https://switch-router.gitee.io/blog/spinlock/
进程(线程)间的同步机制是面试时的常见问题，所以准备用一个系列来好好整理下用户态与内核态的各种同步机制。本文就以内核空间的一种基础同步机制—
自旋锁开始好了
自旋锁就是一个二状态的原子(atomic)变量:
unlockedlocked
当任务A希望访问被自旋锁保护的临界区(Critical Section)，它首先需要这个自旋锁当前处于unlocked状态，然后它会去尝试获取(acquire)这个自旋锁(将这个变量状态修改为locked),
如果在这之后有另一个任务B同样希望去访问这段这段临界区，那么它必须要等到任务A释放(release)掉自旋锁才行，在这之前，任务B会一直等待此处，不段尝试获取(acquire)，也就是我们说的自旋在这里。
如果被问到这个问题，不少人可能根据上面的定义也能总结出来了：
说错了吗？当然没有！并且这些的确都是自旋锁的特点，那么更多呢 ？
为什么内核需要引入自旋锁？回答这个问题之前我想先简单引入以下几个基本概念：
UP表示单处理器，SMP表示对称多处理器(多CPU)。一个处理器就视为一个执行单元，在任何一个时刻，只能运行在一个进程上下文或者中断上下文里。
中断可以发生在任务的指令过程中，如果中断处于使能，会从任务所处的进程上下文切换到中断上下文，在中断上下文中进行所谓的中断处理(ISR)。
内核中使用 local_irq_disable()或者local_irq_save(&flags)来去使能中断。两者的区别是后者会将当前的中断使能状态先保存到flags中。
相反，内核使用local_irq_enale()来无条件的使能中断，而使用local_irq_restore(&flags)来恢复之前的中断状态。
无论是开中断还是关中断的函数都有local前缀, 这表示开关中断的只在当前CPU生效。
抢占，通俗的理解就是内核调度时,高优先级的任务从低优先的任务中抢到CPU的控制权，开始运行，其中又分为用户态抢占和内核态抢占, 本文需要关心的是内核态抢占。
早期版本(比2.6更早的)的内核还是非抢占式内核，也就是说当高优先级任务就绪时，除非低优先级任务主动放弃CPU(比如阻塞或者主动调用Schedule触发调度)，否则高优先级任务是没有机会运行的。
而在此之后，内核可配置为抢占式内核(默认)，在一些时机(比如说中断处理结束，返回内核空间时)，会触发重新调度，此时高优先级的任务可以抢占原来占用CPU的低优先级任务。
需要特别指出的是，抢占同样需要中断处于打开状态！
void __sched notrace preempt_schedule(void)
{
struct thread_info *ti = current_thread_info();
/*
* If there is a non-zero preempt_count or interrupts are disabled,
* we do not want to preempt the current task. Just return..
*/
if (likely(ti->preempt_count || irqs_disabled()))
return;
上面代码中的 preempt_count表示当前任务是否可被抢占，0表示可以被抢占，而大于0表示不可以。而irqs_disabled用来看中断是否关闭。
内核中使用preemt_disbale()来禁止抢占，使用preempt_enable()来使能可抢占。
对于单处理器来说，由于任何一个时刻只会有一个执行单元，因此不存在多个执行单元同时访问临界区的情况。但是依然存在下面的情形需要保护
低优先级任务A进入临界区，但此时发生了调度(比如发生了中断, 然后从中断中返回),高优先级任务B开始运行访问临界区。
解决方案：进入临界区前禁止抢占就好了。这样即使发生了中断，中断返回也只能回到任务A.
任务A进入临界区，此时发生了中断，中断处理函数中也去访问修改临界区。当中断处理结束时，返回任务A的上下文，但此时临界区已经变了！
解决方案：进入临界区前禁止中断(顺便说一句，这样也顺便禁止了抢占)
除了单处理器上的问题之外，多处理上还会面临一种需要保护的情形
任务A运行在CPU_a上，进入临界区前关闭了中断(本地)，而此时运行在CPU_b上的任务B还是可以进入临界区！没有人能限制它
解决方案：任务A进入临界区前持有一个互斥结构，阻止其他CPU上的任务进入临界区，直到任务A退出临界区，释放互斥结构。
这个互斥结构就是自旋锁的来历。所以本质上，自旋锁就是为了针对SMP体系下的同时访问临界区而发明的！
接下来，我们来看一下内核中的自旋锁是如何实现的，我的内核版本是4.4.0
内核使用spinlock结构表示一个自旋锁，如果不开调试信息的话，这个结构就是一个·raw_spinlock·：
typedef struct spinlock {
union {
struct raw_spinlock rlock;
// code omitted
};
} spinlock_t;
将raw_spinlock这个结构展开, 可以看到这是一个体系相关的arch_spinlock_t结构
typedef struct raw_spinlock {
arch_spinlock_t raw_lock;
// code omitted
} raw_spinlock_t;
本文只关心常见的x86_64体系来说，这种情况下上述结构可展开为
typedef struct qspinlock {
atomic_t val;
} arch_spinlock_t;
上面的结构是SMP上的定义，对于UP，arch_spinlock_t就是一个空结构
typedef struct { } arch_spinlock_t;
啊，自旋锁就是一个原子变量(修改这个变量会LOCK总线，因此可以避免多个CPU同时对其进行修改)
内核使用spin_lock_init来进行自旋锁的初始化
# define raw_spin_lock_init(lock) \
do { *(lock) = __RAW_SPIN_LOCK_UNLOCKED(lock); } while (0)
#define spin_lock_init(_lock) \
do { \
spinlock_check(_lock); \
raw_spin_lock_init(&(_lock)->rlock); \
} while (0)
最终val会设置为0 (对于UP，不存在这个赋值)
内核使用spin_lock、spin_lock_irq或者spin_lock_irqsave 完成加锁操作；使用 spin_unlock、spin_unlock_irq或者spin_unlock_irqsave完成对应的解锁。
static inline void spin_lock(spinlock_t *lock)
{
raw_spin_lock(&lock->rlock);
}
对于UP,raw_spin_lock最后会展开为_LOCK
# define __acquire(x) (void)0
#define __LOCK(lock) \
do { preempt_disable(); __acquire(lock); (void)(lock); } while (0)
可以看到，它就是单纯地禁止抢占。这是上面Case 1的解决办法
而对于SMP, raw_spin_lock会展开为
static inline void __raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock)
{
preempt_disable();
spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 0, _RET_IP_);
LOCK_CONTENDED(lock, do_raw_spin_trylock, do_raw_spin_lock);
}
这里同样会禁止抢占，然后由于spin_acquire在没设置CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC时是空操作, 所以关键的语句是最后一句，将其展开后是
#define LOCK_CONTENDED(_lock, try, lock) \
lock(_lock)
所以，真正生效的是
static inline void do_raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock) __acquires(lock)
{
__acquire(lock);
arch_spin_lock(&lock->raw_lock);
}
__acquire并不重要。而arch_spin_lock定义在include/asm-generic/qspinlock.h.这里会检查val，如果当前锁没有被持有(值为0),那么就通过原子操作将其修改为1并返回。
否则就调用queued_spin_lock_slowpath一直自旋。
#define arch_spin_lock(l) queued_spin_lock(l)
static __always_inline void queued_spin_lock(struct qspinlock *lock)
{
u32 val;
val = atomic_cmpxchg(&lock->val, 0, _Q_LOCKED_VAL);
if (likely(val == 0))
return;
queued_spin_lock_slowpath(lock, val);
}
以上就是spin_lock()的实现过程，可以发现除了我们熟知的等待自旋操作之外，它会在之前先调用preempt_disable禁止抢占，不过它并没有禁止中断，也就是说，它可以解决前面说的Case 1和Case 3
但Case 2还是有问题！
使用这种自旋锁加锁方式时，如果本地CPU发生了中断，在中断上下文中也去获取该自旋锁，这就会导致死锁
因此，使用spin_lock()需要保证知道该锁不会在该CPU的中断中使用(其他CPU的中断没问题)
解锁时成对使用的spin_unlock基本就是加锁的逆向操作，在设置了val重新为0之后，使能抢占。
static inline void __raw_spin_unlock(raw_spinlock_t *lock)
{
spin_release(&lock->dep_map, 1, _RET_IP_);
do_raw_spin_unlock(lock);
preempt_enable();
}
这里我们就只关注SMP的情形了，相比之前的spin_lock中调用__raw_spin_lock, 这里多出的一个操作的就是禁止中断。
static inline void __raw_spin_lock_irq(raw_spinlock_t *lock)
{
local_irq_disable(); // 多了一个中断关闭
preempt_disable();
spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 0, _RET_IP_);
LOCK_CONTENDED(lock, do_raw_spin_trylock, do_raw_spin_lock);
}
前面说过，实际禁止中断的时候也就不会发生抢占了，那么这里其实使用preemt_disable禁止抢占是个有点多余的动作。
关于这个问题，可以看以下几个连接的讨论 CU上的讨论 Stackoverflow上的回答 linux DOC
对于的解锁操作是spin_unlock_irq会调用__raw_spin_unlock_irq。相比前一种实现方式，多了一个local_irq_enable
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();
preempt_enable();
}
这种方式也就解决了Case 2
spin_lock_irq还有什么遗漏吗？它没有遗漏，但它最后使用local_irq_enable打开了中断，如果进入临界区前中断本来是关闭，那么通过这一进一出，中断竟然变成打开的了！这显然不合适！
因此就有了spin_lock_irqsave和对应的spin_unlock_irqsave.它与上一种的区别就在于加锁时将中断使能状态保存在了flags
static inline unsigned long __raw_spin_lock_irqsave(raw_spinlock_t *lock)
{
unsigned long flags;
local_irq_save(flags); // 保存中断状态到flags
preempt_disable();
spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 0, _RET_IP_);
do_raw_spin_lock_flags(lock, &flags);
return flags;
}
而在对应的解锁调用时，中断状态进行了恢复，这样就保证了在进出临界区前后，中断使能状态是不变的。
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); // 从 flags 恢复
preempt_enable();
}
SMP系统上的临界区保护，并且在UP系统上也有简化的实现抢占和中断的关系密切API,实际使用时可以灵活使用。