关于spin_lock使用过程中的一次问题定位
1、 问题描述
软硬件约束条件：
软件平台：linux 3.4.35的kernel版本
硬件平台：海思3518ev200芯片（ARM926@440Mhz）
问题现象：
报警主机向slic芯片每100ms发送一个cid报文（DTMF双频音），slic芯片检测到双频音后触发中断，中断函数做相关的处理，主要是读走双频音数据。偶现的问题是cid报文会丢失，导致异常。
2、 问题定位
首先cid报文丢失，哪里丢失的？是应用丢失了，还是驱动丢失的？这个相对好确定。在应用取报文的接口加打印就可以确认了，应用并没有丢失数据，而是驱动丢失了数据。
第二，确定是驱动丢失了数据，那是驱动丢失中断，还是检测到中断，后续没有处理呢？这里我们先插入一些题外话，关于linux中断处理，随着不同需求的发展，中断处理逐渐分为上下两半部处理机制。上半部处理耗时较少的任务，下半部处理耗时较长的任务。上半部的限制比较多些，最主要的是不能调用休眠的函数，因为中断没有上下文，休眠后，永远不能再次调度。至于下半部实现方式，目前大致有四种：
Tasklet、工作队列、软中断和线程化irq，（宋宝华 linux设备驱动开发详解第10章 中断与时钟 p230）有详细的描述，本例只做简单的描述。Tasklet执行上下文是软中断，不能休眠；工作队列，执行上下文是内核线程，可以调度和休眠；软中断方式，tasklet就是基于软中断方式实现的，驱动编写者不会也不宜直接使用softirq；最后一种是线程化处理方式，内核会为相应的中断分配一个相应的内核线程，上半部执行返回IRQ_WAKE_THREAD后，内核会调度对应线程执行thread_fn对应的函数。本例中使用的就是线程化的处理方式。
第三，确定在什么时候丢失的cid报文
在驱动上半部中增加一个计数字段，每来一次都自增，在下半部掉进去后打出此值，同时下半部中取cid报文处也计数，这里发现，当cid丢失时，上半部是增加了，但是下半部没有做取cid的动作。于是可以确认：1、中断没有丢失；2、下半部处理可能出问题了，它没有取cid报文。
第四、为什么没有取cid报文
咨询si32178厂商后，得知没有取报文的原因是芯片下半部处理时间过长，导致描述该dtmf音有效的字段已经失效（该字段只有在dtmf音持续触发时间内，字段才有效）dtmf音已经停止触发了。DTMF音持续的时间是50ms，也就是说，中断下半部在50ms里面都没有来取cid报文。
第五，初步解决方式
既然需要检测dtmf有效位后再去取cid报文，能不能不检测dtmf的有效位，直接取cid数据呢？咨询si32178厂商后说，也可以，风险点在于不知道dtmf数据会不会被下一个cid覆盖，前面说了cid是100ms触发一次，而检测dtmf音需要持续触发13.3ms以上，那如果122ms（极限时间）没有取数据，数据也会丢失。于是初步尝试的版本有了，不去检测cid数据的有效性，中断来了后，直接取走cid数据。测了一段时间后，cid丢失的问题又出现了，于是在中断上部加入时间，在下半部取数据的点上也加入时间，打出时间差，发现时间差确实有100ms以上的。
第六，为什么会有这么多的延时
从中断上半部到下半部获取cid数据，为什么会有100ms以上的延时，这意味者什么？这里我没有仔细的分析，而是盲目的尝试了上述中断下半部处理方式的tasklet和work队列，以及在下半部中增加定时器来取数据，结果还遗憾都是会丢cid的。当时我高度怀疑linux的调度出了问题，是下半部没有得到及时调度引起的，因为linux是非实时的系统，无论是tasklet和work队列，系统都是在合适的时间去调度。于是另一个尝试的做法出现了，既然怀疑调度，那为什么不所有的工作都放到上半部处理呢？
第七、上半部的版本
在精简了代码，把能做的操作尽量减少，能不加的锁去掉后，上半部处理所有工作的版本出来了，心想这下总没有问题了吧！测试的时候，确实坚持了很久，但是（凡是都怕但是）还是丢cid了。当时我心想，没有方法了，该试的方式我都试了，还是解决不了。不知道还能做什么，不知道问题到底出在哪里。
第八、再次分析
从上半部到下半部的执行时间超过100ms，这个是调度的问题？
Cpu主频440Mhz， 这是什么概念？一秒中执行4.4亿次单指令周期的命令，100ms可以做4400万次基本操作。再来看优先级，中断下半部的优先级可以理解为fifo 999的优先级，可以说除了中断就是这个线程取操作，而现在耽搁这么长的时间没有执行，基本不会是调度的问题，而是其他操作出问题了。那我们在中断下半部到底做了什么操作呢？我们读slic的寄存器去清中断，读取cid数据。那问题是否出在读slic芯片的寄存器清中断呢？我们是如何读寄存器呢？
第九、深入分析
读寄存器使用的是模拟的spi接口，先发送一个ctrl字，在发送addr，最后发送数据，这整个过程已经spin_lock锁保证操作的原子性，这里有一个问题：
模拟Spi这个资源是有竞争的：1、普通的ioctrl会使用； 2、中断也会使用。
我们使用的spin_lock来保护互斥资源，考虑如下情况：当线程A调用ioctrl，它拿到了spi的spin_lock锁，正在操作的时候，这时中断来了，线程A被打断。转而执行中断，中断中也是用模拟spi，也要去拿锁，这个时候，拿不到锁，忙等，等待线程A释放锁，但是线程A没有机会得到调度，死锁。从逻辑上讲，spin_lock保护spi模拟资源会导致死锁的，因为它保护不住，但是为什么没有死锁呢？很奇怪。那什么锁能保护住，不让中断过来抢资源呢？spin_lockirqsave
第十，又是一个测试版本
模拟的spi换掉spin_lock使用spin_lockirqsave锁保护后，又出了一个版本给同事测试，这个锁会关中断，线程A操作的时候，不会来中断，所以它可以保护的住互斥资源。终于，测试到现在没有丢cid报文了。但是有个问题不解，之前用spin_lock这把锁，如果锁不住，设备会宕机，为什么没有宕机呢？
第十一，深挖spin_lock
在给出spin_lockirqsave的版本后，到此cid丢失的问题已经解决。但是还有一个问题是不和逻辑的，spin_lock这把锁是锁不住模拟spi资源的，为什么没有死锁？这个时候，我想最好的方法就是看内核源码了，你会发现spin_lock是一个条件编译，内核配置不同，spin_lock的实现是不同的，我们这个版本spin_lock是啥都没有做。自然保护不住模拟spi通信的原子性。于是乎，又有一个问题，为什么spin_lock实现需要条件编译去控制,spin_lock是自璇锁，为什么实现会是空，啥都不做呢？这个问题要追溯到spin_lock的由来了。Spin_lock本来是用在SMP系统上的，例如我们有两个核，A和B，当中断来的时候，A和B都要在中断里访问临界资源S，这个时候怎么保护S呢？使用spin_lock，A核触发中断，首先拿到锁，在临界区执行，此时B核中断也触发了，它也去拿锁，这个时候B拿不到锁，于是乎，它自璇在这里等待，独占B核的cpu资源。终于A核做完所有事情，A核释放锁资源。这个时候，B核拿到锁可以继续执行了。而我们的系统是UP系统，单核的，所以理论上不需要spin_lock这个东西。故而，实现为空。但是具体的要看内核代码，有些是关了抢占的。一切以代码为准。
那么，针对中断和线程竞争资源该使用什么锁，内核做了一些其他spin_lock的变种：
Spin_lock/spin_unlock
Spin_lock_bh/spin_unlock_bh
Spin_lock_irq/spin_unlock_irq
Spin_lock_irqsave/spin_lock_irqrestore
详细的用法介绍可以参见:
https://blog.csdn.net/wh_19910525/article/details/11536279
https://www.cnblogs.com/aaronLinux/p/5890924.html
http://blog.csdn.net/electrombile/article/details/51289813
https://www.cnblogs.com/sky-heaven/p/5730113.html
3问题总结
表象的背后是我们追求的真相,真相的背后是我们追求的真知。真知才能进一步指导我们的行为逻辑。
计算机中每秒钟运行的指令以亿为单位，任何逻辑上有风险的点，哪怕概率是亿万分之一，那么跑到的概率也是极大的。就像丢cid报文一样，中断和普通ioctrl就是撞到了一起，没有保护模拟spi通信的原子性。这个概率发生的也不高，但是它就是实实在在的发生了。此次Debug的时间非常久，多次讨论，多次尝试，终于找到问题所在。
1、 那么问题能否避免在coding阶段呢？还是有可能的，养成严谨的逻辑，良好的代码习惯很重要。
2、 Debug的时间能否缩短，也是有可能的。不要太多的盲目尝试，多一些理性的分析，了解所用接口的特性
3、未完 待续……
软硬件约束条件：
软件平台：linux 3.4.35的kernel版本
硬件平台：海思3518ev200芯片（ARM926@440Mhz）
问题现象：
报警主机向slic芯片每100ms发送一个cid报文（DTMF双频音），slic芯片检测到双频音后触发中断，中断函数做相关的处理，主要是读走双频音数据。偶现的问题是cid报文会丢失，导致异常。
2、 问题定位
首先cid报文丢失，哪里丢失的？是应用丢失了，还是驱动丢失的？这个相对好确定。在应用取报文的接口加打印就可以确认了，应用并没有丢失数据，而是驱动丢失了数据。
第二，确定是驱动丢失了数据，那是驱动丢失中断，还是检测到中断，后续没有处理呢？这里我们先插入一些题外话，关于linux中断处理，随着不同需求的发展，中断处理逐渐分为上下两半部处理机制。上半部处理耗时较少的任务，下半部处理耗时较长的任务。上半部的限制比较多些，最主要的是不能调用休眠的函数，因为中断没有上下文，休眠后，永远不能再次调度。至于下半部实现方式，目前大致有四种：
Tasklet、工作队列、软中断和线程化irq，（宋宝华 linux设备驱动开发详解第10章 中断与时钟 p230）有详细的描述，本例只做简单的描述。Tasklet执行上下文是软中断，不能休眠；工作队列，执行上下文是内核线程，可以调度和休眠；软中断方式，tasklet就是基于软中断方式实现的，驱动编写者不会也不宜直接使用softirq；最后一种是线程化处理方式，内核会为相应的中断分配一个相应的内核线程，上半部执行返回IRQ_WAKE_THREAD后，内核会调度对应线程执行thread_fn对应的函数。本例中使用的就是线程化的处理方式。
第三，确定在什么时候丢失的cid报文
在驱动上半部中增加一个计数字段，每来一次都自增，在下半部掉进去后打出此值，同时下半部中取cid报文处也计数，这里发现，当cid丢失时，上半部是增加了，但是下半部没有做取cid的动作。于是可以确认：1、中断没有丢失；2、下半部处理可能出问题了，它没有取cid报文。
第四、为什么没有取cid报文
咨询si32178厂商后，得知没有取报文的原因是芯片下半部处理时间过长，导致描述该dtmf音有效的字段已经失效（该字段只有在dtmf音持续触发时间内，字段才有效）dtmf音已经停止触发了。DTMF音持续的时间是50ms，也就是说，中断下半部在50ms里面都没有来取cid报文。
第五，初步解决方式
既然需要检测dtmf有效位后再去取cid报文，能不能不检测dtmf的有效位，直接取cid数据呢？咨询si32178厂商后说，也可以，风险点在于不知道dtmf数据会不会被下一个cid覆盖，前面说了cid是100ms触发一次，而检测dtmf音需要持续触发13.3ms以上，那如果122ms（极限时间）没有取数据，数据也会丢失。于是初步尝试的版本有了，不去检测cid数据的有效性，中断来了后，直接取走cid数据。测了一段时间后，cid丢失的问题又出现了，于是在中断上部加入时间，在下半部取数据的点上也加入时间，打出时间差，发现时间差确实有100ms以上的。
第六，为什么会有这么多的延时
从中断上半部到下半部获取cid数据，为什么会有100ms以上的延时，这意味者什么？这里我没有仔细的分析，而是盲目的尝试了上述中断下半部处理方式的tasklet和work队列，以及在下半部中增加定时器来取数据，结果还遗憾都是会丢cid的。当时我高度怀疑linux的调度出了问题，是下半部没有得到及时调度引起的，因为linux是非实时的系统，无论是tasklet和work队列，系统都是在合适的时间去调度。于是另一个尝试的做法出现了，既然怀疑调度，那为什么不所有的工作都放到上半部处理呢？
第七、上半部的版本
在精简了代码，把能做的操作尽量减少，能不加的锁去掉后，上半部处理所有工作的版本出来了，心想这下总没有问题了吧！测试的时候，确实坚持了很久，但是（凡是都怕但是）还是丢cid了。当时我心想，没有方法了，该试的方式我都试了，还是解决不了。不知道还能做什么，不知道问题到底出在哪里。
第八、再次分析
从上半部到下半部的执行时间超过100ms，这个是调度的问题？
Cpu主频440Mhz， 这是什么概念？一秒中执行4.4亿次单指令周期的命令，100ms可以做4400万次基本操作。再来看优先级，中断下半部的优先级可以理解为fifo 999的优先级，可以说除了中断就是这个线程取操作，而现在耽搁这么长的时间没有执行，基本不会是调度的问题，而是其他操作出问题了。那我们在中断下半部到底做了什么操作呢？我们读slic的寄存器去清中断，读取cid数据。那问题是否出在读slic芯片的寄存器清中断呢？我们是如何读寄存器呢？
第九、深入分析
读寄存器使用的是模拟的spi接口，先发送一个ctrl字，在发送addr，最后发送数据，这整个过程已经spin_lock锁保证操作的原子性，这里有一个问题：
模拟Spi这个资源是有竞争的：1、普通的ioctrl会使用； 2、中断也会使用。
我们使用的spin_lock来保护互斥资源，考虑如下情况：当线程A调用ioctrl，它拿到了spi的spin_lock锁，正在操作的时候，这时中断来了，线程A被打断。转而执行中断，中断中也是用模拟spi，也要去拿锁，这个时候，拿不到锁，忙等，等待线程A释放锁，但是线程A没有机会得到调度，死锁。从逻辑上讲，spin_lock保护spi模拟资源会导致死锁的，因为它保护不住，但是为什么没有死锁呢？很奇怪。那什么锁能保护住，不让中断过来抢资源呢？spin_lockirqsave
第十，又是一个测试版本
模拟的spi换掉spin_lock使用spin_lockirqsave锁保护后，又出了一个版本给同事测试，这个锁会关中断，线程A操作的时候，不会来中断，所以它可以保护的住互斥资源。终于，测试到现在没有丢cid报文了。但是有个问题不解，之前用spin_lock这把锁，如果锁不住，设备会宕机，为什么没有宕机呢？
第十一，深挖spin_lock
在给出spin_lockirqsave的版本后，到此cid丢失的问题已经解决。但是还有一个问题是不和逻辑的，spin_lock这把锁是锁不住模拟spi资源的，为什么没有死锁？这个时候，我想最好的方法就是看内核源码了，你会发现spin_lock是一个条件编译，内核配置不同，spin_lock的实现是不同的，我们这个版本spin_lock是啥都没有做。自然保护不住模拟spi通信的原子性。于是乎，又有一个问题，为什么spin_lock实现需要条件编译去控制,spin_lock是自璇锁，为什么实现会是空，啥都不做呢？这个问题要追溯到spin_lock的由来了。Spin_lock本来是用在SMP系统上的，例如我们有两个核，A和B，当中断来的时候，A和B都要在中断里访问临界资源S，这个时候怎么保护S呢？使用spin_lock，A核触发中断，首先拿到锁，在临界区执行，此时B核中断也触发了，它也去拿锁，这个时候B拿不到锁，于是乎，它自璇在这里等待，独占B核的cpu资源。终于A核做完所有事情，A核释放锁资源。这个时候，B核拿到锁可以继续执行了。而我们的系统是UP系统，单核的，所以理论上不需要spin_lock这个东西。故而，实现为空。但是具体的要看内核代码，有些是关了抢占的。一切以代码为准。
那么，针对中断和线程竞争资源该使用什么锁，内核做了一些其他spin_lock的变种：
Spin_lock/spin_unlock
Spin_lock_bh/spin_unlock_bh
Spin_lock_irq/spin_unlock_irq
Spin_lock_irqsave/spin_lock_irqrestore
详细的用法介绍可以参见:
https://blog.csdn.net/wh_19910525/article/details/11536279
https://www.cnblogs.com/aaronLinux/p/5890924.html
http://blog.csdn.net/electrombile/article/details/51289813
https://www.cnblogs.com/sky-heaven/p/5730113.html
3问题总结
表象的背后是我们追求的真相,真相的背后是我们追求的真知。真知才能进一步指导我们的行为逻辑。
计算机中每秒钟运行的指令以亿为单位，任何逻辑上有风险的点，哪怕概率是亿万分之一，那么跑到的概率也是极大的。就像丢cid报文一样，中断和普通ioctrl就是撞到了一起，没有保护模拟spi通信的原子性。这个概率发生的也不高，但是它就是实实在在的发生了。此次Debug的时间非常久，多次讨论，多次尝试，终于找到问题所在。
1、 那么问题能否避免在coding阶段呢？还是有可能的，养成严谨的逻辑，良好的代码习惯很重要。
2、 Debug的时间能否缩短，也是有可能的。不要太多的盲目尝试，多一些理性的分析，了解所用接口的特性
3、未完 待续……