自旋锁使用场景和实现分析（转载）

自旋锁

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最近看到的一篇文章，觉得写的很清晰，通过场景应用解答了我对自旋锁使用的一些疑问，推荐给大家。

引入问题：

（1）如果cpu0持有锁，cpu1一直不释放锁怎么办？

（2）什么场景下必须要用自旋锁，而不能用互斥量？

（3）互斥量或者自旋锁，他们会被多个进程使用，那么它属于进程的一部分？

内核当发生访问资源冲突的时候，可以有两种锁的解决方案选择：

• 一个是原地等待
• 一个是挂起当前进程，调度其他进程执行（睡眠）

Spinlock 是内核中提供的一种比较常见的锁机制，自旋锁是“原地等待”的方式解决资源冲突的，即，一个线程获取了一个自旋锁后，另外一个线程期望获取该自旋锁，获取不到，只能够原地“打转”（忙等待）。由于自旋锁的这个忙等待的特性，注定了它使用场景上的限制 —— 自旋锁不应该被长时间的持有（消耗 CPU 资源）。

自旋锁的使用

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。

这里为什么把中断上下文标红加粗呢？因为在中断上下文，是不允许睡眠的（原因详见文章《Linux 中断之中断处理浅析》中的第四章），所以，这里需要的是一个不会导致睡眠的锁——spinlock。

换言之，中断上下文要用锁，首选 spinlock。

使用自旋锁，有两种方式定义一个锁：

动态的：

1. spinlock_t lock;

2. spin_lock_init (&lock);

静态的：

DEFINE_SPINLOCK(lock);

自旋锁的死锁和解决

自旋锁不可递归，自己等待自己已经获取的锁，会导致死锁。

自旋锁可以在中断上下文中使用，但是试想一个场景：一个线程获取了一个锁，但是被中断处理程序打断，中断处理程序也获取了这个锁（但是之前已经被锁住了，无法获取到，只能自旋），中断无法退出，导致线程中后面释放锁的代码无法被执行，导致死锁。（如果确认中断中不会访问和线程中同一个锁，其实无所谓）

一、考虑下面的场景（内核抢占场景）：

（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

二、再考虑下面的场景（中断上下文场景）：

（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。

三、再考虑下面的场景（底半部场景）

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

四、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softirq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。

自旋锁的实现

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。

对UP和SMP上spin lock头文件进行整理：

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

2、数据结构

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：

1. typedef struct spinlock {

2. struct raw_spinlock rlock;

3. } spinlock_t;

5. typedef struct raw_spinlock {

6. arch_spinlock_t raw_lock;

7. } raw_spinlock_t;

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，我们在下面描述。

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：

1. static inline void spin_lock(spinlock_t *lock)

2. {

3. raw_spin_lock(&lock->rlock);

4. }

当然，在linux mainline代码中，spin_lock和raw_spin_lock是一样的，在这里重点看看raw_spin_lock，代码如下：

#define raw_spin_lock(lock)    _raw_spin_lock(lock)

UP中的实现：

1. #define _raw_spin_lock(lock) __LOCK(lock)

3. #define __LOCK(lock) \

4. do { preempt_disable(); ___LOCK(lock); } while (0)

SMP的实现：

1. void __lockfunc _raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock)

2. {

3. __raw_spin_lock(lock);

4. }

6. static inline void __raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock)

7. {

8. preempt_disable();

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

10. LOCK_CONTENDED(lock, do_raw_spin_trylock, do_raw_spin_lock);

11. }

UP中很简单，本质上就是一个preempt_disable而已，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：

1. static inline void do_raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock) __acquires(lock)

2. {

3. __acquire(lock);

4. arch_spin_lock(&lock->raw_lock);

5. }

__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。

针对 ARM 平台的 arch_spin_lock

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. 回到2.6.23版本的内核中

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）：

1. typedef struct {

2. volatile unsigned int lock;

3. } 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：

1. On an 8 core (2 socket) Opteron, spinlock unfairness is extremely noticable, with a

2. userspace test having a difference of up to 2x runtime per thread, and some threads are

3. 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）：

1. typedef struct {

2. union {

3. u32 slock;

4. struct __raw_tickets {

5. u16 owner;

6. u16 next;

7. } tickets;

8. };

9. } 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、ARM 结构体系 arch_spin_lock 接口实现

3.1 加锁

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：

1. static inline void arch_spin_lock(arch_spinlock_t *lock)

2. {

3. unsigned long tmp;

4. u32 newval;

5. arch_spinlock_t lockval;

7. prefetchw(&lock->slock);－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－（0）

8. __asm__ __volatile__(

9. "1: ldrex %0, [%3]\n"－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－（1）

10. " add %1, %0, %4\n" －－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－（2）

11. " strex %2, %1, [%3]\n"－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－（3）

12. " teq %2, #0\n"－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－（4）

13. " bne 1b"

14. : "=&r" (lockval), "=&r" (newval), "=&r" (tmp)

15. : "r" (&lock->slock), "I" (1 << TICKET_SHIFT)

16. : "cc");

18. while (lockval.tickets.next != lockval.tickets.owner) {－－－－－－－（5）

19. wfe();－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－（6）

20. lockval.tickets.owner = ACCESS_ONCE(lock->tickets.owner);－－－－（7）

21. }

23. smp_mb();－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－－（8）

24. }

（0）和preloading cache相关的操作，主要是为了性能考虑

（1）lockval = lock->slock (如果lock->slock没有被其他处理器独占，则标记当前执行处理器对lock->slock地址的独占访问；否则不影响)

（2）newval = lockval + (1 << TICKET_SHIFT)

（3）strex tmp, newval, [&lock->slock] (如果当前执行处理器没有独占lock->slock地址的访问，不进行存储，返回1给temp；如果当前处理器已经独占lock->slock内存访问，则对内存进行写，返回0给temp，清除独占标记) lock->tickets.next = lock->tickets.next + 1

（4）检查是否写入成功 lockval.tickets.next

（5）初始化时lock->tickets.owner、lock->tickets.next都为0，假设第一次执行arch_spin_lock，lockval = *lock，lock->tickets.next++，lockval.tickets.next 等于 lockval.tickets.owner，获取到自旋锁；自旋锁未释放，第二次执行的时候，lock->tickets.owner = 0, lock->tickets.next = 1，拷贝到lockval后，lockval.tickets.next != lockval.tickets.owner，会执行wfe等待被自旋锁释放被唤醒，自旋锁释放时会执行 lock->tickets.owner++，lockval.tickets.owner重新赋值

（6）暂时中断挂起执行。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。

3.1 释放锁

1. static inline void arch_spin_unlock(arch_spinlock_t *lock)

2. {

3. smp_mb();

4. lock->tickets.owner++; ---------------------- (0)

5. dsb_sev(); ---------------------------------- (1)

6. }

（0）lock->tickets.owner增加1，下一个被唤醒的处理器会检查该值是否与自己的lockval.tickets.next相等，lock->tickets.owner代表可以获取的自旋锁的处理器，lock->tickets.next你一个可以获取的自旋锁的owner；处理器获取自旋锁时，会先读取lock->tickets.next用于与lock->tickets.owner比较并且对lock->tickets.next加1，下一个处理器获取到的lock->tickets.next就与当前处理器不一致了，两个处理器都与lock->tickets.owner比较，肯定只有一个处理器会相等，自旋锁释放时时对lock->tickets.owner加1计算，因此，先申请自旋锁多处理器lock->tickets.next值更新，自然先获取到自旋锁

（1）执行sev指令，唤醒wfe等待的处理器

自旋锁的变体

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

1. static inline unsigned long __raw_spin_lock_irqsave(raw_spinlock_t *lock)

2. {

3. unsigned long flags;

5. local_irq_save(flags);

6. preempt_disable();

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

8. /*

9. * On lockdep we dont want the hand-coded irq-enable of

10. * do_raw_spin_lock_flags() code, because lockdep assumes

11. * that interrupts are not re-enabled during lock-acquire:

12. */

13. #ifdef CONFIG_LOCKDEP

14. LOCK_CONTENDED(lock, do_raw_spin_trylock, do_raw_spin_lock);

15. #else

16. do_raw_spin_lock_flags(lock, &flags);

17. #endif

18. return flags;

19. }

21. static inline void __raw_spin_lock_irq(raw_spinlock_t *lock)

22. {

23. local_irq_disable();

24. preempt_disable();

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

26. LOCK_CONTENDED(lock, do_raw_spin_trylock, do_raw_spin_lock);

27. }

29. static inline void __raw_spin_lock_bh(raw_spinlock_t *lock)

30. {

31. local_bh_disable();

32. preempt_disable();

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

34. LOCK_CONTENDED(lock, do_raw_spin_trylock, do_raw_spin_lock);

35. }

37. static inline void __raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock)

38. {

39. preempt_disable();

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

41. LOCK_CONTENDED(lock, do_raw_spin_trylock, do_raw_spin_lock);

42. }

44. #endif /* CONFIG_PREEMPT */

46. static inline void __raw_spin_unlock(raw_spinlock_t *lock)

47. {

48. spin_release(&lock->dep_map, 1, _RET_IP_);

49. do_raw_spin_unlock(lock);

50. preempt_enable();

51. }

53. static inline void __raw_spin_unlock_irqrestore(raw_spinlock_t *lock,

54. unsigned long flags)

55. {

56. spin_release(&lock->dep_map, 1, _RET_IP_);

57. do_raw_spin_unlock(lock);

58. local_irq_restore(flags);

59. preempt_enable();

60. }

62. static inline void __raw_spin_unlock_irq(raw_spinlock_t *lock)

63. {

64. spin_release(&lock->dep_map, 1, _RET_IP_);

65. do_raw_spin_unlock(lock);

66. local_irq_enable();

67. preempt_enable();

68. }

70. static inline void __raw_spin_unlock_bh(raw_spinlock_t *lock)

71. {

72. spin_release(&lock->dep_map, 1, _RET_IP_);

73. do_raw_spin_unlock(lock);

74. preempt_enable_no_resched();

75. local_bh_enable_ip((unsigned long)__builtin_return_address(0));

76. }

78. static inline int __raw_spin_trylock_bh(raw_spinlock_t *lock)

79. {

80. local_bh_disable();

81. preempt_disable();

82. if (do_raw_spin_trylock(lock)) {

83. spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 1, _RET_IP_);

84. return 1;

85. }

86. preempt_enable_no_resched();

87. local_bh_enable_ip((unsigned long)__builtin_return_address(0));

88. return 0;

89. }

 

小结

spin_lock 的时候，禁止内核抢占

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（spin_lock_irqsave / spin_unlock_irqstore）

涉及 half bottom 使用：spin_lock_bh / spin_unlock_bh