【分析笔记】Linux 内核自旋锁的理解和使用原则

自旋锁简单说明：

自旋锁主要解决在竞态并发下，保护执行时间很短的临界区。它只允许一个执行单位进入临界区，在该执行单位离开前，其它的执行单位将会在进入临界区前不停的循环等待(即所谓的自旋)，直至该执行单位离开临界区后，最先等待的一个执行单位会立即进入临界区。此方式不涉及到上下文切换，因此效率极高。

出现并发的场景： 

• 硬中断触发打断当前进程、softirq、tasklet、timer等形成的并发
• softirq(软中断)、tasklet(小任务)、timer(内核定时器) 触发打断 当前进程(或内核线程)形成的并发
• 在 SMP 系统下，多次触发 softirq 之间形成的并发（同一个 softirq 可在多个 cpu 并发执行）
• 在 SMP 系统下，不同 tasklet、timer 之间的并发（同一个 tasklet 和 timer 不会并发执行）
• 在内核抢占的调度机制形成高低优先级进程之间(或内核线程)的并发

额外的注意事项：

一、软中断在同一个cpu下并不会并发，但是在多个cpu下是可以并发的，因此性能很高。

如网卡接受数据，产生一个中断后，被 cpu0 处理，关闭中断后，将数据从网卡的 fifo 拷贝到 ram 之后触发软中断，再打开中断，基于谁触发谁处理原则，cpu0 会继续执行软中断服务函数。此时网卡又再次产生中断，会被 cpu1 处理，同样是关闭中断后拷贝数据再开启中断，再去触发和执行软中断进行网卡数据包处理。若此时 cpu0\cpu1 都还在软中断处理数据，网卡再次产生中断，那么 cpu2 就会继续参与，由此可见，软中断充分利用的多 cpu 进行并发处理，因此性能非常高，但也同时因为并发的存在，就需要考虑临界区的问题。

二、同一个 tasklet、timer 在同一时间，只会在一个cpu上运行，是为了易用性做出的牺牲。

由于 tasklet，timer 都是基于 softirq 的基础实现，为了易用性考虑，与 softirq 不同的是，同一种tasklet、timer 在多个cpu上也不会并行执行，因此不存在并发问题。

其实现原理可以看我的这篇文章：https://blog.youkuaiyun.com/lovemengx/article/details/125947279

三、新版本的 Linux 内核不再支持中断嵌套（不确定是从哪个版本开始，以下为内核补丁说明）
https://git.kernel.org/pub/scm/linux/kernel/git/torvalds/linux.git/commit/?id=e58aa3d2d0cc

自旋锁的种类说明：

最基础的自旋锁有三个版本：

1. spin_lock()\spin_unlock()

这是最基础的自旋锁，也是对系统影响最小的自旋锁，在未获得锁时，会自旋等待进入临界区。

2. spin_lock_bh()\spin_unlock_bh()

这是在最基础的自旋锁上获取锁之前，先关闭中断底半部，明确的来说就是关闭软中断(包含基于软中断实现的 tasklet 和 timer)，主要影响系统的软中断类的并发。

3. spin_lock_irq()\spin_unlock_irq()、spin_lock_irqsave()\spin_unlock_irqrestore()

这是在最基础的自旋锁上获取锁之前，先屏蔽当前 cpu 的中断，禁止内核抢占当前进程，主要用于防止软硬件中断并发，影响最大，它影响了当前 CPU 的软硬中断和进程调度。

spin_lock_irq() 是会屏蔽当前 cpu 所有的中断，spin_unlock_irq() 会开启当前 cpu 所有的中断。spin_lock_irqsave() 是现将当前 cpu 的中断使能位取出来，然后在屏蔽当前 cpu 所有中断，spin_unlock_irqrestore() 再恢复之前的中断使能位。凡是用到 spin_lock_irq()\spin_unlock_irq() 都可以用 spin_lock_irqsave()\spin_unlock_irqrestore() 替换，根据使用情况决定选择哪种方式即可，例如希望中断执行完成后，所有的中断都要开启，那就选择 spin_lock_irq()\spin_unlock_irq()，如果希望中断执行完成后，只需要恢复执行前的中断开关状态，那么就选择 spin_lock_irqsave()\spin_unlock_irqrestore()，如执行前 A中断 本来就要求关闭的，那么执行完之后，还是希望 A中断 仍处于关闭状态。

使用自旋锁的原则：

首先要先明确硬件中断的优先级最高，它可以随时打断软中断和内核线程与用户进程，他们之间的优先级如下：

1:硬中断   >>>   2:软中断(含基于软中断实现的 tasklet、timer)   >>>   3:内核线程\用户进程

然后需要确定谁可能会并发访问临界区，然后遵循如下规则，选择合适的锁即可：

• 低优先级要防着高优先级的，用能禁止高优先级的自旋锁，而高优先级的只需最简单的锁
• 同等级要防着同等级的, 就使用最简单自旋锁

一、低优先级要防着高优先级的，用能禁止高优先级的自旋锁，而高优先级的只需最简单的锁

例子1：用户进程上下文或内核线程 和 硬件中断 都会访问同一个临界区

用户进程：使用 spin_lock_irq()\spin_unlock_irq() 

硬件中断：使用 spin_lock()\spin_unlock() 

进程上下文访问临界区要防止被硬件中断打断侵入，就需要通过调用 spin_lock_irq()\spin_unlock_irq()  禁止当前 CPU 的中断再去获取锁，那么临界区内就不会被硬件中断访问。但它也只能关闭当前 cpu 的中断，此时其它 cpu 还能继续响应中断，所以中断内部还是需要加上 spin_lock()\spin_unlock() 来保护临界区，即使该中断未拿到锁而持续自旋，也不会影响进程上下文继续执行，顶多就自旋等待一会就能获得锁。

这里也能说明，被自旋锁保护的临界区代码不能太过复杂，不然在这种场景下，就会导致中断自旋时间过长，在该中断自旋期间就无法响应其它的中断，如 tick 心跳中断，最终可能导致系统异常死机。

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