转自：https://blog.csdn.net/adaptiver/article/details/72389453
http://blog.csdn.net/longwang155069/article/details/52055876
自旋锁的引入
原子变量适用在多核之间多单一共享变量进行互斥访问，如果要保护多个变量，并且这些变量之间有逻辑关系时，原子变量就不适用了。例如：常见的双向链表。假设有三个链表节点Ａ、Ｂ、Ｃ。需要将节点Ｂ插入节点Ａ、Ｃ之间。如果ＣＰＵ Ａ刚好将Ａ节点的后向指针指向Ｂ，但是还没有将Ｂ的后向指针指向Ｃ。此时ＣＰＵ Ｂ要遍历链表，这将会一个灾难性的后果。
如果共享数据段在中断上下文或者进程上下文被访问呢？ 如果在进程上下文被访问，完全可以使用信号量semaphore机制来实现互斥。如果在中断上下文被访问呢？ 就不能使用semaphore来实现互斥，因为semaphore会引起睡眠的。这时候就引入了spin_lock
spin_lock的实现思想
先说生活中一个示例，如果机智的你乘坐过火车的话，就一定知道早上6点-7点在火车上厕所的感受了。如果机智你的起来上厕所，发现一大堆人都等着上厕所，男女老少。接设你前面排了三个人，分别为A， B， C。 当A进入厕所之后，关闭了厕所的门，然后就会看见一个红灯亮着“有人“，这时候B，C和机智的你都在等待。当A出来后，B进去不到20s就出来了。然后进去了C，然后你就苦苦的在等待，一直在观察这什么时候红灯熄灭，这让机智的你等待了10min, 然后机智的你进去就10s搞定。好了关于生活的例子说完了，再回到spin_lock中。
可以将厕所当作临界区。A， B， C， 机智的你是四个cpu， 红灯是临界区时候有cpu进入状态。 当A进入临界区（厕所），然后就会将进入状态修改为忙（红灯亮），然后B，C以及机智的你都会判断当前状态，如果是忙，就等待，不忙就让B先进去，B进入之后同样的操作。
spin_lock早期代码分析
因为spin_lock在ARM平台上的实现策略发生过变化，所以先分析以前版本2.6.18的spin_lock。
主要是以SMP系统分析，后面会稍带分析UP系统。
----------------------------------------------------------
#define spin_lock(lock) _spin_lock(lock)
--------------------------------------------------------
void __lockfunc _spin_lock(spinlock_t *lock)
{
preempt_disable();
spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 0, _RET_IP_);
_raw_spin_lock(lock);
}
其中preempt_disable()是用来关闭掉抢占的。如果系统中打开了CONFIG_PREEMPT该选项的话，就是用来关闭系统的抢占，如果没有开启相当于什么都没干，只是为了统一代码。至于这里为什么需要关闭抢占，在后面会说。
spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 0, _RET_IP_);
这段代码使用来调试使用的，没有系统没有开启CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC配置的话，这样代码也相当于什么都没干。继续往下。
define _raw_spin_lock(lock) __raw_spin_lock(&(lock)->raw_lock)
static inline void __raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock)
{
unsigned long tmp;
__asm__ __volatile__(
"1: ldrex %0, [%1]\n"
" teq %0, #0\n"
" strexeq %0, %2, [%1]\n"
" teqeq %0, #0\n"
" bne 1b"
: "=&r" (tmp)
: "r" (&lock->lock), "r" (1)
: "cc");
smp_mb();
}
回头看看spinlock_t变量的定义：
typedef struct {
raw_spinlock_t raw_lock;
} spinlock_t;
typedef struct {
volatile unsigned int lock;
} raw_spinlock_t;
通过层层的调用，最后spinlock_t就是一个volatile unsigned int型变量。
汇编代码C语言解释
1: ldrex %0, [%1]
tmp=lock->lock
读取lock的状态赋值给tmp
teq %0, #0
if(tmp == 0)
判断lock的状态是否为0。如果是0说明可以获得锁；如果不为0，说明自旋锁处于上锁状态，不能访问，执行bne 1b指令，跳到标号1处不停执行。
strexeq %0, %2, [%1]
lock->lock=1
使用常量1来更新锁的状态，并将执行结果放入到tmp中
teqeq %0, #0
if(tmp == 0)
用来判断tmp是否为0，如果为0，表明更新锁的状态成功；如果不为0表明锁的状态没哟更新成功，执行”bne 1b”，跳转到标号1继续执行。
早期spin_lock存在的不公平性
还是回到火车上上厕所的故事中，某天早上去上厕所，发现有一大堆的人都在排队。但是进去厕所的人已经进去了半个小时，后面的人已经开始等待不急了，有的谩骂起来，有人大喊憋不住了，机智你的刚好肚子疼，快憋不住了。刚好排在第一位是你的媳妇，然后你就插队立马上了厕所。你出来后，接着是你儿子，然后你全家。后面的人就一直等待了1个小时终于进入了厕所。
将这个现象转移到程序中就是，在现代多核的cpu中，因为每个cpu都有chach的存在，导致不需要去访问主存获取lock，所以当当前获取lock的cpu，释放锁后，使其他cpu的cache都失效，然后释放的锁在下一次就比较容易进入临界去，导致出现了不公平。
ticket机制原理
先看最新的spin_lock的结构体定义：
typedef struct spinlock {
struct raw_spinlock rlock;
} spinlock_t;
typedef struct raw_spinlock {
arch_spinlock_t raw_lock;
} raw_spinlock_t;
typedef struct {
union {
u32 slock;
struct __raw_tickets {
#ifdef __ARMEB__
u16 next;
u16 owner;
#else
u16 owner;
u16 next;
#endif
} tickets;
};
} arch_spinlock_t;
在分析代码之前，还需要解释一下tickets中的owner和next的含义。详细可见提交： 546c2896a42202dbc7d02f7c6ec9948ac1bf511b
因为有cache的作用，导致本次释放lock的cpu在下一次就可以更快的获取锁。所以在ARMv6上引入了”票”算法来保证每个cpu都是像“FIFO“访问临界区。
还是说回到火车上厕所的事件，还是早上排队上厕所。这时候好多人都插队，导致没有熟人的人一直上不了厕所，于是火车管理员（虚拟的，只是为了讲解原理而已）出现了。火车管理员说“从现在开始不准插队，我来监督，所有人排位一队“。管理员站在厕所门口，让大家都按次序排队上厕所，这时候就没有人插队了。
将这个事件转移到程序中的ticket中。刚开始的时候临界区没有cpu进入，状态是空闲的。next和owner的值都是0，当cpu1进入临界区后。将next++, 当cpu1从临界区域执行完后，将owner++。这时候next和owner都为1,说明临界区没有cpu进入。这时候cpu2进入临界区，将next++, 然后cpu2好像干的活比较多，当cpu3进来后，next++，这时候next已经是3了，当cpu2执行完毕后，owner++，owner的值变为2, 表示让cpu2进入临界区，这就保障了各个cpu之间都是先来后到的执行。
ARM32 上spin_lock代码实现
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)
: "cc");
while (lockval.tickets.next != lockval.tickets.owner) {
wfe();
lockval.tickets.owner = ACCESS_ONCE(lock->tickets.owner);
}
smp_mb();
}
汇编C语言解释
1: ldrex %0, [%3]
lockval = lock
读取锁的值赋值给lockval
add %1, %0, %4
newval = lockval + (1 << 16)
将next++之后的值存在newval中
strex %2, %1, [%3]
lock = newval
将新的值存在lock中，将是否成功结果存入在tmp中
teq %2, #0
if(tmp == 0)
判断上条指令是否成功，如果不成功执行”bne 1b”跳到标号1执行
while (lockval.tickets.next != lockval.tickets.owner) {
wfe();
lockval.tickets.owner = ACCESS_ONCE(lock->tickets.owner);
}
当tickets中的next和owner不相等的时候，说明临界区在忙， 需要等待。然后cpu会执行wfe指令。当其他cpu忙完之后，会更新owner的值，如果owner的值如果与next值相同，那到next号的cpu执行。
ARM64 上spin_lock代码实现
static inline void arch_spin_lock(arch_spinlock_t *lock)
{
unsigned int tmp;
arch_spinlock_t lockval, newval;
asm volatile(
/* Atomically increment the next ticket. */
" prfm pstl1strm, %3\n"
"1: ldaxr %w0, %3\n"
" add %w1, %w0, %w5\n"
" stxr %w2, %w1, %3\n"
" cbnz %w2, 1b\n"
/* Did we get the lock? */
" eor %w1, %w0, %w0, ror #16\n"
" cbz %w1, 3f\n"
/*
* No: spin on the owner. Send a local event to avoid missing an
* unlock before the exclusive load.
*/
" sevl\n"
"2: wfe\n"
" ldaxrh %w2, %4\n"
" eor %w1, %w2, %w0, lsr #16\n"
" cbnz %w1, 2b\n"
/* We got the lock. Critical section starts here. */
"3:"
: "=&r" (lockval), "=&r" (newval), "=&r" (tmp), "+Q" (*lock)
: "Q" (lock->owner), "I" (1 << TICKET_SHIFT)
: "memory");
}
汇编C语言解释
prfm pstl1strm, %3
将lock变量读到cache,增加访问速度
1: ldaxr %w0, %3
lockval = lock
将lock的值赋值给lockval
add %w1, %w0, %w5
newval=lockval + (1 << 16)
将lock中的next++， 然后将结果赋值给newval
stxr %w2, %w1, %3
lock = newval
将newval赋值给lock，同时将是否设置成功结果存放到tmp
cbnz %w2, 1b
if（tmp != 0）goto 1
如果tmp不为0，跳到标号1执行
eor %w1, %w0, %w0, ror #16
if(next == owner)
判断next是否等于owner
cbz %w1, 3f
if(newval == 0)
进入临界区
2: wfe
自旋等待
ldaxrh %w2, %4
tmp = lock->owner
获取当前的Owner值存放在tmp中
eor %w1, %w2, %w0, lsr #16
if(next == owner)
判断next是否等于owner
cbnz %w1, 2b
如果不等跳到标号2自旋，负责进入临界区域
ARM64 上spin_unlock代码实现
static inline void arch_spin_unlock(arch_spinlock_t *lock)
{
asm volatile(
" stlrh %w1, %0\n"
: "=Q" (lock->owner)
: "r" (lock->owner + 1)
: "memory");
}
解锁的操作相对简单，就是给owner执行加1的操作。
读写锁rwlock
http://blog.csdn.net/longwang155069/article/details/52211024
读写锁引入
在前面小节分析了spin_lock的实现，可以知道spin_lock只允许一个thread进入临界区，而且对进入临界区中的操作不做细分。但是在实际中，对临界区的操作分为读和写。如果按照spin_lock的实现，当多个read thread都想进入临界区读取的时候，这时候只有一个read thread进入到临界区，这样效率和性能明显下降。所以就针对某些操作read thread占绝大多数的情况下，提出了读写锁的概念。
读写锁的基本原理
加锁操作
假设当前临界区没有任何进程，这时候read进程或者write进程都可以进来，但是只能是其一
如果当前临界区只有一个read进程，这时候任意的read进程都可以进入，但是write进程不能进入
如果当前临界区只有一个write进程，这时候任何read/write进程都无法进入。只能自旋等待
如果当前当前临界区有好多个read进程，同时read进程依然还会进入，这时候进入的write进程只能等待。直到临界区一个read进程都没有，才可进入
解锁操作
如果在read进程离开临界区的时候，需要根据情况决定write进程是否需要进入。只有当临界区没有read进程了，write进程方可进入。
如果在write进程离开临界区的时候，无论write进程或者read进程都可进入临界区，因为write进程是排它的。
读写锁的定义
[cpp] view plain copy
typedef struct {
arch_rwlock_t raw_lock;
} rwlock_t;
typedef struct {
volatile unsigned int lock;
} arch_rwlock_t;
可以看到读写锁与spin_lock的定义最终相同，只是名字不同罢了。
读写锁API
加锁API
read_lock(lock)/write_lock(lock) #获取指定的锁
read_trylock(lock)/write_trylock(lock) #尝试获取锁，如果失败不spin，直接返回
read_lock_irq(lock)/write_lock_irq(lock) #获取指定的锁，同时关掉本地cpu中断
read_lock_irqsave(lock, flags)/write_lock_irqsave(lock, flags) #保存本地cpu的irq标志，然后关掉cpu中断，获取指定锁
read_lock_bh(lock)/read_lock_bh(lock) #获取指定的锁，同时关掉中断下半部(bottom half)
解锁API
read_unlock(lock)/write_unlock(lock) #释放指定的锁
read_unlock_irq(lock)/write_unlock_irq(lock) #释放指定的锁，同时使能cpu中断
read_unlock_irqrestore/write_unlock_irqrestore #释放锁，同时使能cpu中断，恢复cpu的标识
read_unlock_bh/write_unlock_bh #释放锁，同时使能cpu中断的下半部
读写锁的实现
写入者加锁操作：
[cpp] view plain copy
/*
* Write lock implementation.
*
* Write locks set bit 31. Unlocking, is done by writing 0 since the lock is
* exclusively held.
*
* The memory barriers are implicit with the load-acquire and store-release
* instructions.
*/
static inline void arch_write_lock(arch_rwlock_t *rw)
{
unsigned int tmp;
asm volatile(
" sevl\n"
"1: wfe\n"
"2: ldaxr %w0, %1\n"
" cbnz %w0, 1b\n"
" stxr %w0, %w2, %1\n"
" cbnz %w0, 2b\n"
: "=&r" (tmp), "+Q" (rw->lock)
: "r" (0x80000000)
: "memory");
}
通过注释： write操作的上锁操作是给bit31写1， 解锁操作就是给bit31写0
[cpp] view plain copy
" sevl\n"
"1: wfe\n"
使cpu进入低功耗模式
[cpp] view plain copy
2: ldaxr %w0, %1\n
读取锁的值，赋值给tmp变量
[cpp] view plain copy
cbnz %w0, 1b
如果tmp的值不为0， 跳转到标号1重新执行。不等于0说明有read/write进程正在持有锁，所以需要进入低功耗等待。
[cpp] view plain copy
stxr %w0, %w2, %1
将锁的bit31设置为1， 然后将设置结果放入tmp中。
[cpp] view plain copy
cbnz %w0, 2b
如果tmp的值不为0，说明上条指令执行失败，跳转到标号2继续执行。
可以看到，对于wirte操作，只要临界区有read/write进程存在，就需要自旋等待，直到临界区没有任何进程存在。
写入者解锁操作：
[cpp] view plain copy
static inline void arch_write_unlock(arch_rwlock_t *rw)
{
asm volatile(
" stlr %w1, %0\n"
: "=Q" (rw->lock) : "r" (0) : "memory");
}
写操作很简单，就是将锁的值全部清为0而已。
读取者加锁操作：
[cpp] view plain copy
/*
* Read lock implementation.
*
* It exclusively loads the lock value, increments it and stores the new value
* back if positive and the CPU still exclusively owns the location. If the
* value is negative, the lock is already held.
*
* During unlocking there may be multiple active read locks but no write lock.
*
* The memory barriers are implicit with the load-acquire and store-release
* instructions.
*/
static inline void arch_read_lock(arch_rwlock_t *rw)
{
unsigned int tmp, tmp2;
asm volatile(
" sevl\n"
"1: wfe\n"
"2: ldaxr %w0, %2\n"
" add %w0, %w0, #1\n"
" tbnz %w0, #31, 1b\n"
" stxr %w1, %w0, %2\n"
" cbnz %w1, 2b\n"
: "=&r" (tmp), "=&r" (tmp2), "+Q" (rw->lock)
:
: "memory");
}
读取者进入临界区先要判断是否有write进程在临界区，如果有必须自旋。如果没有，则可以进入临界区。
[cpp] view plain copy
2: ldaxr %w0, %2
读取锁的值，赋值给tmp变量。
[cpp] view plain copy
add %w0, %w0, #1
将tmp的值加1， 然后将结果放入tmp中。
[cpp] view plain copy
tbnz %w0, #31, 1b
判断tmp[31]是否等于0，不等于0也就是说write进程在临界区，需要自旋等待，跳到标号1继续。
[cpp] view plain copy
stxr %w1, %w0, %2
将tmp的值复制给lock，然后将结果放入tmp2中。
[cpp] view plain copy
cbnz %w1, 2b
判断tmp2是否等于0，不等于0就跳到标号2继续。
可以看到read操作需要先判断临界区是否有write进程存在，如果有就需要自旋。
读取者解锁操作：
[cpp] view plain copy
static inline void arch_read_unlock(arch_rwlock_t *rw)
{
unsigned int tmp, tmp2;
asm volatile(
"1: ldxr %w0, %2\n"
" sub %w0, %w0, #1\n"
" stlxr %w1, %w0, %2\n"
" cbnz %w1, 1b\n"
: "=&r" (tmp), "=&r" (tmp2), "+Q" (rw->lock)
:
: "memory");
}
读取者退出临界区只需要将锁的值减1即可。
[cpp] view plain copy
1: ldxr %w0, %2
读取锁的值，复制给tmp
[cpp] view plain copy
sub %w0, %w0, #1
将tmp的值减去1，同时将结果放入到tmp中
[cpp] view plain copy
stlxr %w1, %w0, %2
将tmp的值复制给lock，然后将结果存放到tmp2
[cpp] view plain copy
cbnz %w1, 1b
如果tmp2的值不为0，就跳转到标号1继续执行。
小节
从上面的定义可知，lock的是一个unsigned int的32位数。 0-32bit用来表示read thread counter, 31bit用来表示write therad counter。 这样设计是因为write进程每次进入临界区只能有一个，所以一个bit就可以。剩余的31bit位全部给read therad使用。
从概率上将，当一个进程试图去写时，成功获得锁的几率要远小于读进程概率。所以在一个读写相互依赖的系统中，这种设计会导致读取者饥饿，也就是没有数据可读。所以读写锁使用的系统就是读操作占用绝大多数，这样读写操作就比以前的spin lock大大提升效率和性能。
参考文章
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