关于内核中spinlock的一些个人理解 【转】

在多CPU的环境下情况就比较复杂了，因为同时可能有几个程序在运行（是真正的同时），所以必须要定义一个 变量当作锁的功能，linux是这样规定的，当这个变量为1时，那么其保护的变量可以被访问，当其值为0时，那么其保护的临界数据不可以被访问，其中，要 改变变量锁的值也很有学问，就是不能让几个CPU同时去改，负责就会出现不同步的情况。如spin_lock在多cpu的时候就被?/

在这里，我主要把自己对内核中spinlock的一些理解写出来，并不是要告诉大家什么（因为我对我所说的也不能确定），而是希望大家对我的这些理解对的地方给我肯定，错误的地方给我指出。

和spinlock 相关的文件主要有两个，一个是include/linux/spinlock.h，主要是提供关于和硬件无关的spinlock的几个对外主函数，一个是 include/asm-XXX/spinlock.h，用来提供和硬件相关的功能函数。另外，在2.6的内核中，又多了一个文件， include/linux/preempt.h，为新增加的抢占式多任务功能提供一些服务。

spinlock的作用：spinlock系列函数主要用于保护临界数据（非常重要的数据）不被同时访问（给临界数据加锁），用以达到多任务的同步。如果一个数据当前不可访问，那么就一直等，直到可以访问为止。

spinlock 函数的使用前提：首先，spinklock函数只能使用在内核中，或者说只能使用在内核状态下，在2.6以前的内核是不可抢占的，也就是说，当运行于内核状态下时，是不容许切换到其他进程的。而在2.6以后的内核中，编译内核的时候多了一个选项，可以配置内核是否可以被抢占，这也就是为什么在2.6的内核中多了一个preempt.h的原因。

spinlock主要包含以下几个函数：

spin_lock

spin_unlock

spin_lock_irqsave

spin_lock_irq

spin_unlock_irqrestore

spin_unlock_irq

另 外还有其他很多，如关于读者写者的一套函数，关于bottom half一套函数（关于bottom half的代码我还没有读到），还有还提供了一套用bit实现加锁的函数，由于大概意思都相同，所以我这里就不说了（只想简单说说，没想到东西还挺多，我 的手都快冻僵了，江南的冬天真的受不了：）

spinlock函数根据机器的配置分为两套，单CPU和多CPU，先来看看单CPU的情况。

在 单CPU的情况下，spin_lock和spin_unlock函数都被定义成空操作（do { } while(0)），这是因为我们上面说的，内核不可以被抢占的原因。所以，在单CPU的情况下，只要你能够保证你要保护的临界数据不会在中断中用到的 话，那么你的数据已经是受保护的了，不需要做任何操作。在2.6内核中，这两个函数就不再这么简单了，因为内核也有可能被其他程序中断，所以要保护数据， 还要让调度程序暂时不调度此段程序，也就是说，暂时禁止抢占式任务调度功能，所以在上面两个函数中分别多了一个

需要澄清的是，互斥手段的选择，不是根据临界区的大小，而是根据临界区的性质，以及 

有哪些部分的代码，即哪些内核执行路径来争夺。 

从严格意义上说，semaphore和spinlock_XXX属于不同层次的互斥手段，前者的 

实现有赖于后者，这有点象HTTP和TCP的关系，都是协议，但层次是不同的。 

先说semaphore，它是进程级的，用于多个进程之间对资源的互斥，虽然也是在 

内核中，但是该内核执行路径是以进程的身份，代表进程来争夺资源的。如果 

竞争不上，会有context switch，进程可以去sleep，但CPU不会停，会接着运行 

其他的执行路径。从概念上说，这和单CPU或多CPU没有直接的关系，只是在 

semaphore本身的实现上，为了保证semaphore结构存取的原子性，在多CPU中需要 

spinlock来互斥。 

在内核中，更多的是要保持内核各个执行路径之间的数据访问互斥，这是最基本的 

互斥问题，即保持数据修改的原子性。semaphore的实现，也要依赖这个。在单CPU 

中，主要是中断和bottom_half的问题，因此，开关中断就可以了。在多CPU中， 

又加上了其他CPU的干扰，因此需要spinlock来帮助。这两个部分结合起来， 

就形成了spinlock_XXX。它的特点是，一旦CPU进入了spinlock_XXX，它就不会 

干别的，而是一直空转，直到锁定成功为止。因此，这就决定了被 

spinlock_XXX锁住的临界区不能停，更不能context switch，要存取完数据后赶快 

出来，以便其他的在空转的执行路径能够获得spinlock。这也是spinlock的原则 

所在。如果当前执行路径一定要进行context switch，那就要在schedule()之前 

释放spinlock，否则，容易死锁。因为在中断和bh中，没有context，无法进行 

context switch，只能空转等待spinlock，你context switch走了，谁知道猴年 

马月才能回来。 

因为spinlock的原意和目的就是保证数据修改的原子性，因此也没有理由在spinlock 

锁住的临界区中停留。 

spinlock_XXX有很多形式，有 

<a></a>

那么，在什么情况下具体用哪个呢？这要看是在什么内核执行路径中，以及要与哪些内核 

执行路径相互斥。我们知道，内核中的执行路径主要有： 

这样，考虑这四个方面的因素，通过判断我们要互斥的数据会被这四个因素中 

的哪几个来存取，就可以决定具体使用哪种形式的spinlock。如果只要和其他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，又要保存 

EFLAG的状态，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，只要和irq互斥，则用local_irq_disable/local_irq_enable， 

如果不需要和其他CPU互斥，只要和bh互斥，则用local_bh_disable/local_bh_enable， 

等等。值得指出的是，对同一个数据的互斥，在不同的内核执行路径中， 

所用的形式有可能不同(见下面的例子)。 

举一个例子。在中断部分中有一个irq_desc_t类型的结构数组变量irq_desc[]， 

该数组每个成员对应一个irq的描述结构，里面有该irq的响应函数等。 

在irq_desc_t结构中有一个spinlock，用来保证存取(修改)的互斥。 

对于具体一个irq成员，irq_desc[irq]，对其存取的内核执行路径有两个，一是 

在设置该irq的响应函数时(setup_irq)，这通常发生在module的初始化阶段，或 

系统的初始化阶段；二是在中断响应函数中(do_IRQ)。代码如下： 

在setup_irq()中，因为其他CPU可能同时在运行setup_irq()，或者在运行setup_irq()时， 

本地irq中断来了，要执行do_IRQ()以修改desc-&gt;status。为了同时防止来自其他CPU和 

本地irq中断的干扰，如[1][2][3]处所示，使用了spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore() 

而在do_IRQ()中，因为do_IRQ()本身是在中断中，而且此时还没有开中断，本CPU中没有 

什么可以中断其运行，其他CPU则有可能在运行setup_irq()，或者也在中断中，但这二者 

对本地do_IRQ()的影响没有区别，都是来自其他CPU的干扰，因此只需要用spin_lock/spin_unlock， 

如[4][5][6][7]处所示。值得注意的是[5]处，先释放该spinlock，再调用具体的响应函数。 

再举个例子： 

这里，对tasklet_hi_vec[cpu]的修改，不存在CPU之间的竞争，因为每个CPU有各自独立的数据， 

所以只要防止irq的干扰，用local_irq_disable/local_irq_enable即可，如[8][9][10][11]处 

所示。  

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