深入Linux内核之自旋锁spinlock_t机制

深度详解Linux内核网络结构及分布
epoll的具体实现与epoll线程安全，互斥锁，自旋锁，CAS，原子操作。

spinlock用在什么场景？

自旋锁用在临界区代码非常少的情况。

spinlock在使用时有什么注意事项？

• 临界区代码应该尽可能精简
• 不允许睡眠（会出现死锁）
• Need to have interrupts disabled when locked by ordinary threads, if
  shared by an interrupt handler。（会出现死锁）

spinlock是怎么实现的？

看一下源代码：

typedef struct raw_spinlock {
     
    arch_spinlock_t raw_lock;
#ifdef CONFIG_GENERIC_LOCKBREAK
    unsigned int break_lock;
#endif
#ifdef CONFIG_DEBUG_SPINLOCK
    unsigned int magic, owner_cpu;
    void *owner;
#endif
#ifdef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC
    struct lockdep_map dep_map;
#endif
} raw_spinlock_t;

typedef struct spinlock {
     
    union {
     
        struct raw_spinlock rlock;

#ifdef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC
# define LOCK_PADSIZE (offsetof(struct raw_spinlock, dep_map))
        struct {
     
            u8 __padding[LOCK_PADSIZE];
            struct lockdep_map dep_map;
        };
#endif
    };
} spinlock_t;

如果忽略CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC话，spinlock主要包含一个arch_spinlock_t的结构，从名字可以看出，这个结构是跟体系结构有关的。

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加锁流程

加锁的相关源码如下：

#define raw_spin_lock(lock) _raw_spin_lock(lock)

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

_raw_spin_lock完成实际的加锁动作。

根据CPU体系结构，spinlock分为SMP版本和UP版本，这里以SMP版本为例来分析。SMP版本中，_raw_spin_lock为声明为：

static inline void __raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock)
{
     
    // 禁止抢占
    preempt_disable();
    // for debug
    spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 0, _RET_IP_);
    // real work done here
    LOCK_CONTENDED(lock, do_raw_spin_trylock, do_raw_spin_lock);
}

LOCK_CONTENDED是一个通用的加锁流程。do_raw_spin_trylock和do_raw_spin_lock的实现依赖于具体的体系结构，以x86为例，do_raw_spin_trylock最终调用的是：

do_raw_spin_trylock的源代码：

static inline int do_raw_spin_trylock(raw_spinlock_t *lock)
{
     
    // 体系结构相关
    return arch_spin_trylock(&(lock)->raw_lock);
}

以x86为例，arch_spin_trylock最终调用__ticket_spin_trylock函数。其源代码如下：

// 定义在arch/x86/include/asm/spinlock_types.h
typedef struct arch_spinlock {
     
    union {
     
        __ticketpair_t head_tail;
        struct __raw_tickets {
     
            __ticket_t head, tail; // 注意，x86使用的是小端模式，存在高地址空间的是tail
        } tickets;
    };
} arch_spinlock_t;

// 定义在arch/x86/include/asm中
static __always_inline int __ticket_spin_trylock(arch_spinlock_t *lock)
{
     
    arch_spinlock_t old, new;
    // 获取旧的ticket信息
    old.tickets = ACCESS_ONCE(lock->tickets);
    // head和tail不一致，说明锁正被占用，加锁不成功
    if (old.tickets.head != old.tickets.tail)
        return 0;

    new.head_tail = old.head_tail + (1 << TICKET_SHIFT); // 将tail + 1

    /* cmpxchg is a full barrier, so nothing can move before it */
    return cmpxchg(&lock->head_tail, old.head_tail, new.head_tail) == old.head_tail;
}

从上述代码中可知，__ticket_spin_trylock的核心功能，就是判断自旋锁是否被占用，如果没被占用，尝试原子性地更新lock中的head_tail的值，将tail+1，返回是否加锁成功。

不考虑CONFIG_DEBUG_SPINLOCK宏的话， do_raw_spin_lock的源代码如下：

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

arch_spin_lock的源代码：

static __always_inline void arch_spin_lock(arch_spinlock_t *lock)
{
     
    __ticket_spin_lock(lock);
}

__ticket_spin_lock的源代码：

static __always_inline void __ticket_spin_lock(arch_spinlock_t *lock)
{
     
    register struct __raw_tickets inc = {
      .tail = 1 };
    
    // 原子性地把ticket中的tail+1，返回的inc是+1之前的原始值
    inc = xadd(&lock->tickets, inc);

    for (;;) {
     
        // 循环直到head和tail相等
        if (inc.head == inc.tail)
            break;
        cpu_relax();
        // 读取新的head值
        inc.head = ACCESS_ONCE(lock->tickets.head);
    }
    barrier();      /* make sure nothing creeps before the lock is taken */
}

ticket分成两个部分，一部分叫tail,相当于一个队列的队尾，一个部分叫head，相当于一个队列的队头。初始化的时候,tail和head都是0，表示无人占用锁。
__ticket_spin_lock就是原子性地把tail+1，并且把+1之前的值记录下来，然后不断地和head进行比较。由于是原子性的操作，所以不同的锁竞争者拿到的tail值是不一样的。如果tail值和head一样了，说明这时候没人占用锁了，下一个拿到锁的就是自己了。

举例来说，假设线程A和线程B竞争同一个自旋锁：

• 初始化tail=0, head=0，线程A将tail+1,
  并返回tail的旧值0，将0和head值比较，相等，于是这时候线程A就拿到了锁。
• 线程A这时候也来拿锁，将tail值+1，变成2，返回tail的旧值1，将其和head值0比较，不相等，继续循环。
• 线程A用完锁了，将head值+1。
• 线程B读取head值，并将其和tail值比较，发现相等，获得锁。

解锁流程

对于SMP架构来说，spin_unlock最终调用的是__raw_spin_unlock，其源代码如下：

static inline void __raw_spin_unlock(raw_spinlock_t *lock)
{
     
    spin_release(&lock->dep_map, 1, _RET_IP_);
    // 主要的解锁工作  
    do_raw_spin_unlock(lock);
    // 启用抢占
    preempt_enable();
}

static inline void do_raw_spin_unlock(raw_spinlock_t *lock) __releases(lock)
{
     
    arch_spin_unlock(&lock->raw_lock);
    __release(lock);
}

arch_spin_unlock在x86体系结构下的实现代码如下：

static __always_inline void arch_spin_unlock(arch_spinlock_t *lock)
{
     
    __ticket_spin_unlock(lock);
}

static __always_inline void __ticket_spin_unlock(arch_spinlock_t *lock)
{
     
    // 将tickers的head值加1
    __add(&lock->tickets.head, 1, UNLOCK_LOCK_PREFIX);
}

考虑中断处理函数

如果自旋锁可能在中断处理处理中使用，那么在获取自旋锁之前，必须禁止本地中断。则，持有锁的内核代码会被中断处理程序打断，接着试图去争用这个已经被持有的自旋锁。这样的结果是，中断处理函数自旋，等待该锁重新可用，但是锁的持有者在该中断处理程序执行完毕之前不可能运行，这就成为了双重请求死锁。注意，需要关闭的只是当前处理器上的中断。因为中断发生在不同的处理器上，即使中断处理程序在同一锁上自旋，也不会妨碍锁的持有者（在不同处理器上）最终释放。

所以要使用spin_lock_irqsave() / spin_unlock_irqrestore()这个版本的加锁、解锁函数。
函数spin_lock_irqsave()：保存中断的当前状态，禁止本地中断，然后获取指定的锁。
函数spin_unlock_reqrestore():对指定的锁解锁，让中断恢复到加锁前的状态。所以即使中断最初是被禁止的，代码也不会错误地激活它们。

spinlock的几种变种

rwlock_t 读写锁
seqlock_t 顺序锁

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