背景

由于在多處理器環(huán)境中某些資源的有限性，有時(shí)需要互斥訪問（mutual exclusion），這時(shí)候就需要引入鎖的概念，只有獲取了鎖的任務(wù)才能夠?qū)Y源進(jìn)行訪問，由于多線程的核心是CPU的時(shí)間分片，所以同一時(shí)刻只能有一個(gè)任務(wù)獲取到鎖。

內(nèi)核當(dāng)發(fā)生訪問資源沖突的時(shí)候，通常有兩種處理方式：

一個(gè)是原地等待

一個(gè)是掛起當(dāng)前進(jìn)程，調(diào)度其他進(jìn)程執(zhí)行（睡眠）

自旋鎖

Spinlock 是內(nèi)核中提供的一種比較常見的鎖機(jī)制，自旋鎖是“原地等待”的方式解決資源沖突的。即，一個(gè)線程獲取了一個(gè)自旋鎖后，另外一個(gè)線程期望獲取該自旋鎖，獲取不到，只能夠原地“打轉(zhuǎn)”（忙等待）。

由于自旋鎖的這個(gè)忙等待的特性，注定了它使用場景上的限制 —— 自旋鎖不應(yīng)該被長時(shí)間的持有（消耗 CPU 資源）。

自旋鎖的優(yōu)點(diǎn)

自旋鎖不會(huì)使線程狀態(tài)發(fā)生切換，一直處于用戶態(tài)，即線程一直都是active的；不會(huì)使線程進(jìn)入阻塞狀態(tài)，減少了不必要的上下文切換，執(zhí)行速度快。

非自旋鎖在獲取不到鎖的時(shí)候會(huì)進(jìn)入阻塞狀態(tài)，從而進(jìn)入內(nèi)核態(tài)，當(dāng)獲取到鎖的時(shí)候需要從內(nèi)核態(tài)恢復(fù)，需要線程上下文切換。（線程被阻塞后便進(jìn)入內(nèi)核（Linux）調(diào)度狀態(tài)，這個(gè)會(huì)導(dǎo)致系統(tǒng)在用戶態(tài)與內(nèi)核態(tài)之間來回切換，嚴(yán)重影響鎖的性能）。

自旋鎖的使用

在linux kernel的實(shí)現(xiàn)中，經(jīng)常會(huì)遇到這樣的場景：共享數(shù)據(jù)被中斷上下文和進(jìn)程上下文訪問，該如何保護(hù)呢？

如果只有進(jìn)程上下文的訪問，那么可以考慮使用semaphore或者mutex的鎖機(jī)制，但是現(xiàn)在中斷上下文也摻和進(jìn)來，那些可以導(dǎo)致睡眠的lock就不能使用了，這時(shí)候，可以考慮使用spin lock。

在中斷上下文，是不允許睡眠的，所以，這里需要的是一個(gè)不會(huì)導(dǎo)致睡眠的鎖——spinlock。

換言之，中斷上下文要用鎖，首選 spinlock。

使用自旋鎖，有兩種方式定義一個(gè)鎖：

動(dòng)態(tài)的：

spinlock_t lock;spin_lock_init （&lock）;

靜態(tài)的：

DEFINE_SPINLOCK（lock）;

使用步驟

spinlock的使用很簡單：

我們要訪問臨界資源需要首先申請自旋鎖;

獲取不到鎖就自旋，如果能獲得鎖就進(jìn)入臨界區(qū);

當(dāng)自旋鎖釋放后，自旋在這個(gè)鎖的任務(wù)即可獲得鎖并進(jìn)入臨界區(qū)，退出臨界區(qū)的任務(wù)必須釋放自旋鎖。

使用實(shí)例

static spinlock_t lock;static int flage = 1;spin_lock_init（&lock）;static int hello_open （struct inode *inode， struct file *filep）{ spin_lock（&lock）; if（flage ！=1） { spin_unlock（&lock）; return -EBUSY; } flage =0; spin_unlock（&lock）; return 0;}static int hello_release （struct inode *inode， struct file *filep）{ flage = 1; return 0;}

補(bǔ)充

中斷上下文不能睡眠的原因是：

中斷處理的時(shí)候，不應(yīng)該發(fā)生進(jìn)程切換，因?yàn)樵谥袛郼ontext中，唯一能打斷當(dāng)前中斷handler的只有更高優(yōu)先級的中斷，它不會(huì)被進(jìn)程打斷，如果在 中斷context中休眠，則沒有辦法喚醒它，因?yàn)樗械膚ake_up_xxx都是針對某個(gè)進(jìn)程而言的，而在中斷context中，沒有進(jìn)程的概念，沒 有一個(gè)task_struct（這點(diǎn)對于softirq和tasklet一樣），因此真的休眠了，比如調(diào)用了會(huì)導(dǎo)致block的例程，內(nèi)核幾乎肯定會(huì)死。

schedule（）在切換進(jìn)程時(shí)，保存當(dāng)前的進(jìn)程上下文（CPU寄存器的值、進(jìn)程的狀態(tài)以及堆棧中的內(nèi)容），以便以后恢復(fù)此進(jìn)程運(yùn)行。中斷發(fā)生后，內(nèi)核會(huì)先保存當(dāng)前被中斷的進(jìn)程上下文（在調(diào)用中斷處理程序后恢復(fù)）；

但在中斷處理程序里，CPU寄存器的值肯定已經(jīng)變化了吧（最重要的程序計(jì)數(shù)器PC、堆棧SP等），如果此時(shí)因?yàn)樗呋蜃枞僮髡{(diào)用了schedule（），則保存的進(jìn)程上下文就不是當(dāng)前的進(jìn)程context了。所以不可以在中斷處理程序中調(diào)用schedule（）。

內(nèi)核中schedule（）函數(shù)本身在進(jìn)來的時(shí)候判斷是否處于中斷上下文：

if（unlikely（in_interrupt（））） BUG（）;

因此，強(qiáng)行調(diào)用schedule（）的結(jié)果就是內(nèi)核BUG。

中斷handler會(huì)使用被中斷的進(jìn)程內(nèi)核堆棧，但不會(huì)對它有任何影響，因?yàn)閔andler使用完后會(huì)完全清除它使用的那部分堆棧，恢復(fù)被中斷前的原貌。

處于中斷context時(shí)候，內(nèi)核是不可搶占的。因此，如果休眠，則內(nèi)核一定掛起。

自旋鎖的死鎖

自旋鎖不可遞歸，自己等待自己已經(jīng)獲取的鎖，會(huì)導(dǎo)致死鎖。

自旋鎖可以在中斷上下文中使用，但是試想一個(gè)場景：一個(gè)線程獲取了一個(gè)鎖，但是被中斷處理程序打斷，中斷處理程序也獲取了這個(gè)鎖（但是之前已經(jīng)被鎖住了，無法獲取到，只能自旋），中斷無法退出，導(dǎo)致線程中后面釋放鎖的代碼無法被執(zhí)行，導(dǎo)致死鎖。（如果確認(rèn)中斷中不會(huì)訪問和線程中同一個(gè)鎖，其實(shí)無所謂）。

一、考慮下面的場景（內(nèi)核搶占場景）：

（1）進(jìn)程A在某個(gè)系統(tǒng)調(diào)用過程中訪問了共享資源 R

（2）進(jìn)程B在某個(gè)系統(tǒng)調(diào)用過程中也訪問了共享資源 R

會(huì)不會(huì)造成沖突呢？

假設(shè)在A訪問共享資源R的過程中發(fā)生了中斷，中斷喚醒了沉睡中的，優(yōu)先級更高的B，在中斷返回現(xiàn)場的時(shí)候，發(fā)生進(jìn)程切換，B啟動(dòng)執(zhí)行，并通過系統(tǒng)調(diào)用訪問了R，如果沒有鎖保護(hù)，則會(huì)出現(xiàn)兩個(gè)thread進(jìn)入臨界區(qū)，導(dǎo)致程序執(zhí)行不正確。OK，我們加上spin lock看看如何：A在進(jìn)入臨界區(qū)之前獲取了spin lock，同樣的，在A訪問共享資源R的過程中發(fā)生了中斷，中斷喚醒了沉睡中的，優(yōu)先級更高的B，B在訪問臨界區(qū)之前仍然會(huì)試圖獲取spin lock，這時(shí)候由于A進(jìn)程持有spin lock而導(dǎo)致B進(jìn)程進(jìn)入了永久的spin……怎么破？linux的kernel很簡單，在A進(jìn)程獲取spin lock的時(shí)候，禁止本CPU上的搶占（上面的永久spin的場合僅僅在本CPU的進(jìn)程搶占本CPU的當(dāng)前進(jìn)程這樣的場景中發(fā)生）。如果A和B運(yùn)行在不同的CPU上，那么情況會(huì)簡單一些：A進(jìn)程雖然持有spin lock而導(dǎo)致B進(jìn)程進(jìn)入spin狀態(tài)，不過由于運(yùn)行在不同的CPU上，A進(jìn)程會(huì)持續(xù)執(zhí)行并會(huì)很快釋放spin lock，解除B進(jìn)程的spin狀態(tài)。

二、再考慮下面的場景（中斷上下文場景）：

運(yùn)行在CPU0上的進(jìn)程A在某個(gè)系統(tǒng)調(diào)用過程中訪問了共享資源 R

運(yùn)行在CPU1上的進(jìn)程B在某個(gè)系統(tǒng)調(diào)用過程中也訪問了共享資源 R

外設(shè)P的中斷handler中也會(huì)訪問共享資源 R

在這樣的場景下，使用spin lock可以保護(hù)訪問共享資源R的臨界區(qū)嗎？

我們假設(shè)CPU0上的進(jìn)程A持有spin lock進(jìn)入臨界區(qū)，這時(shí)候，外設(shè)P發(fā)生了中斷事件，并且調(diào)度到了CPU1上執(zhí)行，看起來沒有什么問題，執(zhí)行在CPU1上的handler會(huì)稍微等待一會(huì)CPU0上的進(jìn)程A，等它立刻臨界區(qū)就會(huì)釋放spin lock的，但是，如果外設(shè)P的中斷事件被調(diào)度到了CPU0上執(zhí)行會(huì)怎么樣？CPU0上的進(jìn)程A在持有spin lock的狀態(tài)下被中斷上下文搶占，而搶占它的CPU0上的handler在進(jìn)入臨界區(qū)之前仍然會(huì)試圖獲取spin lock，悲劇發(fā)生了，CPU0上的P外設(shè)的中斷handler永遠(yuǎn)的進(jìn)入spin狀態(tài)，這時(shí)候，CPU1上的進(jìn)程B也不可避免在試圖持有spin lock的時(shí)候失敗而導(dǎo)致進(jìn)入spin狀態(tài)。為了解決這樣的問題，linux kernel采用了這樣的辦法：如果涉及到中斷上下文的訪問，spin lock需要和禁止本 CPU 上的中斷聯(lián)合使用。

三、再考慮下面的場景（底半部場景）

linux kernel中提供了豐富的bottom half的機(jī)制，雖然同屬中斷上下文，不過還是稍有不同。我們可以把上面的場景簡單修改一下：外設(shè)P不是中斷handler中訪問共享資源R，而是在的bottom half中訪問。使用spin lock+禁止本地中斷當(dāng)然是可以達(dá)到保護(hù)共享資源的效果，但是使用牛刀來殺雞似乎有點(diǎn)小題大做，這時(shí)候disable bottom half就可以了。

四、中斷上下文之間的競爭

同一種中斷handler之間在uni core和multi core上都不會(huì)并行執(zhí)行，這是linux kernel的特性。如果不同中斷handler需要使用spin lock保護(hù)共享資源，對于新的內(nèi)核（不區(qū)分fast handler和slow handler），所有handler都是關(guān)閉中斷的，因此使用spin lock不需要關(guān)閉中斷的配合。bottom half又分成softirq和tasklet，同一種softirq會(huì)在不同的CPU上并發(fā)執(zhí)行，因此如果某個(gè)驅(qū)動(dòng)中的softirq的handler中會(huì)訪問某個(gè)全局變量，對該全局變量是需要使用spin lock保護(hù)的，不用配合disable CPU中斷或者bottom half。tasklet更簡單，因?yàn)橥环Ntasklet不會(huì)多個(gè)CPU上并發(fā)。

自旋鎖的實(shí)現(xiàn)原理

數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)

首先定義一個(gè) spinlock_t 的數(shù)據(jù)類型，其本質(zhì)上是一個(gè)整數(shù)值（對該數(shù)值的操作需要保證原子性），該數(shù)值表示spin lock是否可用。初始化的時(shí)候被設(shè)定為1。當(dāng)thread想要持有鎖的時(shí)候調(diào)用spin_lock函數(shù)，該函數(shù)將spin lock那個(gè)整數(shù)值減去1，然后進(jìn)行判斷，如果等于0，表示可以獲取spin lock，如果是負(fù)數(shù)，則說明其他thread的持有該鎖，本thread需要spin。

內(nèi)核中的spinlock_t的數(shù)據(jù)類型定義如下：

typedef struct spinlock { struct raw_spinlock rlock; } spinlock_t;typedef struct raw_spinlock { arch_spinlock_t raw_lock;} raw_spinlock_t;

通用（適用于各種arch）的spin lock使用spinlock_t這樣的type name，各種arch定義自己的struct raw_spinlock。聽起來不錯(cuò)的主意和命名方式，直到linux realtime tree（PREEMPT_RT）提出對spinlock的挑戰(zhàn)。

spin lock的命名規(guī)范定義如下：

spinlock，在rt linux（配置了PREEMPT_RT）的時(shí)候可能會(huì)被搶占（實(shí)際底層可能是使用支持PI（優(yōu)先級翻轉(zhuǎn)）的mutext）。

raw_spinlock，即便是配置了PREEMPT_RT也要頑強(qiáng)的spin

arch_spinlock，spin lock是和architecture相關(guān)的，

ARM 結(jié)構(gòu)體系 arch_spin_lock 接口實(shí)現(xiàn)

加鎖

同樣的，這里也只是選擇一個(gè)典型的API來分析，其他的大家可以自行學(xué)習(xí)。我們選擇的是 arch_spin_lock，其ARM32的代碼如下：

static inline void arch_spin_lock（arch_spinlock_t *lock）{ unsigned long tmp; u32 newval; arch_spinlock_t lockval; prefetchw（&lock-》slock）;－－－－－－－－－（0） __asm__ __volatile__（“1： ldrex %0， ［%3］\n”－－－－－－－－－（1）“ add %1， %0， %4\n” －－－－－－－－－－（2）“ strex %2， %1，［%3］\n”－－－－－－－－－（3）“ teq %2， #0\n”－－－－－－－－－－－－－（4）“ bne 1b” ： “=&r” （lockval）， “=&r” （newval）， “=&r” （tmp） ： “r” （&lock-》slock）， “I” （1 《《 TICKET_SHIFT） ： “cc”）; while （lockval.tickets.next ！= lockval.tickets.owner） {－－－－（5） wfe（）;－－－－－－－－－－－－（6） lockval.tickets.owner = ACCESS_ONCE（lock-》tickets.owner）;－－－－（7） } smp_mb（）;－－－－－－－－－－－（8）}

（0）和preloading cache相關(guān)的操作，主要是為了性能考慮（1）lockval = lock-》slock （如果lock-》slock沒有被其他處理器獨(dú)占，則標(biāo)記當(dāng)前執(zhí)行處理器對lock-》slock地址的獨(dú)占訪問；否則不影響）（2）newval = lockval + （1 《《 TICKET_SHIFT）（3）strex tmp， newval， ［&lock-》slock］ （如果當(dāng)前執(zhí)行處理器沒有獨(dú)占lock-》slock地址的訪問，不進(jìn)行存儲(chǔ)，返回1給temp；如果當(dāng)前處理器已經(jīng)獨(dú)占lock-》slock內(nèi)存訪問，則對內(nèi)存進(jìn)行寫，返回0給temp，清除獨(dú)占標(biāo)記） lock-》tickets.next = lock-》tickets.next + 1（4）檢查是否寫入成功 lockval.tickets.next（5）初始化時(shí)lock-》tickets.owner、lock-》tickets.next都為0，假設(shè)第一次執(zhí)行arch_spin_lock，lockval = *lock，lock-》tickets.next++，lockval.tickets.next 等于 lockval.tickets.owner，獲取到自旋鎖；自旋鎖未釋放，第二次執(zhí)行的時(shí)候，lock-》tickets.owner = 0， lock-》tickets.next = 1，拷貝到lockval后，lockval.tickets.next ！= lockval.tickets.owner，會(huì)執(zhí)行wfe等待被自旋鎖釋放被喚醒，自旋鎖釋放時(shí)會(huì)執(zhí)行 lock-》tickets.owner++，lockval.tickets.owner重新賦值（6）暫時(shí)中斷掛起執(zhí)行。如果當(dāng)前spin lock的狀態(tài)是locked，那么調(diào)用wfe進(jìn)入等待狀態(tài)。更具體的細(xì)節(jié)請參考ARM WFI和WFE指令中的描述。（7）其他的CPU喚醒了本cpu的執(zhí)行，說明owner發(fā)生了變化，該新的own賦給lockval，然后繼續(xù)判斷spin lock的狀態(tài)，也就是回到step 5。（8）memory barrier的操作，具體可以參考memory barrier中的描述。

釋放鎖

static inline void arch_spin_unlock（arch_spinlock_t *lock）{ smp_mb（）; lock-》tickets.owner++; ---------------------- （0） dsb_sev（）; ---------------------------------- （1）}

（0）lock-》tickets.owner增加1，下一個(gè)被喚醒的處理器會(huì)檢查該值是否與自己的lockval.tickets.next相等，lock-》tickets.owner代表可以獲取的自旋鎖的處理器，lock-》tickets.next你一個(gè)可以獲取的自旋鎖的owner；處理器獲取自旋鎖時(shí)，會(huì)先讀取lock-》tickets.next用于與lock-》tickets.owner比較并且對lock-》tickets.next加1，下一個(gè)處理器獲取到的lock-》tickets.next就與當(dāng)前處理器不一致了，兩個(gè)處理器都與lock-》tickets.owner比較，肯定只有一個(gè)處理器會(huì)相等，自旋鎖釋放時(shí)時(shí)對lock-》tickets.owner加1計(jì)算，因此，先申請自旋鎖多處理器lock-》tickets.next值更新，自然先獲取到自旋鎖

（1）執(zhí)行sev指令，喚醒wfe等待的處理器

自旋鎖導(dǎo)致死鎖實(shí)例

死鎖的2種情況

1）擁有自旋鎖的進(jìn)程A在內(nèi)核態(tài)阻塞了，內(nèi)核調(diào)度B進(jìn)程，碰巧B進(jìn)程也要獲得自旋鎖，此時(shí)B只能自旋轉(zhuǎn)。而此時(shí)搶占已經(jīng)關(guān)閉，不會(huì)調(diào)度A進(jìn)程了，B永遠(yuǎn)自旋，產(chǎn)生死鎖。

2）進(jìn)程A擁有自旋鎖，中斷到來，CPU執(zhí)行中斷函數(shù)，中斷處理函數(shù)，中斷處理函數(shù)需要獲得自旋鎖，訪問共享資源，此時(shí)無法獲得鎖，只能自旋，產(chǎn)生死鎖。

如何避免死鎖

如果中斷處理函數(shù)中也要獲得自旋鎖，那么驅(qū)動(dòng)程序需要在擁有自旋鎖時(shí)禁止中斷；

自旋鎖必須在可能的最短時(shí)間內(nèi)擁有；

避免某個(gè)獲得鎖的函數(shù)調(diào)用其他同樣試圖獲取這個(gè)鎖的函數(shù)，否則代碼就會(huì)死鎖；不論是信號量還是自旋鎖，都不允許鎖擁有者第二次獲得這個(gè)鎖，如果試圖這么做，系統(tǒng)將掛起；

鎖的順序規(guī)則 按同樣的順序獲得鎖; 如果必須獲得一個(gè)局部鎖和一個(gè)屬于內(nèi)核更中心位置的鎖，則應(yīng)該首先獲取自己的局部鎖 ; 如果我們擁有信號量和自旋鎖的組合，則必須首先獲得信號量；在擁有自旋鎖時(shí)調(diào)用down（可導(dǎo)致休眠）是個(gè)嚴(yán)重的錯(cuò)誤的。

死鎖舉例

因?yàn)樽孕i持有時(shí)間非常短，沒有直觀的現(xiàn)象，下面舉一個(gè)會(huì)導(dǎo)致死鎖的實(shí)例。

運(yùn)行條件

虛擬機(jī)：vmware

OS ：Ubuntu 14

配置 ：將虛擬機(jī)的處理個(gè)數(shù)設(shè)置為1，否則不會(huì)死鎖

原理

針對單CPU，擁有自旋鎖的任務(wù)不應(yīng)該調(diào)度會(huì)引起休眠的函數(shù)，否則會(huì)導(dǎo)致死鎖。

步驟：

進(jìn)程A在open（）字符設(shè)備后，對應(yīng)的內(nèi)核函數(shù)會(huì)申請自旋鎖，此時(shí)自旋鎖空閑，申請到自旋鎖，進(jìn)程A隨即進(jìn)入執(zhí)行sleep（）函數(shù)進(jìn)入休眠；

在進(jìn)程A 處于sleep期間，自旋鎖一直屬于進(jìn)程A所有；

運(yùn)行進(jìn)程B，進(jìn)程B執(zhí)行open函數(shù)，對應(yīng)的內(nèi)核函數(shù)也會(huì)申請自旋鎖，此時(shí)自旋鎖歸進(jìn)程A所有，所以進(jìn)程B進(jìn)入自旋狀態(tài)；

因?yàn)榇藭r(shí)搶占已經(jīng)關(guān)閉，系統(tǒng)死鎖。

驅(qū)動(dòng)代碼如下：

#include 《linux/init.h》#include 《linux/module.h》#include 《linux/kdev_t.h》#include 《linux/fs.h》#include 《linux/cdev.h》#include 《linux/device.h》#include 《linux/spinlock.h》static int major = 250;static int minor = 0;static dev_t devno;static struct cdev cdev;static struct class *cls;static struct device *test_device;static spinlock_t lock;static int flage = 1;#define DEAD 1static int hello_open （struct inode *inode， struct file *filep）{ spin_lock（&lock）; if（flage ！=1） { spin_unlock（&lock）; return -EBUSY; } flage =0; #if DEAD #elif spin_unlock（&lock）; #endif return 0;}static int hello_release （struct inode *inode， struct file *filep）{ flage = 1; #if DEAD spin_unlock（&lock）; #endif return 0;}static struct file_operations hello_ops ={ .open = hello_open， .release = hello_release，};static int hello_init（void）{ int result; int error; printk（“hello_init \n”）; result = register_chrdev（ major， “hello”， &hello_ops）; if（result 《 0） { printk（“register_chrdev fail \n”）; return result; } devno = MKDEV（major，minor）; cls = class_create（THIS_MODULE，“helloclass”）; if（IS_ERR（cls）） { unregister_chrdev（major，“hello”）; return result; } test_device = device_create（cls，NULL，devno，NULL，“test”）; if（IS_ERR（test_device ）） { class_destroy（cls）; unregister_chrdev（major，“hello”）; return result; } spin_lock_init（&lock）; return 0;}static void hello_exit（void）{ printk（“hello_exit \n”）; device_destroy（cls，devno）; class_destroy（cls）; unregister_chrdev（major，“hello”）; return;}module_init（hello_init）;module_exit（hello_exit）;MODULE_LICENSE（“GPL”）;

測試程序如下：

#include 《stdio.h》#include 《sys/types.h》#include 《sys/stat.h》#include 《fcntl.h》main（）{ int fd; fd = open（“/dev/test”，O_RDWR）; if（fd《0） { perror（“open fail \n”）; return; } sleep（20）; close（fd）; printf（“open ok \n ”）;}

測試步驟：

編譯加載內(nèi)核

makeinsmod hello.ko

運(yùn)行進(jìn)程A

gcc test.c -o a./a

打開一個(gè)新的終端，運(yùn)行進(jìn)程B

gcc test.c -o b./b

注意，一定要在進(jìn)程A沒有退出的時(shí)候運(yùn)行進(jìn)程B。