關于核心中spinlock的一些個人了解 【轉】

在多CPU的環境下情況就比較複雜了，因為同時可能有幾個程式在運作（是真正的同時），是以必須要定義一個 變量當作鎖的功能，linux是這樣規定的，當這個變量為1時，那麼其保護的變量可以被通路，當其值為0時，那麼其保護的臨界資料不可以被通路，其中，要 改變變量鎖的值也很有學問，就是不能讓幾個CPU同時去改，負責就會出現不同步的情況。如spin_lock在多cpu的時候就被?/

在這裡，我主要把自己對核心中spinlock的一些了解寫出來，并不是要告訴大家什麼（因為我對我所說的也不能确定），而是希望大家對我的這些了解對的地方給我肯定，錯誤的地方給我指出。

和spinlock 相關的檔案主要有兩個，一個是include/linux/spinlock.h，主要是提供關于和硬體無關的spinlock的幾個對外主函數，一個是 include/asm-XXX/spinlock.h，用來提供和硬體相關的功能函數。另外，在2.6的核心中，又多了一個檔案， include/linux/preempt.h，為新增加的搶占式多任務功能提供一些服務。

spinlock的作用：spinlock系列函數主要用于保護臨界資料（非常重要的資料）不被同時通路（給臨界資料加鎖），用以達到多任務的同步。如果一個資料目前不可通路，那麼就一直等，直到可以通路為止。

spinlock 函數的使用前提：首先，spinklock函數隻能使用在核心中，或者說隻能使用在核心狀态下，在2.6以前的核心是不可搶占的，也就是說，當運作于核心狀态下時，是不容許切換到其他程序的。而在2.6以後的核心中，編譯核心的時候多了一個選項，可以配置核心是否可以被搶占，這也就是為什麼在2.6的核心中多了一個preempt.h的原因。

spinlock主要包含以下幾個函數：

spin_lock

spin_unlock

spin_lock_irqsave

spin_lock_irq

spin_unlock_irqrestore

spin_unlock_irq

另 外還有其他很多，如關于讀者寫者的一套函數，關于bottom half一套函數（關于bottom half的代碼我還沒有讀到），還有還提供了一套用bit實作加鎖的函數，由于大概意思都相同，是以我這裡就不說了（隻想簡單說說，沒想到東西還挺多，我 的手都快凍僵了，江南的冬天真的受不了：）

spinlock函數根據機器的配置分為兩套，單CPU和多CPU，先來看看單CPU的情況。

在 單CPU的情況下，spin_lock和spin_unlock函數都被定義成空操作（do { } while(0)），這是因為我們上面說的，核心不可以被搶占的原因。是以，在單CPU的情況下，隻要你能夠保證你要保護的臨界資料不會在中斷中用到的 話，那麼你的資料已經是受保護的了，不需要做任何操作。在2.6核心中，這兩個函數就不再這麼簡單了，因為核心也有可能被其他程式中斷，是以要保護資料， 還要讓排程程式暫時不排程此段程式，也就是說，暫時禁止搶占式任務排程功能，是以在上面兩個函數中分别多了一個

需要澄清的是，互斥手段的選擇，不是根據臨界區的大小，而是根據臨界區的性質，以及 

有哪些部分的代碼，即哪些核心執行路徑來争奪。 

從嚴格意義上說，semaphore和spinlock_XXX屬于不同層次的互斥手段，前者的 

實作有賴于後者，這有點象HTTP和TCP的關系，都是協定，但層次是不同的。 

先說semaphore，它是程序級的，用于多個程序之間對資源的互斥，雖然也是在 

核心中，但是該核心執行路徑是以程序的身份，代表程序來争奪資源的。如果 

競争不上，會有context switch，程序可以去sleep，但CPU不會停，會接着運作 

其他的執行路徑。從概念上說，這和單CPU或多CPU沒有直接的關系，隻是在 

semaphore本身的實作上，為了保證semaphore結構存取的原子性，在多CPU中需要 

spinlock來互斥。 

在核心中，更多的是要保持核心各個執行路徑之間的資料通路互斥，這是最基本的 

互斥問題，即保持資料修改的原子性。semaphore的實作，也要依賴這個。在單CPU 

中，主要是中斷和bottom_half的問題，是以，開關中斷就可以了。在多CPU中， 

又加上了其他CPU的幹擾，是以需要spinlock來幫助。這兩個部分結合起來， 

就形成了spinlock_XXX。它的特點是，一旦CPU進入了spinlock_XXX，它就不會 

幹别的，而是一直空轉，直到鎖定成功為止。是以，這就決定了被 

spinlock_XXX鎖住的臨界區不能停，更不能context switch，要存取完資料後趕快 

出來，以便其他的在空轉的執行路徑能夠獲得spinlock。這也是spinlock的原則 

所在。如果目前執行路徑一定要進行context switch，那就要在schedule()之前 

釋放spinlock，否則，容易死鎖。因為在中斷和bh中，沒有context，無法進行 

context switch，隻能空轉等待spinlock，你context switch走了，誰知道猴年 

馬月才能回來。 

因為spinlock的原意和目的就是保證資料修改的原子性，是以也沒有理由在spinlock 

鎖住的臨界區中停留。 

spinlock_XXX有很多形式，有 

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那麼，在什麼情況下具體用哪個呢？這要看是在什麼核心執行路徑中，以及要與哪些核心 

執行路徑互相斥。我們知道，核心中的執行路徑主要有： 

這樣，考慮這四個方面的因素，通過判斷我們要互斥的資料會被這四個因素中 

的哪幾個來存取，就可以決定具體使用哪種形式的spinlock。如果隻要和其他CPU 

互斥，就要用spin_lock/spin_unlock，如果要和irq及其他CPU互斥，就要用 

spin_lock_irq/spin_unlock_irq，如果既要和irq及其他CPU互斥，又要儲存 

EFLAG的狀态，就要用spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore，如果 

要和bh及其他CPU互斥，就要用spin_lock_bh/spin_unlock_bh，如果不需要和 

其他CPU互斥，隻要和irq互斥，則用local_irq_disable/local_irq_enable， 

如果不需要和其他CPU互斥，隻要和bh互斥，則用local_bh_disable/local_bh_enable， 

等等。值得指出的是，對同一個資料的互斥，在不同的核心執行路徑中， 

所用的形式有可能不同(見下面的例子)。 

舉一個例子。在中斷部分中有一個irq_desc_t類型的結構數組變量irq_desc[]， 

該數組每個成員對應一個irq的描述結構，裡面有該irq的響應函數等。 

在irq_desc_t結構中有一個spinlock，用來保證存取(修改)的互斥。 

對于具體一個irq成員，irq_desc[irq]，對其存取的核心執行路徑有兩個，一是 

在設定該irq的響應函數時(setup_irq)，這通常發生在module的初始化階段，或 

系統的初始化階段；二是在中斷響應函數中(do_IRQ)。代碼如下： 

在setup_irq()中，因為其他CPU可能同時在運作setup_irq()，或者在運作setup_irq()時， 

本地irq中斷來了，要執行do_IRQ()以修改desc-&gt;status。為了同時防止來自其他CPU和 

本地irq中斷的幹擾，如[1][2][3]處所示，使用了spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore() 

而在do_IRQ()中，因為do_IRQ()本身是在中斷中，而且此時還沒有開中斷，本CPU中沒有 

什麼可以中斷其運作，其他CPU則有可能在運作setup_irq()，或者也在中斷中，但這二者 

對本地do_IRQ()的影響沒有差別，都是來自其他CPU的幹擾，是以隻需要用spin_lock/spin_unlock， 

如[4][5][6][7]處所示。值得注意的是[5]處，先釋放該spinlock，再調用具體的響應函數。 

再舉個例子： 

這裡，對tasklet_hi_vec[cpu]的修改，不存在CPU之間的競争，因為每個CPU有各自獨立的資料， 

是以隻要防止irq的幹擾，用local_irq_disable/local_irq_enable即可，如[8][9][10][11]處 

所示。  

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