Linux并发与同步专题 spinlock
Posted Arnold Lu@南京
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篇首语：本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理，主要介绍了Linux并发与同步专题 spinlock相关的知识，希望对你有一定的参考价值。
关键词：wfe、FIFO ticket-based、spin_lock/spin_trylock/spin_unlock、spin_lock_irq/spin_lock_bh/spin_lock_irqsave。
spinlock同一时刻只能被一个内核代码路径持有，如果有另外一个内核代码路径试图获取一个已经被持有的spinlock，那么该内核代码路径需要一直自旋忙等待，直到锁持有者释放了该锁。
spinlock锁的特性如下：
- spinlock属于忙等待机制，当无法获取spinlock锁时会不断尝试，直到获取锁为止。
- 同一时刻只能有一个内核代码路径可以获得所。
- 要求spinlock锁持有者尽快完成临界区的执行任务。如果临界区执行时间过长，在锁外面忙等待的CPU比较浪费，特别是spinlock临界区里不能睡眠。
- spinlock锁可以在中断上下文中使用。
1. spinlock实现
使用spinlock锁的重要原则是：拥有spinlock锁的临界区代码必须是原子执行，不能休眠和主动调度。
1.1 spinlock数据结构
spinlock的数据结构spinlock_t考虑了不同体系结构和实时性内核的要求。如果打上了RT-patch，就变成了使用rt_mutex。
如果没有使用RT-patch，那么arch_spinlock_t在ARM32体系结构下就对应如下。
typedef struct spinlock { union { struct raw_spinlock rlock; }; } spinlock_t; typedef struct raw_spinlock { arch_spinlock_t raw_lock; } raw_spinlock_t; #define TICKET_SHIFT 16 typedef struct { union { u32 slock;----------------------------在Linux 2.6.25之前，spinlock数据结构是一个简单无符号类型变量，slock为1表示锁未被持有，为0或者负数表示锁被持有。 struct __raw_tickets { #ifdef __ARMEB__ u16 next; u16 owner; #else u16 owner; u16 next; #endif } tickets; }; } arch_spinlock_t;
在Linux 2.6.25内核之后，spinlock实现了一套名为“FIFO ticket-based”算法的spinlock机制。
ticket-based算法的shipinlock仍然使用原来数据结构，但slocl被拆分为两部分。
owner表示锁持有者的等号牌，next表示外面排队队列中末尾者的等号牌。
1.2 spin_lock()/spin_unlock()/spin_trylock()
spin_lock()函数最终调用__raw_spin_lock()函数来实现。
首先关闭内核抢占，然后调用架构相关的arch_spin_lock()。
static inline void spin_lock(spinlock_t *lock) { raw_spin_lock(&lock->rlock); } #define raw_spin_lock(lock) _raw_spin_lock(lock) void __lockfunc _raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock) { __raw_spin_lock(lock); } static inline void __raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock) { preempt_disable();--------------------------------------------禁止抢占，这里受CONFIG_PREEMPT_COUNT和CONFIG_PREEMPT开关而不同。 spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 0, _RET_IP_);-----------------如果相关调试选项没有打开，是一个空函数。 LOCK_CONTENDED(lock, do_raw_spin_trylock, do_raw_spin_lock);--在没有定义CONFIG_LOCK_STAT的情况下，就是直接调用do_raw_spin_lock()。 }
static inline void do_raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock) __acquires(lock)
{
__acquire(lock);
arch_spin_lock(&lock->raw_lock);------------------------------架构相关的0spin lock处理。
}
spin_unlock()和spin_lock()对应，最终调用__raw_spin_unlock()。
分别调用架构相关的arch_spin_unlock()，然后打开抢占。
static inline void spin_unlock(spinlock_t *lock) { raw_spin_unlock(&lock->rlock); } #define raw_spin_unlock(lock) _raw_spin_unlock(lock) void __lockfunc _raw_spin_unlock(raw_spinlock_t *lock) { __raw_spin_unlock(lock); } static inline void __raw_spin_unlock(raw_spinlock_t *lock) { spin_release(&lock->dep_map, 1, _RET_IP_);---------------------和spin_acquire()对应。 do_raw_spin_unlock(lock); preempt_enable();----------------------------------------------打开抢占。 } static inline void do_raw_spin_unlock(raw_spinlock_t *lock) __releases(lock) { arch_spin_unlock(&lock->raw_lock);-----------------------------架构相关的spin unlock处理。 __release(lock); }
spin_trylock()是spin_lock的变种，spin_trylock()尽力获得自旋锁lock，如果能立即获得锁，则获得锁并返回真；如果不能，则返回假。
spin_trylock()不会等待lock被释放。
static inline int spin_trylock(spinlock_t *lock) { return raw_spin_trylock(&lock->rlock); } #define raw_spin_trylock(lock) __cond_lock(lock, _raw_spin_trylock(lock)) int __lockfunc _raw_spin_trylock(raw_spinlock_t *lock) { return __raw_spin_trylock(lock); } static inline int __raw_spin_trylock(raw_spinlock_t *lock) { preempt_disable(); if (do_raw_spin_trylock(lock)) { spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 1, _RET_IP_); return 1; } preempt_enable(); return 0; } static inline int do_raw_spin_trylock(raw_spinlock_t *lock) { return arch_spin_trylock(&(lock)->raw_lock); }
1.2.1 spinlock临界区为什么不允许发生抢占?
如果spinlock临界区中允许抢占，那么如果临界区内发生中断，中断返回时会去检查抢占调度。
这里有两个问题，一是抢占调度相当于持有锁的进程睡眠，违背了spinlock锁不能睡眠和快速执行完成的设计；
二是抢占调度进程也有可能会去申请spinlock锁，那么会导致发生死锁。
1.3 arch_spin_lock()/arch_spin_unlock()/arch_spin_trylock()
通过上面的分析可知，spin_lock()/spin_unlock()的核心是架构相关的部分。
static inline void arch_spin_lock(arch_spinlock_t *lock) { unsigned long tmp; u32 newval; arch_spinlock_t lockval; prefetchw(&lock->slock); __asm__ __volatile__( "1: ldrex %0, [%3]\\n" " add %1, %0, %4\\n" " strex %2, %1, [%3]\\n" " teq %2, #0\\n" " bne 1b" : "=&r" (lockval), "=&r" (newval), "=&r" (tmp) : "r" (&lock->slock), "I" (1 << TICKET_SHIFT)-----------------------------TICKET_SHIFT为16，也即lock->tickets.next++。 : "cc"); while (lockval.tickets.next != lockval.tickets.owner) {-------------------next是当前进程对应锁的等号牌，判断owner和next是否相等。如相等表示CPU成功获取了spinlock锁，arch_spin_lock()返回；如不等，则调用wfe让CPU进入等待状态。 wfe(); lockval.tickets.owner = ACCESS_ONCE(lock->tickets.owner);-------------更新整个系统锁持有者的等号牌,lockval.tickets.owner一直在变，而lockval.tickets.next是当前位置持锁等号牌，不变。 } smp_mb();-----------------------------------------------------------------内存屏障 }
arch_spin_unlock()更新owner域的值，并且发送指令唤醒CPU。
static inline void arch_spin_unlock(arch_spinlock_t *lock) { smp_mb(); lock->tickets.owner++;---------------------------------------------------更新owner，表示所得持有者转到下一个临界区。 dsb_sev(); }
可以看出arch_spin_trylock()并没有类似arch_spin_lock()一样执行wfe指令，所以会直接返回1或者0.
所以使用spin_trylock()的代码路径不会阻塞，它会导致其他欲持有该锁的代码路径阻塞。
在使用spin_trylock()成功获取锁之后，仍然需要使用spin_unlock()解锁。
static inline int arch_spin_trylock(arch_spinlock_t *lock) { unsigned long contended, res; u32 slock; prefetchw(&lock->slock); do { __asm__ __volatile__( " ldrex %0, [%3]\\n" " mov %2, #0\\n" " subs %1, %0, %0, ror #16\\n" " addeq %0, %0, %4\\n" " strexeq %2, %0, [%3]" : "=&r" (slock), "=&r" (contended), "=&r" (res) : "r" (&lock->slock), "I" (1 << TICKET_SHIFT) : "cc"); } while (res); if (!contended) { smp_mb(); return 1; } else { return 0; } }
1.3.1 wfe和wfi对比
wfi和wfe指令都是让ARM核进入standby睡眠模式。wfi是直到有wfi唤醒事件发生才会唤醒CPU，wfe是直到wfe唤醒事件发生，这两类事件大部分相同。
唯一不同之处在于wfr可以被其他CPU上的sev指令唤醒，sec指令用于修改event寄存器的指令。
1.3.2 smp_mb和dsb_sev
smp_mb调用dmb指令来保证把调用函数之前所有的访问内存指令都执行完成。
dsb_sev()包含两个指令dsb和sev。dsb指令保证之前的owner与已经写入内存中；sev指令来唤醒通过wfe指令进入睡眠状态的CPU。
此处arch_spin_lock()的wfe()等待处被唤醒，进行owner更新以及和next比较。
2. spinlock变种
上面是spinlock最常见的形式spin_lock()/spin_trylock()/spin_unlock()。
spinlock还有其他一些变种。
2.1 irq变种
2.1.1 为什么需要irq变种
假设临界区有链表操作需要spinlock来保护。
当处于临界区发生了外部硬件中断，此时系统暂停当前进程的执行转而去处理该中断。
假设中断处理程序恰巧也要操作该链表，链表的操作是一个临界区，所以在操作之前要调用spin_lock()函数来对该链表进行保护。
中断处理函数试图去获取该spinlock，但因为它已经被别人持有了，于是导致中断处理函数进入忙等待状态或者wfe睡眠状态。
在中断上下文出现忙等待或者睡眠状态是致命的，中断处理程序要求“短“和”快“，锁的持有者因为被中断打断而不能尽快释放锁，而中断处理程序一直在忙等待锁，从而导致死锁的发生。
Linux内核spin_lock_irq()函数在获取spinlock时关闭本地CPU中断，可以解决该问题。
2.1.2 spin_lock_irq()/spin_trylock_irq()/spin_unlock_irq()
从下面三个函数的调用关系可以知道，最终跟spin_lock()/spin_trylock()/spin_unlock()相似，只是中间增加了local_irq_disable()/local_irq_enable()。
local_irq_disable()用于关闭本地处理器中断，这样在获取spinlock琐时可以确保不会发生中断，从而避免发生死锁问题。
因此spin_lock_irq()主要防止本地中断处理程序和持有锁者之间存在锁的争用。
spin_lock_irq()代码路径如下：
static inline void spin_lock_irq(spinlock_t *lock) { raw_spin_lock_irq(&lock->rlock); } #define raw_spin_lock_irq(lock) _raw_spin_lock_irq(lock) void __lockfunc _raw_spin_lock_irq(raw_spinlock_t *lock) { __raw_spin_lock_irq(lock); } static inline void __raw_spin_lock_irq(raw_spinlock_t *lock) { local_irq_disable();-------------------------------------------------------关本地处理器中断 preempt_disable();---------------------------------------------------------禁止抢占 spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 0, _RET_IP_); LOCK_CONTENDED(lock, do_raw_spin_trylock, do_raw_spin_lock); }
下面是spin_unlock_irq()代码路径，可以看出在spin_lock_irq()和spin_unlock_irq()之间的部分是关本地中断和禁止抢占的。
static inline void spin_unlock_irq(spinlock_t *lock) { raw_spin_unlock_irq(&lock->rlock); } #define raw_spin_unlock_irq(lock) _raw_spin_unlock_irq(lock) void __lockfunc _raw_spin_unlock_irq(raw_spinlock_t *lock) { __raw_spin_unlock_irq(lock); } static inline void __raw_spin_unlock_irq(raw_spinlock_t *lock) { spin_release(&lock->dep_map, 1, _RET_IP_); do_raw_spin_unlock(lock); local_irq_enable();---------------------------------------------------------打开本地处理器中断 preempt_enable();-----------------------------------------------------------允许抢占 }
spin_trylock_irq()主要通过raw_spin_trylock()，所以这里和spin_trylock()的区别也仅仅是关中断/开中断。
如果获取锁成功，那么后面会有spin_unlock_irq()来开中断；如果获取失败，直接开中断。
static inline int spin_trylock_irq(spinlock_t *lock) { return raw_spin_trylock_irq(&lock->rlock); } #define raw_spin_trylock_irq(lock) \\ ({ \\ local_irq_disable(); \\-----------------------------------------------------增加禁止本地处理器中断 raw_spin_trylock(lock) ? \\ 1 : ({ local_irq_enable(); 0; }); \\---------------------------------------如果获取锁不成功，打开本地处理器中断 })
2.2 bh变种
bh变种可以对照原生的spinlock，区别在于原生spinlock使用preempt_enable()/preempt_disable()来禁止抢占；而bh变种不但表示了当前处于软中断上下文，还可能会禁止抢占，这取决于SOFTIRQ_LOCK_OFFSET的定义。
spin_lock_bh()：
static inline void spin_lock_bh(spinlock_t *lock) { raw_spin_lock_bh(&lock->rlock); } #define raw_spin_lock_bh(lock) _raw_spin_lock_bh(lock) void __lockfunc _raw_spin_lock_bh(raw_spinlock_t *lock) { __raw_spin_lock_bh(lock); } static inline void __raw_spin_lock_bh(raw_spinlock_t *lock) { __local_bh_disable_ip(_RET_IP_, SOFTIRQ_LOCK_OFFSET); spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 0, _RET_IP_); LOCK_CONTENDED(lock, do_raw_spin_trylock, do_raw_spin_lock); }
spin_trylock_bh()：
static inline int spin_trylock_bh(spinlock_t *lock) { return raw_spin_trylock_bh(&lock->rlock); } #define raw_spin_trylock_bh(lock) \\ __cond_lock(lock, _raw_spin_trylock_bh(lock)) int __lockfunc _raw_spin_trylock_bh(raw_spinlock_t *lock) { return __raw_spin_trylock_bh(lock); } static inline int __raw_spin_trylock_bh(raw_spinlock_t *lock) { __local_bh_disable_ip(_RET_IP_, SOFTIRQ_LOCK_OFFSET); if (do_raw_spin_trylock(lock)) { spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 1, _RET_IP_); return 1; } __local_bh_enable_ip(_RET_IP_, SOFTIRQ_LOCK_OFFSET); return 0; }
spin_unlock_bh()：
static inline void spin_unlock_bh(spinlock_t *lock) { raw_spin_unlock_bh(&lock->rlock); } #define raw_spin_unlock_bh(lock) _raw_spin_unlock_bh(lock) void __lockfunc _raw_spin_unlock_bh(raw_spinlock_t *lock) { __raw_spin_unlock_bh(lock); } static inline void __raw_spin_unlock_bh(raw_spinlock_t *lock) { spin_release(&lock->dep_map, 1, _RET_IP_); do_raw_spin_unlock(lock); __local_bh_enable_ip(_RET_IP_, SOFTIRQ_LOCK_OFFSET); }
2.3 irqsave变种
下面是irqsave的三个变种函数，这些函数和irq变种基本上一致。
只是local_irq_enable()/local_irq_disable()换成了local_irq_save()/local_irq_restore()。
主要是保存和恢复CPSR寄存器内容，这样做的目的是防止破坏掉中断响应的状态。
spin_lock_irqsave()函数：
#define spin_lock_irqsave(lock, flags) \\ do { \\ raw_spin_lock_irqsave(spinlock_check(lock), flags); \\ } while (0) #define raw_spin_lock_irqsave(lock, flags) \\ do { \\ typecheck(unsigned long, flags); \\ flags = _raw_spin_lock_irqsave(lock); \\ } while (0) unsigned long __lockfunc _raw_spin_lock_irqsave(raw_spinlock_t *lock) { return __raw_spin_lock_irqsave(lock); } static inline unsigned long __raw_spin_lock_irqsave(raw_spinlock_t *lock) { unsigned long flags; local_irq_save(flags);------------------------------------------------保存中断转改CPSR寄存器到flags，然后关闭本地CPU中断。 preempt_disable();----------------------------------------------------关闭抢占。 spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 0, _RET_IP_); /* * On lockdep we dont want the hand-coded irq-enable of * do_raw_spin_lock_flags() code, because lockdep assumes * that interrupts are not re-enabled during lock-acquire: */ do_raw_spin_lock_flags(lock, &flags); return flags; } static inline void do_raw_spin_lock_flags(raw_spinlock_t *lock, unsigned long *flags) __acquires(lock) { __acquire(lock); arch_spin_lock_flags(&lock->raw_lock, *flags); } #define arch_spin_lock_flags(lock, flags) arch_spin_lock(lock)
spin_trylock_irqsave()函数：
#define spin_trylock_irqsave(lock, flags) \\ ({ \\ raw_spin_trylock_irqsave(spinlock_check(lock), flags); \\ }) #define raw_spin_trylock_irqsave(lock, flags) \\ ({ \\ local_irq_save(flags); \\ raw_spin_trylock(lock) ? \\ 1 : ({ local_irq_restore(flags); 0; }); \\ })
spin_unlock_irqrestore()函数：
static inline void spin_unlock_irqrestore(spinlock_t *lock, unsigned long flags) { raw_spin_unlock_irqrestore(&lock->rlock, flags); } #define raw_spin_unlock_irqrestore(lock, flags) \\ do { \\ typecheck(unsigned long, flags); \\ _raw_spin_unlock_irqrestore(lock, flags); \\ } while (0) void __lockfunc _raw_spin_unlock_irqrestore(raw_spinlock_t *lock, unsigned long flags) { __raw_spin_unlock_irqrestore(lock, flags); } static inline void __raw_spin_unlock_irqrestore(raw_spinlock_t *lock, unsigned long flags) { spin_release(&lock->dep_map, 1, _RET_IP_); do_raw_spin_unlock(lock); local_irq_restore(flags);-----------------------------------------恢复flags到寄存器中，并打开处理器中断相应。 preempt_enable();-------------------------------------------------打开抢占。 }
2.4 preempt_enable()/preempt_disable()和__local_bh_enable_ip()/__local_bh_disable_ip()
这四个函数都是改变进程preempt_count计数的，其中preempt_enable()/preempt_disable()只修改preempt域，表示是否允许抢占。
#define preempt_enable() \\ do { \\ barrier(); \\ preempt_count_dec(); \\ } while (0) #define preempt_count_dec() preempt_count_sub(1) #define preempt_count_sub(val) __preempt_count_sub(val) #define preempt_disable() \\ do { \\ preempt_count_inc(); \\ barrier(); \\ } while (0) #define preempt_count_inc() preempt_count_add(1) #define preempt_count_add(val) __preempt_count_add(val)
而__local_bh_enable_ip()/__local_bh_disable_ip()修改的内容则是可变的，具体到bh变种中对应的是SOFTIRQ_LOCK_OFFSET。
#define SOFTIRQ_LOCK_OFFSET (SOFTIRQ_DISABLE_OFFSET + PREEMPT_CHECK_OFFSET)
由上面的定义可知，这里可能会禁止软中断和抢占。
void __local_bh_enable_ip(unsigned long ip, unsigned int cnt) { ... preempt_count_sub(cnt - 1); if (unlikely(!in_interrupt() && local_softirq_pending())) { /* * Run softirq if any pending. And do it in its own stack * as we may be calling this deep in a task call stack already. */ do_softirq(); } preempt_count_dec(); ... } static __always_inline void __local_bh_disable_ip(unsigned long ip, unsigned int cnt) { preempt_count_add(cnt); barrier(); }
2.5 local_irq_enable()/local_irq_disable()、local_irq_save()/local_irq_restore()
这四个函数最终都通过架构相关的函数实现。
#define local_irq_enable() do { raw_local_irq_enable(); } while (0) #define local_irq_disable() do { raw_local_irq_disable(); } while (0) #define local_irq_save(flags) \\ do { \\ raw_local_irq_save(flags); \\ } while (0) #define local_irq_restore(flags) do { raw_local_irq_restore(flags); } while (0) #define raw_local_irq_disable() arch_local_irq_disable() #define raw_local_irq_enable() arch_local_irq_enable() #define raw_local_irq_save(flags) \\ do { \\ typecheck(unsigned long, flags); \\ flags = arch_local_irq_save(); \\ } while (0) #define raw_local_irq_restore(flags) \\ do { \\ typecheck(unsigned long, flags); \\ arch_local_irq_restore(flags); \\ } while (0) /* * Disable IRQs */ static inline void arch_local_irq_disable(void) { unsigned long temp; asm volatile( " mrs %0, cpsr @ arch_local_irq_disable\\n" " orr %0, %0, #128\\n" " msr cpsr_c, %0" : "=r" (temp) : : "memory", "cc"); } /* * Enable IRQs */ static inline void arch_local_irq_enable(void) { unsigned long temp; asm volatile( " mrs %0, cpsr @ arch_local_irq_enable\\n" " bic %0, %0, #128\\n" " msr cpsr_c, %0" : "=r" (temp) : : "memory", "cc"); } /* * Save the current interrupt enable state & disable IRQs */ static inline unsigned long arch_local_irq_save(void) { unsigned long flags, temp; asm volatile( " mrs %0, cpsr @ arch_local_irq_save\\n" " orr %1, %0, #128\\n" " msr cpsr_c, %1" : "=r" (flags), "=r" (temp) : : "memory", "cc"); return flags; } static inline void arch_local_irq_restore(unsigned long flags) { asm volatile( " msr " IRQMASK_REG_NAME_W ", %0 @ local_irq_restore" : : "r" (flags) : "memory", "cc"); }
3. spin_lock()和raw_spin_lock()
对于没有打RT-patch的平台，spin_lock()直接调用raw_spin_lock()。
在传统的include/linux/spinlock.h中定义了spin_lock()。
和RT-pathc后的内核差异在spin_lock()的定义转到spinlock_rt.h中去了。
#ifdef CONFIG_PREEMPT_RT_FULL # include <linux/spinlock_rt.h> #else /* PREEMPT_RT_FULL */ ...static __always_inline void spin_lock(spinlock_t *lock) { raw_spin_lock(&lock->rlock); } ... #endif /* !PREEMPT_RT_FULL */
Linux的RT-patch旨在提升Linux内核的实时性，它允许在spinlock锁的临界区内被强占，且临界区内允许进程睡眠等到，这样会导致spinlock语义被修改。
当打开CONFIG_PREEMPT_RT_FULL选项后，spin_lock()的工作就从raw_spin_lock()变成了rt_spin_lock()。
rt_spin_lock()依赖于rt_mutex，其中允许睡眠和抢占。
#define spin_lock(lock) rt_spin_lock(lock) void __lockfunc rt_spin_lock(spinlock_t *lock) { rt_spin_lock_fastlock(&lock->lock, rt_spin_lock_slowlock, true); spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 0, _RET_IP_); } static inline void rt_spin_lock_fastlock(struct rt_mutex *lock, void (*slowfn)(struct rt_mutex *lock, bool mg_off), bool do_mig_dis) { might_sleep_no_state_check(); if (do_mig_dis) migrate_disable(); if (likely(rt_mutex_cmpxchg_acquire(lock, NULL, current))) rt_mutex_deadlock_account_lock(lock, current); else slowfn(lock, do_mig_dis); } static void noinline __sched rt_spin_lock_slowlock(struct rt_mutex *lock, bool mg_off) { ... }
内核中真正不允许睡眠的地方修改为使用raw_spin_lock()，其它地方使用spin_lock()。
spin_lock()和raw_spin_lock()的区别在于：在绝对不允许被强占和睡眠的临界区，应该使用raw_spin_lock()，否则使用spin_lock()。
以上是关于Linux并发与同步专题 spinlock的主要内容，如果未能解决你的问题，请参考以下文章
Linux内核同步 - Read/Write spin lock
Linux内核源码分析 -- 同步原语 -- 自旋锁 spinlock