如何理解互斥锁、条件锁、读写锁以及自旋锁？
想象一下，你和几个朋友正在一个房间里，房间里只有一台非常重要的电脑，这台电脑上有你们每个人都急需访问的数据。这时候，你们需要一个机制来确保每个人都能有序地使用电脑，避免大家同时操作导致数据混乱，或者有人一直霸占着电脑不放。这就是并发编程中锁的用武之地。
互斥锁（Mutex Lock）：一人一锁，轮流使用
互斥锁就像一个 “门禁卡”。谁想进入房间使用电脑，谁就需要先拿到这张门禁卡。拿到门禁卡的人才能进入房间，而没有门禁卡的人就只能在外面等着。当使用完电脑后，这个人会把门禁卡放回原处，这样其他人才能有机会拿到卡片并进入房间。
最关键的一点是，同一时间只能有一个人持有门禁卡。如果小明已经拿到了卡片，小红和小刚就必须乖乖地在外面排队。直到小明使用完毕，归还门禁卡，小红或小刚才能拿到卡片进去。这就保证了电脑被一个人独占使用，避免了数据被同时修改的混乱。
条件锁（Condition Lock）：等你的“信号”，有了再叫我
互斥锁能解决“一人一锁”的问题，但有时候，我们需要更复杂的协作。想象一下，房间里有一份报告，小明需要报告完成才能开始分析，而报告的完成需要小红先输入一些数据。
如果小明一直拿着门禁卡，等着小红完成报告，那其他需要使用电脑的人就都没办法了。这时，我们就需要 条件锁。
条件锁通常和一个互斥锁一起使用。我们还是用门禁卡来控制对电脑的访问。
等待者（小明）： 小明拿到门禁卡进入房间，发现报告还没完成。他不想一直霸占电脑，所以他选择 “等待”。他会把门禁卡暂时交给一个“守卫”（这通常是条件变量的内部机制），然后自己出去，并且 “挂起” （不占用CPU资源）。他还会对一个 “通知标志”（条件变量）说：“当报告完成后，请通知我。”
生产者（小红）： 小红需要使用电脑输入数据。她需要拿到门禁卡。拿到后，她进入房间，完成报告的输入。当她完成后，她会找到那个“守卫”，并且 “唤醒” （发出通知）等待在那个“通知标志”上的线程（小明）。
等待者（小明）醒来： 收到通知后，小明会 “重新获取” 门禁卡（就是之前交给守卫的），然后继续执行他的分析工作。
所以，条件锁就像一个 “等待通知” 的机制。当某个条件不满足时，线程可以释放互斥锁，然后进入等待状态，直到另一个线程满足了这个条件并发出通知，等待的线程才会被唤醒，重新尝试获取资源。
读写锁（ReadWrite Lock）：允许多人读，但写时一人独占
房间里的电脑，有时大家只是想 “看看” 数据（读取），有时则需要 “修改” 数据（写入）。如果每次读取数据都要像互斥锁那样一人一次，效率就太低了。
读写锁就像一个 “登记处”，它有两套规则：
读模式： 如果有人想读取数据，他可以向登记处 “申请读取”。只要当前没有人在进行 “写入” 操作，登记处就会允许他进入房间。而且，允许多个持有“读取凭证”的人同时在房间里读取数据。就像一群人可以一起看同一份文件，互相不影响。
写模式： 如果有人想修改数据，他需要向登记处 “申请写入”。这时，登记处会非常严格：
如果当前已经有任何人（无论是在读取还是在写入）在房间里，申请写入的人就必须 等待。
一旦登记处允许他写入，他会拿到一个 “独占写入凭证”。有了这个凭证，所有想进入房间的人（无论是读还是写）都会被拒绝，直到写入者离开。
读写锁的目的是提高 “读多写少” 场景下的并发性能。因为多个读者可以同时访问，而写者则需要独占访问。
自旋锁（Spin Lock）：等不到就一直转，直到获得为止
自旋锁和互斥锁一样，也是 “一人一锁” 的机制。但是，它们在 “等待” 的方式上截然不同。
互斥锁的等待： 当线程发现锁被占用时，它会 “放弃CPU”，把自己交给操作系统调度，进入 “休眠” 状态。操作系统会管理这些休眠的线程，并在锁被释放时唤醒它们。这就像一个人发现没门禁卡，就坐在门口椅子上打盹，直到有人叫醒他。
自旋锁的等待： 当线程发现自旋锁被占用时，它 不会放弃CPU，而是 “原地转圈” （在CPU上不断执行一个很小的循环，检查锁的状态）。它就像一个人发现没门禁卡，但偏偏不想离开，就一直站在门口，每隔几毫秒就去试着推一下门，看看门开了没有。
自旋锁的优点是，如果锁被占用的时间很短，那么等待的线程很快就能获得锁，并且 避免了线程从休眠到被唤醒的开销。这对于锁持有时间非常短、且CPU资源充足的场景非常有效。
但是，如果锁被占用的时间很长，那么自旋锁就会 浪费大量的CPU资源，因为等待的线程一直在空转，什么有效工作也没做，反而降低了整体效率。想象一下，如果那张门禁卡要被一个人用很久，你一直站在门口不停地推门，那岂不是把你自己的时间也浪费了？
所以，总结一下：
互斥锁： 就像门禁卡，一人一卡，轮流使用。等待是“乖乖排队，睡一觉”。
条件锁： 配合互斥锁，提供“等待特定条件，收到通知再醒来”的功能。
读写锁： 允许多人同时读取，但写入时必须独占。适合读多写少的场景。
自旋锁： 也是一人一锁，但等待时“原地转圈”。适合锁持有时间极短的场景，否则会浪费CPU。
理解这些锁的本质，就像理解如何在房间里共享资源，并且在不同需求下选择最合适的协调方式。
互斥锁（Mutex Lock）：一人一锁，轮流使用
互斥锁就像一个 “门禁卡”。谁想进入房间使用电脑，谁就需要先拿到这张门禁卡。拿到门禁卡的人才能进入房间，而没有门禁卡的人就只能在外面等着。当使用完电脑后，这个人会把门禁卡放回原处，这样其他人才能有机会拿到卡片并进入房间。
最关键的一点是，同一时间只能有一个人持有门禁卡。如果小明已经拿到了卡片，小红和小刚就必须乖乖地在外面排队。直到小明使用完毕，归还门禁卡，小红或小刚才能拿到卡片进去。这就保证了电脑被一个人独占使用，避免了数据被同时修改的混乱。
条件锁（Condition Lock）：等你的“信号”，有了再叫我
互斥锁能解决“一人一锁”的问题，但有时候，我们需要更复杂的协作。想象一下，房间里有一份报告，小明需要报告完成才能开始分析，而报告的完成需要小红先输入一些数据。
如果小明一直拿着门禁卡，等着小红完成报告，那其他需要使用电脑的人就都没办法了。这时，我们就需要 条件锁。
条件锁通常和一个互斥锁一起使用。我们还是用门禁卡来控制对电脑的访问。
等待者（小明）： 小明拿到门禁卡进入房间，发现报告还没完成。他不想一直霸占电脑，所以他选择 “等待”。他会把门禁卡暂时交给一个“守卫”（这通常是条件变量的内部机制），然后自己出去，并且 “挂起” （不占用CPU资源）。他还会对一个 “通知标志”（条件变量）说：“当报告完成后，请通知我。”
生产者（小红）： 小红需要使用电脑输入数据。她需要拿到门禁卡。拿到后，她进入房间，完成报告的输入。当她完成后，她会找到那个“守卫”，并且 “唤醒” （发出通知）等待在那个“通知标志”上的线程（小明）。
等待者（小明）醒来： 收到通知后，小明会 “重新获取” 门禁卡（就是之前交给守卫的），然后继续执行他的分析工作。
所以，条件锁就像一个 “等待通知” 的机制。当某个条件不满足时，线程可以释放互斥锁，然后进入等待状态，直到另一个线程满足了这个条件并发出通知，等待的线程才会被唤醒，重新尝试获取资源。
读写锁（ReadWrite Lock）：允许多人读，但写时一人独占
房间里的电脑，有时大家只是想 “看看” 数据（读取），有时则需要 “修改” 数据（写入）。如果每次读取数据都要像互斥锁那样一人一次，效率就太低了。
读写锁就像一个 “登记处”，它有两套规则：
读模式： 如果有人想读取数据，他可以向登记处 “申请读取”。只要当前没有人在进行 “写入” 操作，登记处就会允许他进入房间。而且，允许多个持有“读取凭证”的人同时在房间里读取数据。就像一群人可以一起看同一份文件，互相不影响。
写模式： 如果有人想修改数据，他需要向登记处 “申请写入”。这时，登记处会非常严格：
如果当前已经有任何人（无论是在读取还是在写入）在房间里，申请写入的人就必须 等待。
一旦登记处允许他写入，他会拿到一个 “独占写入凭证”。有了这个凭证，所有想进入房间的人（无论是读还是写）都会被拒绝，直到写入者离开。
读写锁的目的是提高 “读多写少” 场景下的并发性能。因为多个读者可以同时访问，而写者则需要独占访问。
自旋锁（Spin Lock）：等不到就一直转，直到获得为止
自旋锁和互斥锁一样，也是 “一人一锁” 的机制。但是，它们在 “等待” 的方式上截然不同。
互斥锁的等待： 当线程发现锁被占用时，它会 “放弃CPU”，把自己交给操作系统调度，进入 “休眠” 状态。操作系统会管理这些休眠的线程，并在锁被释放时唤醒它们。这就像一个人发现没门禁卡，就坐在门口椅子上打盹，直到有人叫醒他。
自旋锁的等待： 当线程发现自旋锁被占用时，它 不会放弃CPU，而是 “原地转圈” （在CPU上不断执行一个很小的循环，检查锁的状态）。它就像一个人发现没门禁卡，但偏偏不想离开，就一直站在门口，每隔几毫秒就去试着推一下门，看看门开了没有。
自旋锁的优点是，如果锁被占用的时间很短，那么等待的线程很快就能获得锁，并且 避免了线程从休眠到被唤醒的开销。这对于锁持有时间非常短、且CPU资源充足的场景非常有效。
但是，如果锁被占用的时间很长，那么自旋锁就会 浪费大量的CPU资源，因为等待的线程一直在空转，什么有效工作也没做，反而降低了整体效率。想象一下，如果那张门禁卡要被一个人用很久，你一直站在门口不停地推门，那岂不是把你自己的时间也浪费了？
所以，总结一下：
互斥锁： 就像门禁卡，一人一卡，轮流使用。等待是“乖乖排队，睡一觉”。
条件锁： 配合互斥锁，提供“等待特定条件，收到通知再醒来”的功能。
读写锁： 允许多人同时读取，但写入时必须独占。适合读多写少的场景。
自旋锁： 也是一人一锁，但等待时“原地转圈”。适合锁持有时间极短的场景，否则会浪费CPU。
理解这些锁的本质，就像理解如何在房间里共享资源，并且在不同需求下选择最合适的协调方式。
网友意见
自旋锁（spinlock）很好理解。对自旋锁加锁的操作，你可以认为是类似这样的：
while (抢锁(lock) == 没抢到) { } 只要没有锁上，就不断重试。显然，如果别的线程长期持有该锁，那么你这个线程就一直在 while while while 地检查是否能够加锁，浪费 CPU 做无用功。
仔细想想，其实没有必要一直去尝试加锁，因为只要锁的持有状态没有改变，加锁操作就肯定是失败的。所以，抢锁失败后只要锁的持有状态一直没有改变，那就让出 CPU 给别的线程先执行好了。这就是互斥器（mutex）也就是题目里的互斥锁（不过个人觉得既然英语里本来就不带 lock，就不要称作锁了吧）。对互斥器加锁的操作你可以认为是类似这样的：
while (抢锁(lock) == 没抢到) { 本线程先去睡了请在这把锁的状态发生改变时再唤醒(lock); } 操作系统负责线程调度，为了实现「锁的状态发生改变时再唤醒」就需要把锁也交给操作系统管理。所以互斥器的加锁操作通常都需要涉及到上下文切换，操作花销也就会比自旋锁要大。
以上两者的作用是加锁互斥，保证能够排它地访问被锁保护的资源。
不过并不是所有场景下我们都希望能够独占某个资源，很快你可能就会不得不写出这样的代码：
// 这是「生产者消费者问题」中的消费者的部分逻辑 // 等待队列非空，再从队列中取走元素进行处理 加锁(lock); // lock 保护对 queue 的操作 while (queue.isEmpty()) { // 队列为空时等待 解锁(lock); // 这里让出锁，让生产者有机会往 queue 里安放数据 加锁(lock); } data = queue.pop(); // 至此肯定非空，所以能对资源进行操作 解锁(lock); 消费(data); // 在临界区外做其它处理 你看那个 while，这不就是自己又搞了一个自旋锁么？区别在于这次你不是在 while 一个抽象资源是否可用，而是在 while 某个被锁保护的具体的条件是否达成。
有了前面自旋锁、互斥器的经验就不难想到：「只要条件没有发生改变，while 里就没有必要再去加锁、判断、条件不成立、解锁，完全可以让出 CPU 给别的线程」。不过由于「条件是否达成」属于业务逻辑，操作系统没法管理，需要让能够作出这一改变的代码来手动「通知」，比如上面的例子里就需要在生产者往 queue 里 push 后「通知」!queue.isEmpty() 成立。
也就是说，我们希望把上面例子中的 while 循环变成这样：
while (queue.isEmpty()) { 解锁后等待通知唤醒再加锁(用来收发通知的东西, lock); } 生产者只需在往 queue 中 push 数据后这样，就可以完成协作：
触发通知(用来收发通知的东西); // 一般有两种方式： // 通知所有在等待的（notifyAll / broadcast） // 通知一个在等待的（notifyOne / signal） 这就是条件变量（condition variable），也就是问题里的条件锁。它解决的问题不是「互斥」，而是「等待」。
至于读写锁（readers-writer lock），看英文可以顾名思义，在执行加锁操作时需要额外表明读写意图，复数读者之间并不互斥，而写者则要求与任何人互斥。读写锁不需要特殊支持就可以直接用之前提到的几个东西实现，比如可以直接用两个 spinlock 或者两个 mutex 实现：
void 以读者身份加锁(rwlock) { 加锁(rwlock.保护当前读者数量的锁); rwlock.当前读者数量 += 1; if (rwlock.当前读者数量 == 1) { 加锁(rwlock.保护写操作的锁); } 解锁(rwlock.保护当前读者数量的锁); } void 以读者身份解锁(rwlock) { 加锁(rwlock.保护当前读者数量的锁); rwlock.当前读者数量 -= 1; if (rwlock.当前读者数量 == 0) { 解锁(rwlock.保护写操作的锁); } 解锁(rwlock.保护当前读者数量的锁); } void 以写者身份加锁(rwlock) { 加锁(rwlock.保护写操作的锁); } void 以写者身份解锁(rwlock) { 解锁(rwlock.保护写操作的锁); } 如果整个场景中只有一个读者、一个写者，那么其实可以等价于直接使用互斥器。不过由于读写锁需要额外记录读者数量，花销要大一点。
你可以认为读写锁是针对某种特定情景的「优化」。但个人还是建议忘掉读写锁，直接用互斥器。
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