我正在尝试分析Linux内核核心转储中的自旋锁变量。在互斥锁的情况下，如果互斥锁被锁定，则计数变量的值应为0。在自旋锁的情况下，spinlock_tmy_lock具有如下字段(structraw_spinlock)rlock(arch_spinlock_t)raw_lock(unsignedint)lock(unsignedint)break_lock整数变量的值为0。如果锁定，这些变量中的值是否会有所不同？有没有其他方法可以检查自旋锁变量的转储以查看它是否被占用？值(value)架构是否依赖？ 最佳答案 尝试使用spin_is_l
信号量和自旋锁之间的基本区别是什么？我们什么时候在自旋锁上使用信号量？ 最佳答案 自旋锁和信号量的区别主要有四点:1.它们是什么自旋锁是锁的一种可能实现，即通过忙等待(“自旋”)实现的一种。信号量是锁的泛化(或者，反过来说，锁是信号量的特例)。通常，但不一定，自旋锁仅在一个进程内有效，而信号量也可用于在不同进程之间进行同步。锁用于互斥，即一线程一次可以获取锁并继续执行代码的“关键部分”。通常，这意味着修改由多个线程共享的某些数据的代码。信号量有一个计数器，并允许它自己被获取。一个或几个线程，取决于您发布给它的值，以及(在某些实现中)
我正在开发一个带有UITableView的iOS应用程序，它会在某个阶段添加或删除它的一堆行。由于有大量行，此操作可能需要很长时间。但是，我无法轻易确定它是否需要很长时间。仅当此操作需要很长时间时，我才想显示UIActivityIndicator(微调器)。我一直这样做的方法是开始冗长的操作，经过一些延迟(比如0.5秒)后，我们测试操作是否仍在运行，如果是，我们开始显示UIActivityIndicator。如果您可以在后台线程中运行冗长的操作，这就没有问题。但是，这种特殊情况很棘手，因为冗长的操作(deleteRowsAtIndexPaths:withRowAnimation
我有一些工作线程定期(大约1kHz)执行时间关键处理。每个周期，worker们都会被叫醒去做一件家务，每件家务应该(平均而言)在下一个周期开始之前完成。它们对同一个对象进行操作，该对象偶尔会被主线程修改。为了防止竞争，但允许在下一个周期之前修改对象，我使用了自旋锁和原子计数器来记录有多少线程仍在工作:classFoo{public:voidModify();voidDoWork(SomeContext&);private:std::atomic_flaglocked=ATOMIC_FLAG_INIT;std::atomicworkers_busy=0;};voidFoo::Modify
根据AntonyWilliams的书C++ConcurrencyinAction，自旋锁可以按如下方式实现:classspinlock_mutex{std::atomic_flagflag;public:spinlock_mutex():flag(ATOMIC_FLAG_INIT){}voidlock(){while(flag.test_and_set(std::memory_order_acquire));}voidunlock(){flag.clear(std::memory_order_release);}};如果我没理解错的话，memory_order_acquire标签确保了
我使用Windows中的Interlocked函数制作了一个非常简单的自旋锁，并在双核CPU上对其进行了测试(两个线程递增一个变量)；该程序似乎运行正常(它每次都给出相同的结果，当没有使用同步时情况并非如此)，但是IntelParallelInspector说在value+=j(见下面的代码)。当使用关键部分而不是我的SpinLock时，警告消失。我的SpinLock实现是否正确？这真的很奇怪，因为所有使用的操作都是原子的并且有适当的内存屏障，它不应该导致竞争条件。classSpinLock{int*lockValue;SpinLock(int*value):lockValue(val
我想在我的项目中尽量减少同步并尽可能编写无锁代码。当绝对必要时，我喜欢用原子操作构建的轻量级自旋锁代替pthread和win32互斥锁。我的理解是，这些是底层的系统调用，可能会导致上下文切换(对于非常快速的关键部分来说，这可能是不必要的，在这些部分中，简单地旋转几次会更可取)。我所指的原子操作在此处有详细记录:http://gcc.gnu.org/onlinedocs/gcc-4.4.1/gcc/Atomic-Builtins.html这里有一个例子来说明我在说什么。想象一个可能有多个读者和作者的RB树。RBTree::exists()是只读的并且是线程安全的，RBTree::inse
据我所知:NT的KeAcquireSpinLock等同于spin_lock_bh:一个将IRQL提升到DISPATCH_LEVEL，另一个屏蔽下半部分中断-功能相同。虽然NT变体保留了OldIrql，但Linux变体似乎没有在任何地方存储“wereInterruptsAlreadyMasked”。这是否意味着spin_unlock_bh总是揭开他们的面纱？NT的KeAcquireInterruptSpinLock类似于spin_lock_irqsave。spin_lock在NT中的等价物是什么？如果spin_unlock_bh总是取消屏蔽中断(在NT语言中，总是将IRQL降到spin_
我正在为Android应用创建自定义日历。它现在的工作方式是从在线MySQL数据库中提取事件，将它们传输到JSONArray中，然后从那里将它们输入到日历中。它在模拟器上运行良好(如果有点慢)，但今天我连接了我的S3，它给了我以前没有收到的错误。我在日志中遇到的错误是:09-1422:52:12.611:E/dalvikvm(4605):threadid=2:stuckonthreadid=1,givingup09-1422:52:12.611:E/dalvikvm(4605):致命的自旋挂起，倾倒线程这是它一直挂断的ASyncTask:packagecom.legends.app;i
自旋锁待解决的问题自旋锁的思路：自旋锁的时间阈值自旋锁的优缺点优点缺点Java实现非公平自旋锁公平自旋锁待解决的问题在理解自旋锁之前，必须要先知道自旋锁要解决的难题是什么：阻塞或唤醒一个Java线程需要操作系统切换CPU状态来完成，这种状态转换需要耗费处理器时间。如果同步代码块中的内容过于简单，状态转换消耗的时间有可能比用户代码执行的时间还要长。自旋锁的思路：如果持有锁的线程能在很短的时间内释放锁资源，那么那些等待竞争锁的线程就不需要做内核态和用户态之间的切换进入阻塞、挂起状态，只需要等一等（也叫做自旋），在等待持有锁的线程释放锁后即可立即获取锁，这样就避免了用户线程在用户态和内核态之间的频繁
