Linux中自旋锁是什么？

自旋锁（Spin Lock）是一种典型的对临界资源进行互斥访问的手段，其名称来源于它的工作方式。为了获得一个自旋锁，在某CPU上运行的代码需先执行一个原子 *** 作，该 *** 作测试并设置（Test-AndSet）某个内存变量。由于它是原子 *** 作，所以在该 *** 作完成之前其他执行单元不可能访问这个内存变量。如果测试结果表明锁已经空闲，则程序获得这个自旋锁并继续执行；如果测试结果表明锁仍被占用，程序将在一个小的循环内重复这个“测试并设置” *** 作，即进行所谓的“自旋”，通俗地说就是“在原地打转”。当自旋锁的持有者通过重置该变量释放这个自旋锁后，某个等待的“测试并设置” *** 作向其调用者报告锁已释放。理解自旋锁最简单的方法是把它作为一个变量看待，该变量把一个临界区标记为“我当前在运行，请稍等一会”或者标记为“我当前不在运行，可以被使用。如果A执行单元首先进入例程，它将持有自旋锁；当B执行单元试图进入同一个例程时，将获知自旋锁已被持有，需等到A执行单元释放后才能进入。在ARM体系结构下，自旋锁的实现借用了ldrex指令、strex指令、ARM处理器内存屏障指令dmb和dsb、wfe指令和sev指令，这类似于代码清单7.1的逻辑。可以说既要保证排他性，也要处理好内存屏障。自旋锁主要针对SMP或单CPU但内核可抢占的情况，对于单CPU和内核不支持抢占的系统，自旋锁退化为空 *** 作。在单CPU和内核可抢占的系统中，自旋锁持有期间中内核的抢占将被禁止。由于内核可抢占的单CPU系统的行为实际上很类似于SMP系统，因此，在这样的单CPU系统中使用自旋锁仍十分必要。另外，在多核SMP的情况下，任何一个核拿到了自旋锁，该核上的抢占调度也暂时禁止了，但是没有禁止另外一个核的抢占调度。尽管用了自旋锁可以保证临界区不受别的CPU和本CPU内的抢占进程打扰，但是得到锁的代码路径在执行临界区的时候，还可能受到中断和底半部的影响。为了防止这种影响，就需要用到自旋锁的衍生。

Linux内核设计与实现 十、内核同步方法

手把手教Linux驱动5-自旋锁、信号量、互斥体概述

== 基础概念： ==

并发 ：多个执行单元同时进行或多个执行单元微观串行执行，宏观并行执行

竞态 ：并发的执行单元对共享资源（硬件资源和软件上的全局变量）的访问而导致的竟态状态。

临界资源 ：多个进程访问的资源

临界区 ：多个进程访问的代码段

== 并发场合： ==

1、单CPU之间进程间的并发 :时间片轮转，调度进程。 A进程访问打印机，时间片用完，OS调度B进程访问打印机。

2、单cpu上进程和中断之间并发 ：CPU必须停止当前进程的执行中断

3、多cpu之间

4、单CPU上中断之间的并发

== 使用偏向： ==

==信号量用于进程之间的同步，进程在信号量保护的临界区代码里面是可以睡眠的（需要进行进程调度），这是与自旋锁最大的区别。==

信号量又称为信号灯，它是用来协调不同进程间的数据对象的，而最主要的应用是共享内存方式的进程间通信。本质上，信号量是一个计数器，它用来记录对某个资源（如共享内存）的存取状况。它负责协调各个进程，以保证他们能够正确、合理的使用公共资源。它和spin lock最大的不同之处就是：无法获取信号量的进程可以睡眠，因此会导致系统调度。

1、==用于进程与进程之间的同步==

2、==允许多个进程进入临界区代码执行，临界区代码允许睡眠；==

3、信号量本质是==基于调度器的==，在UP和SMP下没有区别；进程获取不到信号量将陷入休眠，并让出CPU；

4、不支持进程和中断之间的同步

5、==进程调度也是会消耗系统资源的，如果一个int型共享变量就需要使用信号量，将极大的浪费系统资源==

6、信号量可以用于多个线程，用于资源的计数（有多种状态）

==信号量加锁以及解锁过程：==

sema_init(&sp->dead_sem, 0)/ 初始化 /

down(&sema)

临界区代码

up(&sema)

==信号量定义：==

==信号量初始化：==

==dowm函数实现：==

==up函数实现：==

信号量一般可以用来标记可用资源的个数。

举2个生活中的例子：

==dowm函数实现原理解析：==

（1）down

判断sem->count是否 >0，大于0则说明系统资源够用，分配一个给该进程，否则进入__down(sem)

（2）__down

调用__down_common(sem, TASK_UNINTERRUPTIBLE, MAX_SCHEDULE_TIMEOUT)其中TASK_UNINTERRUPTIBLE=2代表进入睡眠，且不可以打断；MAX_SCHEDULE_TIMEOUT休眠最长LONG_MAX时间；

（3）list_add_tail(&waiter.list, &sem->wait_list)

把当前进程加入到sem->wait_list中；

（3）先解锁后加锁

进入__down_common前已经加锁了，先把解锁，调用schedule_timeout(timeout)，当waiter.up=1后跳出for循环；退出函数之前再加锁；

Linux内核ARM构架中原子变量的底层实现研究

rk3288 原子 *** 作和原子位 *** 作

原子变量适用于只共享一个int型变量；

1、原子 *** 作是指不被打断的 *** 作，即它是最小的执行单位。

2、最简单的原子 *** 作就是一条条的汇编指令(不包括一些伪指令，伪指令会被汇编器解释成多条汇编指令)

==常见函数：==

==以atomic_inc为例介绍实现过程==

在Linux内核文件archarmincludeasmatomic.h中。 执行atomic_read、atomic_set这些 *** 作都只需要一条汇编指令，所以它们本身就是不可打断的。 需要特别研究的是atomic_inc、atomic_dec这类读出、修改、写回的函数。

所以atomic_add的原型是下面这个宏：

atomic_add等效于：

result（%0） tmp（%1） (v->counter)（%2） (&v->counter)（%3） i（%4）

注意：根据内联汇编的语法，result、tmp、&v->counter对应的数据都放在了寄存器中 *** 作。如果出现上下文切换，切换机制会做寄存器上下文保护。

（1）ldrex %0, [%3]

意思是将&v->counter指向的数据放入result中，并且（分别在Local monitor和Global monitor中）设置独占标志。

（2）add %0, %0, %4

result = result + i

（3）strex %1, %0, [%3]

意思是将result保存到&v->counter指向的内存中， 此时 Exclusive monitors会发挥作用，将保存是否成功的标志放入tmp中。

（4） teq %1, #0

测试strex是否成功（tmp == 0 ？？）

（5）bne 1b

如果发现strex失败，从（1）再次执行。

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），一般应用在==中断上下文==。

1、spinlock是一种死等机制

2、信号量可以允许多个执行单元进入，spinlock不行，一次只能允许一个执行单元获取锁，并且进入临界区，其他执行单元都是在门口不断的死等

3、由于不休眠，因此spinlock可以应用在中断上下文中；

4、由于spinlock死等的特性，因此临界区执行代码尽可能的短；

==spinlock加锁以及解锁过程：==

spin_lock(&devices_lock)

临界区代码

spin_unlock(&devices_lock)

==spinlock初始化==

==进程和进程之间同步==

==本地软中断之间同步==

==本地硬中断之间同步==

==本地硬中断之间同步并且保存本地中断状态==

==尝试获取锁==

== arch_spinlock_t结构体定义如下： ==

== arch_spin_lock的实现如下： ==

lockval（%0） newval（%1） tmp（%2） &lock->slock（%3） 1 <<TICKET_SHIFT（%4）

（1）ldrex %0, [%3]

把lock->slock的值赋值给lockval；并且（分别在Local monitor和Global monitor中）设置独占标志。

（2）add %1, %0, %4

newval =lockval +（1<<16）相当于next+1；

（3）strex %2, %1, [%3]

newval =lockval +（1<<16）相当于next+1；

意思是将newval保存到 &lock->slock指向的内存中， 此时 Exclusive monitors会发挥作用，将保存是否成功的标志放入tmp中。

（4） teq %2, #0

测试strex是否成功

（5）bne 1b

如果发现strex失败，从（1）再次执行。

通过上面的分析，可知关键在于strex的 *** 作是否成功的判断上。而这个就归功于ARM的Exclusive monitors和ldrex/strex指令的机制。

（6）while (lockval.tickets.next != lockval.tickets.owner)

如何lockval.tickets的next和owner是否相等。相同则跳出while循环，否则在循环内等待判断；

* （7）wfe()和smp_mb() 最终调用#define barrier() asm volatile ("": : :"memory") *

阻止编译器重排，保证编译程序时在优化屏障之前的指令不会在优化屏障之后执行。

== arch_spin_unlock的实现如下： ==

退出锁时：tickets.owner++

== 出现死锁的情况： ==

1、拥有自旋锁的进程A在内核态阻塞了，内核调度B进程，碰巧B进程也要获得自旋锁，此时B只能自旋转。 而此时抢占已经关闭，（单核）不会调度A进程了，B永远自旋，产生死锁。

2、进程A拥有自旋锁，中断到来，CPU执行中断函数，中断处理函数，中断处理函数需要获得自旋锁，访问共享资源，此时无法获得锁，只能自旋，产生死锁。

== 如何避免死锁： ==

1、如果中断处理函数中也要获得自旋锁，那么驱动程序需要在拥有自旋锁时禁止中断；

2、自旋锁必须在可能的最短时间内拥有

3、避免某个获得锁的函数调用其他同样试图获取这个锁的函数，否则代码就会死锁；不论是信号量还是自旋锁，都不允许锁拥有者第二次获得这个锁，如果试图这么做，系统将挂起；

4、锁的顺序规则（a) 按同样的顺序获得锁；b) 如果必须获得一个局部锁和一个属于内核更中心位置的锁，则应该首先获取自己的局部锁 c) 如果我们拥有信号量和自旋锁的组合，则必须首先获得信号量；在拥有自旋锁时调用down(可导致休眠)是个严重的错误的；）

== rw（read/write）spinlock： ==

加锁逻辑：

1、假设临界区内没有任何的thread，这个时候任何的读线程和写线程都可以键入

2、假设临界区内有一个读线程，这时候信赖的read线程可以任意进入，但是写线程不能进入；

3、假设临界区有一个写线程，这时候任何的读、写线程都不可以进入；

4、假设临界区内有一个或者多个读线程，写线程不可以进入临界区，但是写线程也无法阻止后续的读线程继续进去，要等到临界区所有的读线程都结束了，才可以进入，可见：==rw（read/write）spinlock更加有利于读线程；==

== seqlock（顺序锁）： ==

加锁逻辑：

1、假设临界区内没有任何的thread，这个时候任何的读线程和写线程都可以键入

2、假设临界区内没有写线程的情况下，read线程可以任意进入；

3、假设临界区有一个写线程，这时候任何的读、写线程都不可以进入；

4、假设临界区内只有read线程的情况下，写线程可以理解执行，不会等待，可见：==seqlock（顺序锁）更加有利于写线程；==

读写速度 ： CPU >一级缓存 >二级缓存 >内存 ，因此某一个CPU0的lock修改了，其他的CPU的lock就会失效；那么其他CPU就会依次去L1 L2和主存中读取lock值，一旦其他CPU去读取了主存，就存在系统性能降低的风险；

mutex用于互斥 *** 作。

互斥体只能用于一个线程，资源只有两种状态（占用或者空闲）

1、mutex的语义相对于信号量要简单轻便一些，在锁争用激烈的测试场景下，mutex比信号量执行速度更快，可扩展

性更好，

2、另外mutex数据结构的定义比信号量小、

3、同一时刻只有一个线程可以持有mutex

4、不允许递归地加锁和解锁

5、当进程持有mutex时，进程不可以退出。

• mutex必须使用官方API来初始化。

• mutex可以睡眠，所以不允许在中断处理程序或者中断下半部中使用，例如tasklet、定时器等

==常见 *** 作：==

struct mutex mutex_1

mutex_init(&mutex_1)

mutex_lock(&mutex_1)

临界区代码；

mutex_unlock(&mutex_1)

==常见函数：==

=

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