Linux中自旋锁Spinlock怎么把Ubuntu弄死锁
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背景
由于在多处理器环境中某些资源的有限性，有时需要互斥访问(mutual exclusion)，这时候就需要引入锁的概念，只有获取了锁的任务才能够对资源进行访问，由于多线程的核心是CPU的时间分片，所以同一时刻只能有一个任务获取到锁。
内核当发生访问资源冲突的时候，通常有两种处理方式：
一个是原地等待
一个是挂起当前进程，调度其他进程执行(睡眠)
自旋锁
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)。
自旋锁的优点
自旋锁不会使线程状态发生切换，一直处于用户态，即线程一直都是active的;不会使线程进入阻塞状态，减少了不必要的上下文切换，执行速度快。
非自旋锁在获取不到锁的时候会进入阻塞状态，从而进入内核态，当获取到锁的时候需要从内核态恢复，需要线程上下文切换。(线程被阻塞后便进入内核(Linux)调度状态，这个会导致系统在用户态与内核态之间来回切换，严重影响锁的性能)。
自旋锁的使用
在linux kernel的实现中，经常会遇到这样的场景：共享数据被中断上下文和进程上下文访问，该如何保护呢?
如果只有进程上下文的访问，那么可以考虑使用semaphore或者mutex的锁机制，但是现在中断上下文也掺和进来，那些可以导致睡眠的lock就不能使用了，这时候，可以考虑使用spin lock。
在中断上下文，是不允许睡眠的，所以，这里需要的是一个不会导致睡眠的锁——spinlock。
换言之，中断上下文要用锁，首选 spinlock。
使用自旋锁，有两种方式定义一个锁：
动态的：
spinlock_t lock; spin_lock_init (&lock);
静态的：
DEFINE_SPINLOCK(lock);
使用步骤
spinlock的使用很简单:
我们要访问临界资源需要首先申请自旋锁;
获取不到锁就自旋，如果能获得锁就进入临界区;
当自旋锁释放后，自旋在这个锁的任务即可获得锁并进入临界区，退出临界区的任务必须释放自旋锁。
使用实例
static spinlock_t lock; static int flage = 1; spin_lock_init(&lock); static int hello_open (struct inode *inode, struct file *filep) { spin_lock(&lock); if(flage !=1) { spin_unlock(&lock); return -EBUSY; } flage =0; spin_unlock(&lock); return 0; } static int hello_release (struct inode *inode, struct file *filep) { flage = 1; return 0; }补充
中断上下文不能睡眠的原因是：
1.中断处理的时候,不应该发生进程切换，因为在中断context中，唯一能打断当前中断handler的只有更高优先级的中断，它不会被进程打断，如果在 中断context中休眠，则没有办法唤醒它，因为所有的wake_up_xxx都是针对某个进程而言的，而在中断context中，没有进程的概念，没 有一个task_struct(这点对于softirq和tasklet一样)，因此真的休眠了，比如调用了会导致block的例程，内核几乎肯定会死。
2.schedule()在切换进程时，保存当前的进程上下文(CPU寄存器的值、进程的状态以及堆栈中的内容)，以便以后恢复此进程运行。中断发生后，内核会先保存当前被中断的进程上下文(在调用中断处理程序后恢复);
但在中断处理程序里，CPU寄存器的值肯定已经变化了吧(最重要的程序计数器PC、堆栈SP等)，如果此时因为睡眠或阻塞操作调用了schedule()，则保存的进程上下文就不是当前的进程context了.所以不可以在中断处理程序中调用schedule()。
3.内核中schedule()函数本身在进来的时候判断是否处于中断上下文:
if(unlikely(in_interrupt())) BUG();
因此，强行调用schedule()的结果就是内核BUG。
4.中断handler会使用被中断的进程内核堆栈，但不会对它有任何影响，因为handler使用完后会完全清除它使用的那部分堆栈，恢复被中断前的原貌。
5.处于中断context时候，内核是不可抢占的。因此，如果休眠，则内核一定挂起。
自旋锁的死锁
自旋锁不可递归，自己等待自己已经获取的锁，会导致死锁。
自旋锁可以在中断上下文中使用，但是试想一个场景：一个线程获取了一个锁，但是被中断处理程序打断，中断处理程序也获取了这个锁(但是之前已经被锁住了，无法获取到，只能自旋)，中断无法退出，导致线程中后面释放锁的代码无法被执行，导致死锁。(如果确认中断中不会访问和线程中同一个锁，其实无所谓)。
一、考虑下面的场景(内核抢占场景)：
(1)进程A在某个系统调用过程中访问了共享资源 R
(2)进程B在某个系统调用过程中也访问了共享资源 R
会不会造成冲突呢?
假设在A访问共享资源R的过程中发生了中断，中断唤醒了沉睡中的，优先级更高的B，在中断返回现场的时候，发生进程切换，B启动执行，并通过系统调用访问了R，如果没有锁保护，则会出现两个thread进入临界区，导致程序执行不正确。OK，我们加上spin lock看看如何：A在进入临界区之前获取了spin lock，同样的，在A访问共享资源R的过程中发生了中断，中断唤醒了沉睡中的，优先级更高的B，B在访问临界区之前仍然会试图获取spin lock，这时候由于A进程持有spin lock而导致B进程进入了永久的spin……怎么破?linux的kernel很简单，在A进程获取spin lock的时候，禁止本CPU上的抢占(上面的永久spin的场合仅仅在本CPU的进程抢占本CPU的当前进程这样的场景中发生)。如果A和B运行在不同的CPU上，那么情况会简单一些：A进程虽然持有spin lock而导致B进程进入spin状态，不过由于运行在不同的CPU上，A进程会持续执行并会很快释放spin lock，解除B进程的spin状态。
二、再考虑下面的场景(中断上下文场景)：
运行在CPU0上的进程A在某个系统调用过程中访问了共享资源 R
运行在CPU1上的进程B在某个系统调用过程中也访问了共享资源 R
外设P的中断handler中也会访问共享资源 R
在这样的场景下，使用spin lock可以保护访问共享资源R的临界区吗?
我们假设CPU0上的进程A持有spin lock进入临界区，这时候，外设P发生了中断事件，并且调度到了CPU1上执行，看起来没有什么问题，执行在CPU1上的handler会稍微等待一会CPU0上的进程A，等它立刻临界区就会释放spin lock的，但是，如果外设P的中断事件被调度到了CPU0上执行会怎么样?CPU0上的进程A在持有spin lock的状态下被中断上下文抢占，而抢占它的CPU0上的handler在进入临界区之前仍然会试图获取spin lock，悲剧发生了，CPU0上的P外设的中断handler永远的进入spin状态，这时候，CPU1上的进程B也不可避免在试图持有spin lock的时候失败而导致进入spin状态。为了解决这样的问题，linux kernel采用了这样的办法：如果涉及到中断上下文的访问，spin lock需要和禁止本 CPU 上的中断联合使用。
三、再考虑下面的场景(底半部场景)
linux kernel中提供了丰富的bottom half的机制，虽然同属中断上下文，不过还是稍有不同。我们可以把上面的场景简单修改一下：外设P不是中断handler中访问共享资源R，而是在的bottom half中访问。使用spin lock+禁止本地中断当然是可以达到保护共享资源的效果，但是使用牛刀来杀鸡似乎有点小题大做，这时候disable bottom half就可以了。
四、中断上下文之间的竞争
同一种中断handler之间在uni core和multi core上都不会并行执行，这是linux kernel的特性。如果不同中断handler需要使用spin lock保护共享资源，对于新的内核(不区分fast handler和slow handler)，所有handler都是关闭中断的，因此使用spin lock不需要关闭中断的配合。bottom half又分成softirq和tasklet，同一种softirq会在不同的CPU上并发执行，因此如果某个驱动中的softirq的handler中会访问某个全局变量，对该全局变量是需要使用spin lock保护的，不用配合disable CPU中断或者bottom half。tasklet更简单，因为同一种tasklet不会多个CPU上并发。
自旋锁的实现原理
数据结构
首先定义一个 spinlock_t 的数据类型，其本质上是一个整数值(对该数值的操作需要保证原子性)，该数值表示spin lock是否可用。初始化的时候被设定为1。当thread想要持有锁的时候调用spin_lock函数，该函数将spin lock那个整数值减去1，然后进行判断，如果等于0，表示可以获取spin lock，如果是负数，则说明其他thread的持有该锁，本thread需要spin。
内核中的spinlock_t的数据类型定义如下：
typedef struct spinlock { struct raw_spinlock rlock; } spinlock_t; typedef struct raw_spinlock { arch_spinlock_t raw_lock; } raw_spinlock_t;通用(适用于各种arch)的spin lock使用spinlock_t这样的type name，各种arch定义自己的struct raw_spinlock。听起来不错的主意和命名方式，直到linux realtime tree(PREEMPT_RT)提出对spinlock的挑战。
spin lock的命名规范定义如下：
鸿蒙官方战略合作共建——HarmonyOS技术社区
spinlock，在rt linux(配置了PREEMPT_RT)的时候可能会被抢占(实际底层可能是使用支持PI(优先级翻转)的mutext)。
raw_spinlock，即便是配置了PREEMPT_RT也要顽强的spin
arch_spinlock，spin lock是和architecture相关的，
ARM 结构体系 arch_spin_lock 接口实现
加锁
同样的，这里也只是选择一个典型的API来分析，其他的大家可以自行学习。我们选择的是 arch_spin_lock，其ARM32的代码如下：
static inline void arch_spin_lock(arch_spinlock_t *lock) { unsigned long tmp; u32 newval; arch_spinlock_t lockval; prefetchw(&lock->slock);－－－－－－－－－（0） __asm__ __volatile__( "1: ldrex %0, [%3]\n"－－－－－－－－－（1） " add %1, %0, %4\n" －－－－－－－－－－（2） " strex %2, %1,[%3]\n"－－－－－－－－－（3） " teq %2, #0\n"－－－－－－－－－－－－－（4） " bne 1b" : "=&r" (lockval), "=&r" (newval), "=&r" (tmp) : "r" (&lock->slock), "I" (1 << TICKET_SHIFT) : "cc"); while (lockval.tickets.next != lockval.tickets.owner) {－－－－（5） wfe();－－－－－－－－－－－－（6） lockval.tickets.owner = ACCESS_ONCE(lock->tickets.owner);－－－－（7） } smp_mb();－－－－－－－－－－－（8） }（0）和preloading cache相关的操作，主要是为了性能考虑 （1）lockval = lock->slock (如果lock->slock没有被其他处理器独占，则标记当前执行处理器对lock->slock地址的独占访问；否则不影响) （2）newval = lockval + (1 << TICKET_SHIFT) （3）strex tmp, newval, [&lock->slock] (如果当前执行处理器没有独占lock->slock地址的访问，不进行存储，返回1给temp；如果当前处理器已经独占lock->slock内存访问，则对内存进行写，返回0给temp，清除独占标记) lock->tickets.next = lock->tickets.next + 1 （4）检查是否写入成功 lockval.tickets.next （5）初始化时lock->tickets.owner、lock->tickets.next都为0，假设第一次执行arch_spin_lock，lockval = *lock，lock->tickets.next++，lockval.tickets.next 等于 lockval.tickets.owner，获取到自旋锁；自旋锁未释放，第二次执行的时候，lock->tickets.owner = 0, lock->tickets.next = 1，拷贝到lockval后，lockval.tickets.next != lockval.tickets.owner，会执行wfe等待被自旋锁释放被唤醒，自旋锁释放时会执行 lock->tickets.owner++，lockval.tickets.owner重新赋值 （6）暂时中断挂起执行。如果当前spin lock的状态是locked，那么调用wfe进入等待状态。更具体的细节请参考ARM WFI和WFE指令中的描述。 （7）其他的CPU唤醒了本cpu的执行，说明owner发生了变化，该新的own赋给lockval，然后继续判断spin lock的状态，也就是回到step 5。 （8）memory barrier的操作，具体可以参考memory barrier中的描述。
释放锁
static inline void arch_spin_unlock(arch_spinlock_t *lock) { smp_mb(); lock->tickets.owner++; ---------------------- (0) dsb_sev(); ---------------------------------- (1) }(0)lock->tickets.owner增加1，下一个被唤醒的处理器会检查该值是否与自己的lockval.tickets.next相等，lock->tickets.owner代表可以获取的自旋锁的处理器，lock->tickets.next你一个可以获取的自旋锁的owner;处理器获取自旋锁时，会先读取lock->tickets.next用于与lock->tickets.owner比较并且对lock->tickets.next加1，下一个处理器获取到的lock->tickets.next就与当前处理器不一致了，两个处理器都与lock->tickets.owner比较，肯定只有一个处理器会相等，自旋锁释放时时对lock->tickets.owner加1计算，因此，先申请自旋锁多处理器lock->tickets.next值更新，自然先获取到自旋锁
(1)执行sev指令，唤醒wfe等待的处理器
自旋锁导致死锁实例
死锁的2种情况
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，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
鸿蒙官方战略合作共建——HarmonyOS技术社区
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;
自旋锁必须在可能的最短时间内拥有;
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;
锁的顺序规则 按同样的顺序获得锁; 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 ; 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。
死锁举例
因为自旋锁持有时间非常短，没有直观的现象，下面举一个会导致死锁的实例。
运行条件
虚拟机：vmware
OS ：Ubuntu 14
配置 ：将虚拟机的处理个数设置为1，否则不会死锁
原理
针对单CPU，拥有自旋锁的任务不应该调度会引起休眠的函数，否则会导致死锁。
步骤：
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进程A在open()字符设备后，对应的内核函数会申请自旋锁，此时自旋锁空闲，申请到自旋锁，进程A随即进入执行sleep()函数进入休眠;
在进程A 处于sleep期间，自旋锁一直属于进程A所有;
运行进程B，进程B执行open函数，对应的内核函数也会申请自旋锁，此时自旋锁归进程A所有，所以进程B进入自旋状态;
因为此时抢占已经关闭，系统死锁。
驱动代码如下：
#include#include #include #include #include #include #include static int major = 250; static int minor = 0; static dev_t devno; static struct cdev cdev; static struct class *cls; static struct device *test_device; static spinlock_t lock; static int flage = 1; #define DEAD 1 static int hello_open (struct inode *inode, struct file *filep) { spin_lock(&lock); if(flage !=1) { spin_unlock(&lock); return -EBUSY; } flage =0; #if DEAD #elif spin_unlock(&lock); #endif return 0; } static int hello_release (struct inode *inode, struct file *filep) { flage = 1; #if DEAD spin_unlock(&lock); #endif return 0; } static struct file_operations hello_ops = { .open = hello_open, .release = hello_release, }; static int hello_init(void) { int result; int error; printk("hello_init \n"); result = register_chrdev( major, "hello", &hello_ops); if(result < 0) { printk("register_chrdev fail \n"); return result; } devno = MKDEV(major,minor); cls = class_create(THIS_MODULE,"helloclass"); if(IS_ERR(cls)) { unregister_chrdev(major,"hello"); return result; } test_device = device_create(cls,NULL,devno,NULL,"test"); if(IS_ERR(test_device )) { class_destroy(cls); unregister_chrdev(major,"hello"); return result; } spin_lock_init(&lock); return 0; } static void hello_exit(void) { printk("hello_exit \n"); device_destroy(cls,devno); class_destroy(cls); unregister_chrdev(major,"hello"); return; } module_init(hello_init); module_exit(hello_exit); MODULE_LICENSE("GPL");
测试程序如下：
#include#include #include #include main() { int fd; fd = open("/dev/test",O_RDWR); if(fd<0) { perror("open fail \n"); return; } sleep(20); close(fd); printf("open ok \n "); }
测试步骤：
编译加载内核
make insmod hello.ko
运行进程A
gcc test.c -o a ./a
打开一个新的终端，运行进程B
gcc test.c -o b ./b
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