互斥锁

互斥锁把“至多一个线程进入”落实为所有权转移。调用 lock 只表示提出请求，成功返回才表示取得所有权；被唤醒也可能只表示可以再次竞争，不能未经重新获取就访问受保护状态。释放则结束本次所有权，不一定把锁直接交给队列最前面的线程，除非具体接口保证这种交接。

抽象状态里的 $\mathsf{owned}(i)$ 足以描述互斥安全性，却不足以描述 FIFO 公平性。要证明后来的请求不插队，还需记录等待队列、入队次序与选择规则。把这些状态省略是安全规格的抽象，不是已经证明所有等待者都会获锁。

可睡眠 mutex 适合临界区可能持续较久的场景。线程发现锁已占用后暂停，CPU 可以执行持锁者或其他任务；代价是入队、调度和唤醒可能比短临界区本身更贵。是否值得阻塞取决于等待时长、调度成本与运行环境，而不是由“mutex 比 spinlock 高级”这样的标签决定。

设多个工作线程更新同一张内存索引。每个线程先 lock(m)，在临界区内同时修改索引表和元素计数，最后 unlock(m)。锁的互斥性排除了两个更新在中途交错；若释放与获取具有相应内存序，后继持锁者也能观察前任完成的修改。这里仍需保证所有访问都遵守同一同步协议：某条旁路代码若不加锁直接写计数，整个程序依然可能产生数据竞争理路数据竞争Data race · 数据竞态不同线程对同一内存位置的冲突访问既未按模型同步排序、也未通过原子操作协调的情形。或破坏索引不变量。

持锁线程在临界区内永久崩溃时，状态可能永远停在 $\mathsf{owned}(i)$。其他线程继续正确调用 lock，却都无法完成；互斥安全性没有被破坏，进展性已经丧失。某些系统提供 robust mutex 或外部恢复协议来识别失主并修复共享状态，但那是额外的故障模型与恢复机制，不能算作普通锁的固有保证。

即使每个线程都持续运行，也不自动排除饥饿：A 释放后立即重新竞争并每次成功，B 每次获得 CPU 时都见到锁已被占用。两者都取了无穷多步，系统也不断完成临界区，B 却从未取得所有权。因此进程公平调度、锁的公平授予和单次临界区最终退出是三个不同条件。

初值为一的二元信号量理路信号量Semaphore · Counting semaphore · 信号灯以非负计数保存可用许可，并用原子等待与释放操作协调容量或事件的同步原语。也能把并发进入数限制为一，却通常不记录“哪个线程拥有许可”：一个线程可以等待，另一个线程可以发出许可。这使它适合事件交接，却不自动具有 mutex 的所有者检查、递归约定或优先级继承语义。两者产生相似的容量效果，不代表接口可以无条件互换。

互斥锁把抽象安全条件连接到操作系统与语言的同步 API。条件变量依靠 mutex 在检查共享谓词与进入等待之间关闭丢失唤醒窗口；monitor 再把锁、条件队列和受保护状态封装在同一模块中。多把锁组合时，还需用固定锁序、一次性获取或检测恢复来处理死锁理路死锁Deadlock · 资源死锁一组参与者因等待依赖闭合而彼此无法再完成所需动作的全局进展失败。，并单独检查公平与饥饿理路饥饿与公平性Starvation and fairness · 调度公平性 · 无饥饿用调度与服务选择的公平假设刻画持续请求者是否可能永久得不到完成机会。。

性能分析也必须落在实际竞争形态上：临界区长度、持锁者是否可能被抢占、等待者数量和缓存流量共同决定成本。锁粒度过粗会压低并发度，过细则增加协调次数并放大组合错误；两种选择都不改变 mutex 的抽象状态机，只改变程序建立更大不变量的方式。

基本优先级继承理路基本优先级继承协议Priority inheritance protocol · Basic priority inheritance · 优先级反转与继承沿当前锁等待图传播有效优先级，逐事件重算继承与撤销，说明消除中间优先级插队的机制及死锁、链式阻塞边界。把持锁者被抢占这一成本具体化：等待者沿当前锁所有者链传递有效优先级，交接、取消及多锁释放后重新核对捐赠来源。它可以排除无关中间优先级工作的插队，但互斥所有权、死锁预防和业务回滚仍有各自的条件。