中，硬件的一些变量和参数也要传递给内核，内核通过这些参数进行中断处理。所谓的“中断上下文”，其实也可以看作就是硬件传递过来的这些参数和内核需要保存的一些其他环境（主要是当前被打断执行的进程环境）。中断时，内核不代表任何进程运行，它一般只访问系统空间，而不会访问进程空间，内核在中断上下文中执行时一般不会阻塞
--------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------
可抢占式内核：即当进程位于内核空间时，有一个更高优先级的任务出现时，如果当前内核允许抢占，则可以将当前任务挂起，执行优先级更高的进程。
非抢占式内核：高优先级的进程不能中止正在内核中运行的低优先级的进程而抢占CPU运行。进程一旦处于核心态（例如用户进程执行系统调用），则除非进程自愿放弃CPU，否则该进程将一直运行下去，直至完成或退出内核
抢占式内核的意义：首先，这是将Linux应用于实时系统所必需的。实时系统对响应时间有严格的限定，当一个实时进程被实时设备的硬件中断唤醒后，它应在限定的时间内被调度执行。而Linux不能满足这一要求，因为Linux的内核是不可抢占的，不能确定系统在内核中的停留时间。事实上当内核执行长的系统调用时，实时进程要等到内核中运行的进程退出内核才能被调度，由此产生的响应延迟，在如今的硬件条件下，会长达100ms级。这对于那些要求高实时响应的系统是不能接受的。而可抢占的内核不仅对Linux的实时应用至关重要，而且能解决Linux对多媒体（video， audio）等要求低延迟的应用支持不够好的缺陷。