arm架构下spinlock原理 (代码解读)

http://blog.csdn.net/longwang155069/article/details/52055876

自旋锁的引入

原子变量适用在多核之间多单一共享变量进行互斥访问，如果要保护多个变量，并且这些变量之间有逻辑关系时，原子变量就不适用了。例如：常见的双向链表。假设有三个链表节点Ａ、Ｂ、Ｃ。需要将节点Ｂ插入节点Ａ、Ｃ之间。如果ＣＰＵ　Ａ刚好将Ａ节点的后向指针指向Ｂ，但是还没有将Ｂ的后向指针指向Ｃ。此时ＣＰＵ　Ｂ要遍历链表，这将会一个灾难性的后果。

如果共享数据段在中断上下文或者进程上下文被访问呢？ 如果在进程上下文被访问，完全可以使用信号量semaphore机制来实现互斥。如果在中断上下文被访问呢？ 就不能使用semaphore来实现互斥，因为semaphore会引起睡眠的。这时候就引入了spin_lock

spin_lock的实现思想

先说生活中一个示例，如果机智的你乘坐过火车的话，就一定知道早上6点-7点在火车上厕所的感受了。如果机智你的起来上厕所，发现一大堆人都等着上厕所，男女老少。接设你前面排了三个人，分别为A， B， C。 
当A进入厕所之后，关闭了厕所的门，然后就会看见一个红灯亮着“有人“，这时候B，C和机智的你都在等待。当A出来后，B进去不到20s就出来了。然后进去了C，然后你就苦苦的在等待，一直在观察这什么时候红灯熄灭，这让机智的你等待了10min, 然后机智的你进去就10s搞定。好了关于生活的例子说完了，再回到spin_lock中。

可以将厕所当作临界区。A， B， C， 机智的你是四个cpu， 红灯是临界区时候有cpu进入状态。 
当A进入临界区（厕所），然后就会将进入状态修改为忙（红灯亮），然后B，C以及机智的你都会判断当前状态，如果是忙，就等待，不忙就让B先进去，B进入之后同样的操作。

spin_lock早期代码分析

因为spin_lock在ARM平台上的实现策略发生过变化，所以先分析以前版本2.6.18的spin_lock。

主要是以SMP系统分析，后面会稍带分析UP系统。

----------------------------------------------------------
#define spin_lock(lock)         _spin_lock(lock)


--------------------------------------------------------
void __lockfunc _spin_lock(spinlock_t *lock)
{
    preempt_disable();
    spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 0, _RET_IP_);
    _raw_spin_lock(lock);
}
   
   
   
   

    
    
    
    
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其中preempt_disable()是用来关闭掉抢占的。如果系统中打开了CONFIG_PREEMPT该选项的话，就是用来关闭系统的抢占，如果没有开启相当于什么都没干，只是为了统一代码。至于这里为什么需要关闭抢占，在后面会说。

spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 0, _RET_IP_);
   
   
   
   

    
    
    
    
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这段代码使用来调试使用的，没有系统没有开启CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC配置的话，这样代码也相当于什么都没干。继续往下。

define _raw_spin_lock(lock)     __raw_spin_lock(&(lock)->raw_lock)

static inline void __raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock)
{
    unsigned long tmp;

    __asm__ __volatile__(
"1: ldrex   %0, [%1]\n"
"   teq %0, #0\n"
"   strexeq %0, %2, [%1]\n"
"   teqeq   %0, #0\n"
"   bne 1b"
    : "=&r" (tmp)
    : "r" (&lock->lock), "r" (1)
    : "cc");

    smp_mb();
}
   
   
   
   

    
    
    
    
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回头看看spinlock_t变量的定义：

typedef struct {
    raw_spinlock_t raw_lock;
} spinlock_t;

typedef struct {
    volatile unsigned int lock;
} raw_spinlock_t;
   
   
   
   

    
    
    
    
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通过层层的调用，最后spinlock_t就是一个volatile unsigned int型变量。

汇编代码	C语言	解释
1: ldrex %0, [%1]	tmp=lock->lock	读取lock的状态赋值给tmp
teq %0, #0	if(tmp == 0)	判断lock的状态是否为0。如果是0说明可以获得锁；如果不为0，说明自旋锁处于上锁状态，不能访问，执行bne 1b指令，跳到标号1处不停执行。
strexeq %0, %2, [%1]	lock->lock=1	使用常量1来更新锁的状态，并将执行结果放入到tmp中
teqeq %0, #0	if(tmp == 0)	用来判断tmp是否为0，如果为0，表明更新锁的状态成功；如果不为0表明锁的状态没哟更新成功，执行”bne 1b”，跳转到标号1继续执行。

早期spin_lock存在的不公平性

还是回到火车上上厕所的故事中，某天早上去上厕所，发现有一大堆的人都在排队。但是进去厕所的人已经进去了半个小时，后面的人已经开始等待不急了，有的谩骂起来，有人大喊憋不住了，机智你的刚好肚子疼，快憋不住了。刚好排在第一位是你的媳妇，然后你就插队立马上了厕所。你出来后，接着是你儿子，然后你全家。后面的人就一直等待了1个小时终于进入了厕所。

将这个现象转移到程序中就是，在现代多核的cpu中，因为每个cpu都有chach的存在，导致不需要去访问主存获取lock，所以当当前获取lock的cpu，释放锁后，使其他cpu的cache都失效，然后释放的锁在下一次就比较容易进入临界去，导致出现了不公平。

ticket机制原理

先看最新的spin_lock的结构体定义：

typedef struct spinlock {
        struct raw_spinlock rlock;
} spinlock_t;

typedef struct raw_spinlock {
    arch_spinlock_t raw_lock;
} raw_spinlock_t;

typedef struct {
    union {
        u32 slock;
        struct __raw_tickets {
#ifdef __ARMEB__
            u16 next;
            u16 owner;
#else
            u16 owner;
            u16 next;
#endif
        } tickets;
    };
} arch_spinlock_t;
   
   
   
   

    
    
    
    
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在分析代码之前，还需要解释一下tickets中的owner和next的含义。详细可见提交： 
546c2896a42202dbc7d02f7c6ec9948ac1bf511b

因为有cache的作用，导致本次释放lock的cpu在下一次就可以更快的获取锁。所以在ARMv6上引入了”票”算法来保证每个cpu都是像“FIFO“访问临界区。

还是说回到火车上厕所的事件，还是早上排队上厕所。这时候好多人都插队，导致没有熟人的人一直上不了厕所，于是火车管理员（虚拟的，只是为了讲解原理而已）出现了。火车管理员说“从现在开始不准插队，我来监督，所有人排位一队“。管理员站在厕所门口，让大家都按次序排队上厕所，这时候就没有人插队了。

将这个事件转移到程序中的ticket中。刚开始的时候临界区没有cpu进入，状态是空闲的。next和owner的值都是0，当cpu1进入临界区后。将next++, 当cpu1从临界区域执行完后，将owner++。这时候next和owner都为1,说明临界区没有cpu进入。这时候cpu2进入临界区，将next++, 然后cpu2好像干的活比较多，当cpu3进来后，next++，这时候next已经是3了，当cpu2执行完毕后，owner++，owner的值变为2, 表示让cpu2进入临界区，这就保障了各个cpu之间都是先来后到的执行。

ARM32 上spin_lock代码实现

static inline void arch_spin_lock(arch_spinlock_t *lock)
{
    unsigned long tmp;
    u32 newval;
    arch_spinlock_t lockval;

    prefetchw(&lock->slock);
    __asm__ __volatile__(
"1: ldrex   %0, [%3]\n"
"   add %1, %0, %4\n"
"   strex   %2, %1, [%3]\n"
"   teq %2, #0\n"
"   bne 1b"
    : "=&r" (lockval), "=&r" (newval), "=&r" (tmp)
    : "r" (&lock->slock), "I" (1 << TICKET_SHIFT)
    : "cc");

    while (lockval.tickets.next != lockval.tickets.owner) {
        wfe();
        lockval.tickets.owner = ACCESS_ONCE(lock->tickets.owner);
    }
    smp_mb();
}
   
   
   
   

    
    
    
    
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汇编	C语言	解释
1: ldrex %0, [%3]	lockval = lock	读取锁的值赋值给lockval
add %1, %0, %4	newval = lockval + (1 << 16)	将next++之后的值存在newval中
strex %2, %1, [%3]	lock = newval	将新的值存在lock中，将是否成功结果存入在tmp中
teq %2, #0	if(tmp == 0)	判断上条指令是否成功，如果不成功执行”bne 1b”跳到标号1执行

while (lockval.tickets.next != lockval.tickets.owner) {
    wfe();
    lockval.tickets.owner = ACCESS_ONCE(lock->tickets.owner);
}
   
   
   
   

    
    
    
    
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当tickets中的next和owner不相等的时候，说明临界区在忙， 需要等待。然后cpu会执行wfe指令。当其他cpu忙完之后，会更新owner的值，如果owner的值如果与next值相同，那到next号的cpu执行。

ARM64 上spin_lock代码实现

static inline void arch_spin_lock(arch_spinlock_t *lock)
{
    unsigned int tmp;
    arch_spinlock_t lockval, newval;

    asm volatile(
    /* Atomically increment the next ticket. */
"   prfm    pstl1strm, %3\n"
"1: ldaxr   %w0, %3\n"
"   add %w1, %w0, %w5\n"
"   stxr    %w2, %w1, %3\n"
"   cbnz    %w2, 1b\n"
    /* Did we get the lock? */
"   eor %w1, %w0, %w0, ror #16\n"
"   cbz %w1, 3f\n"
    /*
     * No: spin on the owner. Send a local event to avoid missing an
     * unlock before the exclusive load.
     */
"   sevl\n"
"2: wfe\n"
"   ldaxrh  %w2, %4\n"
"   eor %w1, %w2, %w0, lsr #16\n"
"   cbnz    %w1, 2b\n"
    /* We got the lock. Critical section starts here. */
"3:"
    : "=&r" (lockval), "=&r" (newval), "=&r" (tmp), "+Q" (*lock)
    : "Q" (lock->owner), "I" (1 << TICKET_SHIFT)
    : "memory");
}

   
   
   
   

    
    
    
    
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汇编	C语言	解释
prfm pstl1strm, %3	将lock变量读到cache,增加访问速度
1: ldaxr %w0, %3	lockval = lock	将lock的值赋值给lockval
add %w1, %w0, %w5	newval=lockval + (1 << 16)	将lock中的next++， 然后将结果赋值给newval
stxr %w2, %w1, %3	lock = newval	将newval赋值给lock，同时将是否设置成功结果存放到tmp
cbnz %w2, 1b	if（tmp != 0）goto 1	如果tmp不为0，跳到标号1执行
eor %w1, %w0, %w0, ror #16	if(next == owner)	判断next是否等于owner
cbz %w1, 3f	if(newval == 0)	进入临界区
2: wfe	自旋等待
ldaxrh %w2, %4	tmp = lock->owner	获取当前的Owner值存放在tmp中
eor %w1, %w2, %w0, lsr #16	if(next == owner)	判断next是否等于owner
cbnz %w1, 2b	如果不等跳到标号2自旋，负责进入临界区域

ARM64 上spin_unlock代码实现

static inline void arch_spin_unlock(arch_spinlock_t *lock)
{
    asm volatile(
"   stlrh   %w1, %0\n"
    : "=Q" (lock->owner)
    : "r" (lock->owner + 1)
    : "memory");
}
   
   
   
   

    
    
    
    
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解锁的操作相对简单，就是给owner执行加1的操作。

读写锁rwlock

http://blog.csdn.net/longwang155069/article/details/52211024

读写锁引入

在前面小节分析了spin_lock的实现，可以知道spin_lock只允许一个thread进入临界区，而且对进入临界区中的操作不做细分。但是在实际中，对临界区的操作分为读和写。如果按照spin_lock的实现，当多个read thread都想进入临界区读取的时候，这时候只有一个read thread进入到临界区，这样效率和性能明显下降。所以就针对某些操作read thread占绝大多数的情况下，提出了读写锁的概念。

读写锁的基本原理

加锁操作

• 假设当前临界区没有任何进程，这时候read进程或者write进程都可以进来，但是只能是其一
• 如果当前临界区只有一个read进程，这时候任意的read进程都可以进入，但是write进程不能进入
• 如果当前临界区只有一个write进程，这时候任何read/write进程都无法进入。只能自旋等待
• 如果当前当前临界区有好多个read进程，同时read进程依然还会进入，这时候进入的write进程只能等待。直到临界区一个read进程都没有，才可进入

解锁操作

• 如果在read进程离开临界区的时候，需要根据情况决定write进程是否需要进入。只有当临界区没有read进程了，write进程方可进入。
• 如果在write进程离开临界区的时候，无论write进程或者read进程都可进入临界区，因为write进程是排它的。

读写锁的定义

 typedef struct {
     arch_rwlock_t raw_lock;
 } rwlock_t;

 typedef struct {
     volatile unsigned int lock;
 } arch_rwlock_t;

可以看到读写锁与spin_lock的定义最终相同，只是名字不同罢了。

读写锁API

加锁API

1. read_lock(lock)/write_lock(lock)                                                               #获取指定的锁
   
2. read_trylock(lock)/write_trylock(lock)                                                       #尝试获取锁，如果失败不spin，直接返回
   
3. read_lock_irq(lock)/write_lock_irq(lock)                                                   #获取指定的锁，同时关掉本地cpu中断
   
4. read_lock_irqsave(lock, flags)/write_lock_irqsave(lock, flags)                #保存本地cpu的irq标志，然后关掉cpu中断，获取指定锁
5. read_lock_bh(lock)/read_lock_bh(lock)                                                   #获取指定的锁，同时关掉中断下半部(bottom half)
   

解锁API

1. read_unlock(lock)/write_unlock(lock)                                                      #释放指定的锁
   
2. read_unlock_irq(lock)/write_unlock_irq(lock)                                          #释放指定的锁，同时使能cpu中断
   
3. read_unlock_irqrestore/write_unlock_irqrestore                                     #释放锁，同时使能cpu中断，恢复cpu的标识
   
4. read_unlock_bh/write_unlock_bh                                                            #释放锁，同时使能cpu中断的下半部
   

读写锁的实现

写入者加锁操作：

 /*
  * Write lock implementation.
  *
  * Write locks set bit 31. Unlocking, is done by writing 0 since the lock is
  * exclusively held.
  *
  * The memory barriers are implicit with the load-acquire and store-release
  * instructions.
  */

 static inline void arch_write_lock(arch_rwlock_t *rw)
 {
     unsigned int tmp;

     asm volatile(
     "   sevl\n"
     "1: wfe\n"
     "2: ldaxr   %w0, %1\n"
     "   cbnz    %w0, 1b\n"
     "   stxr    %w0, %w2, %1\n"
     "   cbnz    %w0, 2b\n"
     : "=&r" (tmp), "+Q" (rw->lock)
     : "r" (0x80000000)
     : "memory");
 }

通过注释： write操作的上锁操作是给bit31写1， 解锁操作就是给bit31写0

 "   sevl\n"
 "1: wfe\n"

使cpu进入低功耗模式

 2:  ldaxr   %w0, %1\n

读取锁的值，赋值给tmp变量

 cbnz    %w0, 1b

如果tmp的值不为0， 跳转到标号1重新执行。不等于0说明有read/write进程正在持有锁，所以需要进入低功耗等待。

 stxr    %w0, %w2, %1

将锁的bit31设置为1， 然后将设置结果放入tmp中。

 cbnz    %w0, 2b

如果tmp的值不为0，说明上条指令执行失败，跳转到标号2继续执行。

可以看到，对于wirte操作，只要临界区有read/write进程存在，就需要自旋等待，直到临界区没有任何进程存在。

写入者解锁操作：

 static inline void arch_write_unlock(arch_rwlock_t *rw)
 {
     asm volatile(
     "   stlr    %w1, %0\n"
     : "=Q" (rw->lock) : "r" (0) : "memory");
 }

写操作很简单，就是将锁的值全部清为0而已。

读取者加锁操作：

 /*
  * Read lock implementation.
  *
  * It exclusively loads the lock value, increments it and stores the new value
  * back if positive and the CPU still exclusively owns the location. If the
  * value is negative, the lock is already held.
  *
  * During unlocking there may be multiple active read locks but no write lock.
  *
  * The memory barriers are implicit with the load-acquire and store-release
  * instructions.
  */
 static inline void arch_read_lock(arch_rwlock_t *rw)
 {
     unsigned int tmp, tmp2;

     asm volatile(
     "   sevl\n"
     "1: wfe\n"
     "2: ldaxr   %w0, %2\n"
     "   add %w0, %w0, #1\n"
     "   tbnz    %w0, #31, 1b\n"
     "   stxr    %w1, %w0, %2\n"
     "   cbnz    %w1, 2b\n"
     : "=&r" (tmp), "=&r" (tmp2), "+Q" (rw->lock)
     :
     : "memory");
 }

读取者进入临界区先要判断是否有write进程在临界区，如果有必须自旋。如果没有，则可以进入临界区。

 2:  ldaxr   %w0, %2

读取锁的值，赋值给tmp变量。

 add %w0, %w0, #1

将tmp的值加1， 然后将结果放入tmp中。

 tbnz    %w0, #31, 1b

判断tmp[31]是否等于0，不等于0也就是说write进程在临界区，需要自旋等待，跳到标号1继续。

 stxr    %w1, %w0, %2

将tmp的值复制给lock，然后将结果放入tmp2中。

 cbnz    %w1, 2b

判断tmp2是否等于0，不等于0就跳到标号2继续。

可以看到read操作需要先判断临界区是否有write进程存在，如果有就需要自旋。

读取者解锁操作：

 static inline void arch_read_unlock(arch_rwlock_t *rw)
 {
     unsigned int tmp, tmp2;

     asm volatile(
     "1: ldxr    %w0, %2\n"
     "   sub %w0, %w0, #1\n"
     "   stlxr   %w1, %w0, %2\n"
     "   cbnz    %w1, 1b\n"
     : "=&r" (tmp), "=&r" (tmp2), "+Q" (rw->lock)
     :
     : "memory");
 }

读取者退出临界区只需要将锁的值减1即可。

 1:  ldxr    %w0, %2

读取锁的值，复制给tmp

 sub %w0, %w0, #1

将tmp的值减去1，同时将结果放入到tmp中

 stlxr   %w1, %w0, %2

将tmp的值复制给lock，然后将结果存放到tmp2

 cbnz    %w1, 1b

如果tmp2的值不为0，就跳转到标号1继续执行。

小节

从上面的定义可知，lock的是一个unsigned int的32位数。 0-32bit用来表示read thread counter, 31bit用来表示write therad counter。 这样设计是因为write进程每次进入临界区只能有一个，所以一个bit就可以。剩余的31bit位全部给read therad使用。

从概率上将，当一个进程试图去写时，成功获得锁的几率要远小于读进程概率。所以在一个读写相互依赖的系统中，这种设计会导致读取者饥饿，也就是没有数据可读。所以读写锁使用的系统就是读操作占用绝大多数，这样读写操作就比以前的spin lock大大提升效率和性能。