Linux内核同步 - spin_lock

一、前言

在linux kernel的实现中，经常会遇到这样的场景：共享数据被中断上下文和进程上下文访问，该如何保护呢？如果只有进程上下文的访问，那`么可以考虑使用semaphore或者mutex的锁机制，但是现在中断上下文也参和进来，那些可以导致睡眠的lock就不能使用了，这时候，可以考虑使用spin lock。本文主要介绍了linux kernel中的spin lock的原理以及代码实现。由于spin lock是architecture dependent代码，因此，我们在第四章讨论了ARM32和ARM64上的实现细节。

注：本文需要进程和中断处理的基本知识作为支撑。

二、工作原理

1、spin lock的特点

我们可以总结spin lock的特点如下：

（1）spin lock是一种死等的锁机制。当发生访问资源冲突的时候，可以有两个选择：一个是死等，一个是挂起当前进程，调度其他进程执行。spin lock是一种死等的机制，当前的执行thread会不断的重新尝试直到获取锁进入临界区。

（2）只允许一个thread进入。semaphore可以允许多个thread进入，spin lock不行，一次只能有一个thread获取锁并进入临界区，其他的thread都是在门口不断的尝试。

（3）执行时间短。由于spin lock死等这种特性，因此它使用在那些代码不是非常复杂的临界区（当然也不能太简单，否则使用原子操作或者其他适用简单场景的同步机制就OK了），如果临界区执行时间太长，那么不断在临界区门口“死等”的那些thread是多么的浪费CPU啊（当然，现代CPU的设计都会考虑同步原语的实现，例如ARM提供了WFE和SEV这样的类似指令，避免CPU进入busy loop的悲惨境地）

（4）可以在中断上下文执行。由于不睡眠，因此spin lock可以在中断上下文中适用。

2、 场景分析

对于spin lock，其保护的资源可能来自多个CPU CORE上的进程上下文和中断上下文的中的访问，其中，进程上下文包括：用户进程通过系统调用访问，内核线程直接访问，来自workqueue中work function的访问（本质上也是内核线程）。中断上下文包括：HW interrupt context（中断handler）、软中断上下文（soft irq，当然由于各种原因，该softirq被推迟到softirqd的内核线程中执行的时候就不属于这个场景了，属于进程上下文那个分类了）、timer的callback函数（本质上也是softirq）、tasklet（本质上也是softirq）。

先看最简单的单CPU上的进程上下文的访问。如果一个全局的资源被多个进程上下文访问，这时候，内核如何交错执行呢？对于那些没有打开preemptive选项的内核，所有的系统调用都是串行化执行的，因此不存在资源争抢的问题。如果内核线程也访问这个全局资源呢？本质上内核线程也是进程，类似普通进程，只不过普通进程时而在用户态运行、时而通过系统调用陷入内核执行，而内核线程永远都是在内核态运行，但是，结果是一样的，对于non-preemptive的linux kernel，只要在内核态，就不会发生进程调度，因此，这种场景下，共享数据根本不需要保护（没有并发，谈何保护呢）。如果时间停留在这里该多么好，单纯而美好，在继续前进之前，让我们先享受这一刻。

当打开premptive选项后，事情变得复杂了，我们考虑下面的场景：

（1）进程A在某个系统调用过程中访问了共享资源R

（2）进程B在某个系统调用过程中也访问了共享资源R

会不会造成冲突呢？假设在A访问共享资源R的过程中发生了中断，中断唤醒了沉睡中的，优先级更高的B，在中断返回现场的时候，发生进程切换，B启动执行，并通过系统调用访问了R，如果没有锁保护，则会出现两个thread进入临界区，导致程序执行不正确。OK，我们加上spin lock看看如何：A在进入临界区之前获取了spin lock，同样的，在A访问共享资源R的过程中发生了中断，中断唤醒了沉睡中的，优先级更高的B，B在访问临界区之前仍然会试图获取spin lock，这时候由于A进程持有spin lock而导致B进程进入了永久的spin……怎么破？linux的kernel很简单，在A进程获取spin lock的时候，禁止本CPU上的抢占（上面的永久spin的场合仅仅在本CPU的进程抢占本CPU的当前进程这样的场景中发生）。如果A和B运行在不同的CPU上，那么情况会简单一些：A进程虽然持有spin lock而导致B进程进入spin状态，不过由于运行在不同的CPU上，A进程会持续执行并会很快释放spin lock，解除B进程的spin状态。

多CPU core的场景和单核CPU打开preemptive选项的效果是一样的，这里不再赘述。

我们继续向前分析，现在要加入中断上下文这个因素。访问共享资源的thread包括：

（1）运行在CPU0上的进程A在某个系统调用过程中访问了共享资源R

（2）运行在CPU1上的进程B在某个系统调用过程中也访问了共享资源R

（3）外设P的中断handler中也会访问共享资源R

在这样的场景下，使用spin lock可以保护访问共享资源R的临界区吗？我们假设CPU0上的进程A持有spin lock进入临界区，这时候，外设P发生了中断事件，并且调度到了CPU1上执行，看起来没有什么问题，执行在CPU1上的handler会稍微等待一会CPU0上的进程A，等它立刻临界区就会释放spin lock的，但是，如果外设P的中断事件被调度到了CPU0上执行会怎么样？CPU0上的进程A在持有spin lock的状态下被中断上下文抢占，而抢占它的CPU0上的handler在进入临界区之前仍然会试图获取spin lock，悲剧发生了，CPU0上的P外设的中断handler永远的进入spin状态，这时候，CPU1上的进程B也不可避免在试图持有spin lock的时候失败而导致进入spin状态。为了解决这样的问题，linux kernel采用了这样的办法：如果涉及到中断上下文的访问，spin lock需要和禁止本CPU上的中断联合使用。

linux kernel中提供了丰富的bottom half的机制，虽然同属中断上下文，不过还是稍有不同。我们可以把上面的场景简单修改一下：外设P不是中断handler中访问共享资源R，而是在的bottom half中访问。使用spin lock+禁止本地中断当然是可以达到保护共享资源的效果，但是使用牛刀来杀鸡似乎有点小题大做，这时候disable bottom half就OK了。

最后，我们讨论一下中断上下文之间的竞争。同一种中断handler之间在uni core和multi core上都不会并行执行，这是linux kernel的特性。如果不同中断handler需要使用spin lock保护共享资源，对于新的内核（不区分fast handler和slow handler），所有handler都是关闭中断的，因此使用spin lock不需要关闭中断的配合。bottom half又分成softirq和tasklet，同一种softirq会在不同的CPU上并发执行，因此如果某个驱动中的sofirq的handler中会访问某个全局变量，对该全局变量是需要使用spin lock保护的，不用配合disable CPU中断或者bottom half。tasklet更简单，因为同一种tasklet不会多个CPU上并发，具体我就不分析了，大家自行思考吧。

三、通用代码实现

1、文件整理

和体系结构无关的代码如下：

（1）include/linux/spinlock_types.h。这个头文件定义了通用spin lock的基本的数据结构（例如spinlock_t）和如何初始化的接口（DEFINE_SPINLOCK）。这里的“通用”是指不论SMP还是UP都通用的那些定义。

（2）include/linux/spinlock_types_up.h。这个头文件不应该直接include，在include/linux/spinlock_types.h文件会根据系统的配置（是否SMP）include相关的头文件，如果UP则会include该头文件。这个头文定义UP系统中和spin lock的基本的数据结构和如何初始化的接口。当然，对于non-debug版本而言，大部分struct都是empty的。

（3）include/linux/spinlock.h。这个头文件定义了通用spin lock的接口函数声明，例如spin_lock、spin_unlock等，使用spin lock模块接口API的驱动模块或者其他内核模块都需要include这个头文件。

（4）include/linux/spinlock_up.h。这个头文件不应该直接include，在include/linux/spinlock.h文件会根据系统的配置（是否SMP）include相关的头文件。这个头文件是debug版本的spin lock需要的。

（5）include/linux/spinlock_api_up.h。同上，只不过这个头文件是non-debug版本的spin lock需要的

（6）linux/spinlock_api_smp.h。SMP上的spin lock模块的接口声明

（7）kernel/locking/spinlock.c。SMP上的spin lock实现。

头文件有些凌乱，我们对UP和SMP上spin lock头文件进行整理：

UP需要的头文件
linux/spinlock_type_up.h:
linux/spinlock_types.h:
linux/spinlock_up.h:
linux/spinlock_api_up.h:
linux/spinlock.h

SMP需要的头文件
asm/spinlock_types.h
linux/spinlock_types.h:
asm/spinlock.h
linux/spinlock_api_smp.h:
linux/spinlock.h

2、数据结构

根据第二章的分析，我们可以基本可以推断出spin lock的实现。首先定义一个spinlock_t的数据类型，其本质上是一个整数值（对该数值的操作需要保证原子性），该数值表示spin lock是否可用。初始化的时候被设定为1。当thread想要持有锁的时候调用spin_lock函数，该函数将spin lock那个整数值减去1，然后进行判断，如果等于0，表示可以获取spin lock，如果是负数，则说明其他thread的持有该锁，本thread需要spin。

内核中的spinlock_t的数据类型定义如下：

typedef struct spinlock {
struct raw_spinlock rlock;
} spinlock_t;

typedef struct raw_spinlock {
arch_spinlock_t raw_lock;
} raw_spinlock_t;

由于各种原因（各种锁的debug、锁的validate机制，多平台支持什么的），spinlock_t的定义没有那么直观，为了让事情简单一些，我们去掉那些繁琐的成员。struct spinlock中定义了一个struct raw_spinlock的成员，为何会如此呢？好吧，我们又需要回到kernel历史课本中去了。在旧的内核中（比如我熟悉的linux 2.6.23内核），spin lock的命令规则是这样：

通用（适用于各种arch）的spin lock使用spinlock_t这样的type name，各种arch定义自己的struct raw_spinlock。听起来不错的主意和命名方式，直到linux realtime tree（PREEMPT_RT）提出对spinlock的挑战。real time linux是一个试图将linux kernel增加硬实时性能的一个分支（你知道的，linux kernel mainline只是支持soft realtime），多年来，很多来自realtime branch的特性被merge到了mainline上，例如：高精度timer、中断线程化等等。realtime tree希望可以对现存的spinlock进行分类：一种是在realtime kernel中可以睡眠的spinlock，另外一种就是在任何情况下都不可以睡眠的spinlock。分类很清楚但是如何起名字？起名字绝对是个技术活，起得好了事半功倍，可维护性好，什么文档啊、注释啊都素那浮云，阅读代码就是享受，如沐春风。起得不好，注定被后人唾弃，或者拖出来吊打（这让我想起给我儿子起名字的那段不堪回首的岁月……）。最终，spin lock的命名规范定义如下：

（1）spinlock，在rt linux（配置了PREEMPT_RT）的时候可能会被抢占（实际底层可能是使用支持PI（优先级翻转）的mutext）。

（2）raw_spinlock，即便是配置了PREEMPT_RT也要顽强的spin

（3）arch_spinlock，spin lock是和architecture相关的，arch_spinlock是architecture相关的实现

对于UP平台，所有的arch_spinlock_t都是一样的，定义如下：

typedef struct { } arch_spinlock_t;

什么都没有，一切都是空啊。当然，这也符合前面的分析，对于UP，即便是打开的preempt选项，所谓的spin lock也不过就是disable preempt而已，不需定义什么spin lock的变量。

对于SMP平台，这和arch相关，我们在下一节描述。

3、spin lock接口API

我们整理spin lock相关的接口API如下：

接口API的类型 spinlock中的定义 raw_spinlock的定义
定义spin lock并初始化 DEFINE_SPINLOCK DEFINE_RAW_SPINLOCK
动态初始化spin lock spin_lock_init raw_spin_lock_init
获取指定的spin lock spin_lock raw_spin_lock
获取指定的spin lock同时disable本CPU中断 spin_lock_irq raw_spin_lock_irq
保存本CPU当前的irq状态，disable本CPU中断并获取指定的spin lock spin_lock_irqsave raw_spin_lock_irqsave
获取指定的spin lock同时disable本CPU的bottom half spin_lock_bh raw_spin_lock_bh
释放指定的spin lock spin_unlock raw_spin_unlock
释放指定的spin lock同时enable本CPU中断 spin_unlock_irq raw_spin_unock_irq
释放指定的spin lock同时恢复本CPU的中断状态 spin_unlock_irqstore raw_spin_unlock_irqstore
获取指定的spin lock同时enable本CPU的bottom half spin_unlock_bh raw_spin_unlock_bh
尝试去获取spin lock，如果失败，不会spin，而是返回非零值 spin_trylock raw_spin_trylock
判断spin lock是否是locked，如果其他的thread已经获取了该lock，那么返回非零值，否则返回0 spin_is_locked raw_spin_is_locked

在具体的实现面，我们不可能把每一个接口函数的代码都呈现出来，我们选择最基础的spin_lock为例子，其他的读者可以自己阅读代码来理解。

spin_lock的代码如下：

static inline void spin_lock(spinlock_t *lock)
{
raw_spin_lock(&lock->rlock);
}

当然，在linux mainline代码中，spin_lock和raw_spin_lock是一样的，在realtime linux patch中，spin_lock应该被换成可以sleep的版本，当然具体如何实现我没有去看（也许直接使用了Mutex，毕竟它提供了优先级继承特性来解决了优先级翻转的问题），有兴趣的读者可以自行阅读，我们这里重点看看（本文也主要focus这个主题）真正的，不睡眠的spin lock，也就是是raw_spin_lock，代码如下：

#define raw_spin_lock(lock) _raw_spin_lock(lock)

UP中的实现：

#define _raw_spin_lock(lock) __LOCK(lock)

#define __LOCK(lock) \
do { preempt_disable(); ___LOCK(lock); } while (0)

SMP的实现：

void __lockfunc _raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock)
{
__raw_spin_lock(lock);
}

static inline void __raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock)
{
preempt_disable();
spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 0, RET_IP);
LOCK_CONTENDED(lock, do_raw_spin_trylock, do_raw_spin_lock);
}

UP中很简单，本质上就是一个preempt_disable而已，和我们在第二章中分析的一致。SMP中稍显复杂，preempt_disable当然也是必须的，spin_acquire可以略过，这是和运行时检查锁的有效性有关的，如果没有定义CONFIG_LOCKDEP其实就是空函数。如果没有定义CONFIG_LOCK_STAT（和锁的统计信息相关），LOCK_CONTENDED就是调用do_raw_spin_lock而已，如果没有定义CONFIG_DEBUG_SPINLOCK，它的代码如下：

static inline void do_raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock) __acquires(lock)
{
__acquire(lock);
arch_spin_lock(&lock->raw_lock);
}

__acquire和静态代码检查相关，忽略之，最终实际的获取spin lock还是要靠arch相关的代码实现。

四、ARM平台的细节

代码位于arch/arm/include/asm/spinlock.h和spinlock_type.h，和通用代码类似，spinlock_type.h定义ARM相关的spin lock定义以及初始化相关的宏；spinlock.h中包括了各种具体的实现。

1、回忆过去

在分析新的spin lock代码之前，让我们先回到2.6.23版本的内核中，看看ARM平台如何实现spin lock的。和arm平台相关spin lock数据结构的定义如下（那时候还是使用raw_spinlock_t而不是arch_spinlock_t）：

typedef struct {
volatile unsigned int lock;
} raw_spinlock_t;

一个整数就OK了，0表示unlocked，1表示locked。配套的API包括__raw_spin_lock和__raw_spin_unlock。__raw_spin_lock会持续判断lock的值是否等于0，如果不等于0（locked）那么其他thread已经持有该锁，本thread就不断的spin，判断lock的数值，一直等到该值等于0为止，一旦探测到lock等于0，那么就设定该值为1，表示本thread持有该锁了，当然，这些操作要保证原子性，细节和exclusive版本的ldr和str（即ldrex和strexeq）相关，这里略过。立刻临界区后，持锁thread会调用__raw_spin_unlock函数是否spin lock，其实就是把0这个数值赋给lock。

这个版本的spin lock的实现当然可以实现功能，而且在没有冲突的时候表现出不错的性能，不过存在一个问题：不公平。也就是所有的thread都是在无序的争抢spin lock，谁先抢到谁先得，不管thread等了很久还是刚刚开始spin。在冲突比较少的情况下，不公平不会体现的特别明显，然而，随着硬件的发展，多核处理器的数目越来越多，多核之间的冲突越来越剧烈，无序竞争的spinlock带来的performance issue终于浮现出来，根据Nick Piggin的描述：

On an 8 core (2 socket) Opteron, spinlock unfairness is extremely noticable, with a userspace test having a difference of up to 2x runtime per thread, and some threads are starved or “unfairly” granted the lock up to 1 000 000 (!) times.

多么的不公平，有些可怜的thread需要饥饿的等待1000000次。本质上无序竞争从概率论的角度看应该是均匀分布的，不过由于硬件特性导致这么严重的不公平，我们来看一看硬件block：

lock

lock本质上是保存在main memory中的，由于cache的存在，当然不需要每次都有访问main memory。在多核架构下，每个CPU都有自己的L1 cache，保存了lock的数据。假设CPU0获取了spin lock，那么执行完临界区，在释放锁的时候会调用smp_mb invalide其他忙等待的CPU的L1 cache，这样后果就是释放spin lock的那个cpu可以更快的访问L1cache，操作lock数据，从而大大增加的下一次获取该spin lock的机会。

2、回到现在：arch_spinlock_t

ARM平台中的arch_spinlock_t定义如下（little endian）：

typedef struct {
union {
u32 slock;
struct __raw_tickets {
u16 owner;
u16 next;
} tickets;
};
} arch_spinlock_t;

本来以为一个简单的整数类型的变量就搞定的spin lock看起来没有那么简单，要理解这个数据结构，需要了解一些ticket-based spin lock的概念。如果你有机会去九毛九去排队吃饭（声明：不是九毛九的饭托，仅仅是喜欢面食而常去吃而已）就会理解ticket-based spin lock。大概是因为便宜，每次去九毛九总是无法长驱直入，门口的笑容可掬的靓女会给一个ticket，上面写着15号，同时会告诉你，当前状态是10号已经入席，11号在等待。

回到arch_spinlock_t，这里的owner就是当前已经入席的那个号码，next记录的是下一个要分发的号码。下面的描述使用普通的计算机语言和在九毛九就餐（假设九毛九只有一张餐桌）的例子来进行描述，估计可以让吃货更有兴趣阅读下去。最开始的时候，slock被赋值为0，也就是说owner和next都是0，owner和next相等，表示unlocked。当第一个个thread调用spin_lock来申请lock（第一个人就餐）的时候，owner和next相等，表示unlocked，这时候该thread持有该spin lock（可以拥有九毛九的唯一的那个餐桌），并且执行next++，也就是将next设定为1（再来人就分配1这个号码让他等待就餐）。也许该thread执行很快（吃饭吃的快），没有其他thread来竞争就调用spin_unlock了（无人等待就餐，生意惨淡啊），这时候执行owner++，也就是将owner设定为1（表示当前持有1这个号码牌的人可以就餐）。姗姗来迟的1号获得了直接就餐的机会，next++之后等于2。1号这个家伙吃饭巨慢，这是不文明现象（thread不能持有spin lock太久），但是存在。又来一个人就餐，分配当前next值的号码2，当然也会执行next++，以便下一个人或者3的号码牌。持续来人就会分配3、4、5、6这些号码牌，next值不断的增加，但是owner岿然不动，直到欠扁的1号吃饭完毕（调用spin_unlock），释放饭桌这个唯一资源，owner++之后等于2，表示持有2那个号码牌的人可以进入就餐了。

3、接口实现

同样的，这里也只是选择一个典型的API来分析，其他的大家可以自行学习。我们选择的是arch_spin_lock，其ARM32的代码如下：

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

prefetchw(&lock->slock);－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－（1） 
__asm__ __volatile__( 

“1: ldrex %0, [%3]\n”－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－（2）
" add %1, %0, %4\n"
" 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） 

}

（1）和preloading cache相关的操作，主要是为了性能考虑

（2）将slock的值保存在lockval这个临时变量中

（3）将spin lock中的next加一

（4）判断是否有其他的thread插入。更具体的细节参考Linux内核同步机制之（一）：原子操作中的描述

（5）判断当前spin lock的状态，如果是unlocked，那么直接获取到该锁

（6）如果当前spin lock的状态是locked，那么调用wfe进入等待状态。更具体的细节请参考ARM WFI和WFE指令中的描述。

（7）其他的CPU唤醒了本cpu的执行，说明owner发生了变化，该新的own赋给lockval，然后继续判断spin lock的状态，也就是回到step 5。

（8）memory barrier的操作，具体可以参考memory barrier中的描述。

arch_spin_lock函数ARM64的代码（来自4.1.10内核）如下：

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”－－－－－（A）－－－－－－－－－－－lockval = lock
" add %w1, %w0, %w5\n"－－－－－－－－－－－－－newval ＝ lockval + (1 << 16)，相当于next++
" stxr %w2, %w1, %3\n"－－－－－－－－－－－－－－lock ＝ newval
" cbnz %w2, 1b\n"－－－－－－－－－－－－－－是否有其他PE的执行流插入？有的话，重来。
/* Did we get the lock? /
" eor %w1, %w0, %w0, ror #16\n"－－lockval中的next域就是自己的号码牌，判断是否等于owner
" cbz %w1, 3f\n"－－－－－－－－－－－－－－－－如果等于，持锁进入临界区
/
* No: spin on the owner. Send a local event to avoid missing an
* unlock before the exclusive load.
/
" sevl\n"
“2: wfe\n”－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－否则进入spin
" ldaxrh %w2, %4\n"－－－－（A）－－－－－－－－－其他cpu唤醒本cpu，获取当前owner值
" eor %w1, %w2, %w0, lsr #16\n"－－－－－－－－－自己的号码牌是否等于owner？
" cbnz %w1, 2b\n"－－－－－－－－－－如果等于，持锁进入临界区，否者回到2，即继续spin
/ 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”);
}

基本的代码逻辑的描述都已经嵌入代码中，这里需要特别说明的有两个知识点：

（1）Load-Acquire/Store-Release指令的应用。Load-Acquire/Store-Release指令是ARMv8的特性，在执行load和store操作的时候顺便执行了memory barrier相关的操作，在spinlock这个场景，使用Load-Acquire/Store-Release指令代替dmb指令可以节省一条指令。上面代码中的（A）就标识了使用Load-Acquire指令的位置。Store-Release指令在哪里呢？在arch_spin_unlock中，这里就不贴代码了。Load-Acquire/Store-Release指令的作用如下：

   －Load-Acquire可以确保系统中所有的observer看到的都是该指令先执行，然后是该指令之后的指令（program order）再执行

   －Store-Release指令可以确保系统中所有的observer看到的都是该指令之前的指令（program order）先执行，Store-Release指令随后执行

（2）第二个知识点是关于在arch_spin_unlock代码中为何没有SEV指令？关于这个问题可以参考ARM ARM文档中的Figure B2-5，这个图是PE（n）的global monitor的状态迁移图。当PE（n）对x地址发起了exclusive操作的时候，PE（n）的global monitor从open access迁移到exclusive access状态，来自其他PE上针对x（该地址已经被mark for PE（n））的store操作会导致PE（n）的global monitor从exclusive access迁移到open access状态，这时候，PE（n）的Event register会被写入event，就好象生成一个event，将该PE唤醒，从而可以省略一个SEV的指令。

注：

（1）+表示在嵌入的汇编指令中，该操作数会被指令读取（也就是说是输入参数）也会被汇编指令写入（也就是说是输出参数）。
（2）=表示在嵌入的汇编指令中，该操作数会是write only的，也就是说只做输出参数。
（3）I表示操作数是立即数

spin_lock的分析文章Google一下有很多，这里只是分享一些关于spin_lock思考过的问题。

一、UP 下spin_lock的实现

UP的情况下，spin_lock本身并没有实现锁机制，相对应的spin_lock()只是禁用了内核抢占而已。如下代码：

//@include/linux/spinlock_api_up.h
#define _raw_spin_lock(lock) __LOCK(lock)

/*

• In the UP-nondebug case there’s no real locking going on, so the

• only thing we have to do is to keep the preempt counts and irq

• flags straight, to suppress compiler warnings of unused lock

• variables, and to add the proper checker annotations:
  */
  #define __LOCK(lock)
  do { preempt_disable(); __acquire(lock); (void)(lock); } while (0)
  #define preempt_disable()
  do {
  preempt_count_inc();
  barrier();
  } while (0)
  由以上代码可知，UP下spin_lock仅仅是禁用了内核抢占，而此时IRQ是可以正常触发的。那就先考虑tick中断——即，UP下，持有spin_lock的进程会被调度器切走么？

  1）UP下，spin_lock() 是不会失败的, 但spin_lock() 保护的临界代码还是需要一定时间执行的，这期间内核抢占被禁止，那当前进程有可能被切走么?

先假设CFS（先假设调度器用的是CFS）在禁止内核抢占的情况下不会将当前进程切走，那么，仅仅禁用内核抢占可以保证临界区代码不会被进程上下文重入；如果，CFS并不理会抢占计数，会强制剥夺当前进程的CPU使用权，那么就存在spin_lock()保护的临界区代码被进程上下文重入的问题。

2）再考虑，spin_lock() 临界区被中断上下文重入的问题。

以上两点，都不会造成死锁或者CPU Halt， 因为UP下spin_lock()没有进行锁等待，所以存在的就只是代码重入问题，也即，即便用spin_lock()进行保护，这段代码还是有被重入的可能。

那问题已经提出来了，就看看代码如何实现？先看CFS的周期调度代码，如下代码确认当前进程是否需要重新调度：

static void check_preempt_tick(struct cfs_rq *cfs_rq, struct sched_entity curr)
{
…
ideal_runtime = sched_slice(cfs_rq, curr);
/

• 计算该进程的预期运行时间：

*当cfs_rq中的运行进程不大于sched_nr_latency(8)时，各个进程的ideal_runtime是一个常量
*之所以是常量，是因为period是常量(sysctl_sched_latency=6000000)。
*当cfs_rq中的运行进程大于sched_nr_latency时，period = nr_running * sysctl_sched_min_granularity;
*其中，sysctl_sched_min_granularity是750000.
*ideal_runtime *= period * weight/load;
*/
if (delta_exec > ideal_runtime)
{
//delta_exec 实际运行的时间已经超过其预计运行时间，
//调用resched_task将该进程设置为TIF_NEED_RESCHED,即需要重新调度的；
resched_task(rq_of(cfs_rq)->curr);
//clear buddy cache??
//个人的理解是buddy的缓冲信息可能会影响CFS，使其优先选择有buddy缓冲
//的进程，更高效的利用缓冲。
clear_buddies(cfs_rq, curr);
return;
}
//如果运行时间小于sysctl_sched_min_granularity(最小执行时间)
//则直接返回，让当前继续执行。
if (delta_exec < sysctl_sched_min_granularity)
return;
se = __pick_first_entity(cfs_rq);
delta = curr->vruntime - se->vruntime;
//如果最左边的se并不处于饥渴等待状态。
//可能当前进程的没得到足够执行时间，或者当前进程的优先级比最左边se更高。
//这种情况下，直接返回，让当前进程接着跑。
if (delta < 0)
return;
//如果最左边的se的等待时间已经大于curr的ideal_runtime，表明处于CPU饥渴
//状态，则将当前task设置成TIF_NEED_RESCHED，触发调度；
if (delta > ideal_runtime)
resched_task(rq_of(cfs_rq)->curr);
}
由此可见，这里也只是设置了RESCHED FLAG，真正的调度工作还是交给了中断返回时的do_work_pending()，而我们知道内核抢占被禁用的情况下，当前进程是不会被切走的，即不会重新调度，所以第一个问题就澄清了，即进程上下文重入的问题是不会发生的。

接着，中断上下文是否会发生重入？考虑这样的情况：进程A陷入内核，获取spin_lock，正在执行临界区代码，被IRQ打断，且ISR中要获取同一个spin_lock，在UP下，ISR不会由于锁等待而halt住，中断返回后，进程A继续执行，就像什么都没发生过一样，但是这样就没有起到防止重入的作用，临界变量可能已经改变，而进程A却不知道。而这种情况，仔细想想除了禁用本地中断之外似乎没有什么办法可以避免了。

所以，在UP情况下，如果临界区有可能被ISR访问的话，那么就应该是用 spin_lock_irq() 而不是仅仅用 spin_lock() 了事。

二、SMP下 spin_lock 的实现

spin_lock 在SMP下实现肯定要比UP下复杂得多，看代码：

//@include/linux/spinlock_api_smp.h
static inline void __raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock)
{
preempt_disable();
spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 0, RET_IP);
LOCK_CONTENDED(lock, do_raw_spin_trylock, do_raw_spin_lock);
}
preempt_disable()不再解释，spin_acquire() 是sparse检查需要，用来检查死锁的，LOCK_CONTENDED是一个宏定义，先调用do_raw_spin_trylock()尝试获得锁，不等待，如果失败在调用do_raw_spin_lock() 忙等待unlock. do_row_spin_trylock()的代码不分析了，和do_raw_spin_lock()一样，只是不循环等待，直接看do_raw_spin_lock()代码：

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

asm volatile(
“1: ldrex %0, [%1]\n”
" teq %0, #0\n"
WFE(“ne”)
" strexeq %0, %2, [%1]\n"
" teqeq %0, #0\n"
" bne 1b"
: “=&r” (tmp)
: “r” (&lock->lock), “r” (1)
: “cc”);

smp_mb();
}
这段内嵌汇编首先检查lock->lock，如果等于0，就表明现在是unlock状态，就把lock->lock置位1，表示lock状态。这段汇编里边，关键的三个指令是：ldrex, strexeq, WFE, 前两个指令实现独占访问储存器，保证"读取-修改-写入”在芯片级是原子的，而WFE是wait for event， 和WFI类似，只是他可以被SEV指令唤醒，在spin_unlock()的时候，会发出SEV。

具体可以参见蜗蜗的文章：http://www.wowotech.net/armv8a_arch/wfe_wfi.html

了解SMP 平台下的spin_lock之后，还是那两个问题，进程上下文重入和中断上下文重入。第一个问题已经澄清，那第二个问题呢？重现之前的情景：进程A陷入内核，获取spin_lock，正在执行临界区代码，被本地IRQ打断，且ISR中要获取同一个spin_lock， 在SMP下，ISR就要调用WFE进入low-power-mode，这样持有锁的内核路径也得不到运行，所以无法释放锁资源，ISR也就只能一直WFE，本地CPU就这样挂掉了。当然，当IRQ在其他CPU上的时候，这种情况是不会发生的，另一个CPU为WFE直到本地CPU释放锁资源。

所以，这样又回到之前的解决办法，如果ISR有可能重入临界区，那么就应该使用 spin_lock_irq() 而非 spin_lock()。如果不这样使用，在UP下，临界数据将错乱，而在SMP下，CPU将死锁。