一、为何会有rw spin lock？
在有了强大的spin lock之后，为何还会有rw spin lock呢？无他，仅仅是为了增加内核的并发，从而增加性能而已。spin lock严格的限制只有一个thread可以进入临界区，但是实际中，有些对共享资源的访问可以严格区分读和写的，这时候，其实多个读的thread进入临界区是OK的，使用spin lock则限制一个读thread进入，从而导致性能的下降。
本文主要描述RW spin lock的工作原理及其实现。需要说明的是Linux内核同步机制之（四）：spin lock是本文的基础，请先阅读该文档以便保证阅读的畅顺。
二、工作原理
1、应用举例
我们来看一个rw spinlock在文件系统中的例子：
static struct file_system_type *file_systems;
static DEFINE_RWLOCK(file_systems_lock);
linux内核支持多种文件系统类型，例如EXT4，YAFFS2等，每种文件系统都用struct file_system_type来表示。内核中所有支持的文件系统用一个链表来管理，file_systems指向这个链表的第一个node。访问这个链表的时候，需要用file_systems_lock来保护，场景包括：
（1）register_filesystem和unregister_filesystem分别用来向系统注册和注销一个文件系统。
（2）fs_index或者fs_name等函数会遍历该链表，找到对应的struct file_system_type的名字或者index。
这些操作可以分成两类，第一类就是需要对链表进行更新的动作，例如向链表中增加一个file system type（注册）或者减少一个（注销）。另外一类就是仅仅对链表进行遍历的操作，并不修改链表的内容。在不修改链表的内容的前提下，多个thread进入这个临界区是OK的，都能返回正确的结果。但是对于第一类操作则不然，这样的更新链表的操作是排他的，只能是同时有一个thread在临界区中。
2、基本的策略
使用普通的spin lock可以完成上一节中描述的临界区的保护，但是，由于spin lock的特定就是只允许一个thread进入，因此这时候就禁止了多个读thread进入临界区，而实际上多个read thread可以同时进入的，但现在也只能是不停的spin，cpu强大的运算能力无法发挥出来，如果使用不断retry检查spin lock的状态的话（而不是使用类似ARM上的WFE这样的指令），对系统的功耗也是影响很大的。因此，必须有新的策略来应对：
我们首先看看加锁的逻辑：
（1）假设临界区内没有任何的thread，这时候任何read thread或者write thread可以进入，但是只能是其一。
（2）假设临界区内有一个read thread，这时候新来的read thread可以任意进入，但是write thread不可以进入
（3）假设临界区内有一个write thread，这时候任何的read thread或者write thread都不可以进入
（4）假设临界区内有一个或者多个read thread，write thread当然不可以进入临界区，但是该write thread也无法阻止后续read thread的进入，他要一直等到临界区一个read thread也没有的时候，才可以进入，多么可怜的write thread。
unlock的逻辑如下：
（1）在write thread离开临界区的时候，由于write thread是排他的，因此临界区有且只有一个write thread，这时候，如果write thread执行unlock操作，释放掉锁，那些处于spin的各个thread（read或者write）可以竞争上岗。
（2）在read thread离开临界区的时候，需要根据情况来决定是否让其他处于spin的write thread们参与竞争。如果临界区仍然有read thread，那么write thread还是需要spin（注意：这时候read thread可以进入临界区，听起来也是不公平的）直到所有的read thread释放锁（离开临界区），这时候write thread们可以参与到临界区的竞争中，如果获取到锁，那么该write thread可以进入。
三、实现
1、通用代码文件的整理
rw spin lock的头文件的结构和spin lock是一样的。include/linux/rwlock_types.h文件中定义了通用rw spin lock的基本的数据结构（例如rwlock_t）和如何初始化的接口（DEFINE_RWLOCK）。include/linux/rwlock.h。这个头文件定义了通用rw spin lock的接口函数声明，例如read_lock、write_lock、read_unlock、write_unlock等。include/linux/rwlock_api_smp.h文件定义了SMP上的rw spin lock模块的接口声明。
需要特别说明的是：用户不需要include上面的头文件，基本上普通spinlock和rw spinlock使用统一的头文件接口，用户只需要include一个include/linux/spinlock.h文件就OK了。
2、数据结构。rwlock_t数据结构定义如下：
typedef struct {
arch_rwlock_t raw_lock;
} rwlock_t;
rwlock_t依赖arch对rw spinlock相关的定义。
3、API
我们整理RW spinlock的接口API如下表：
| 接口API描述 | rw spinlock API |
| 定义rw spin lock并初始化 | DEFINE_RWLOCK |
| 动态初始化rw spin lock | rwlock_init |
| 获取指定的rw spin lock | read_lock write_lock |
| 获取指定的rw spin lock同时disable本CPU中断 | read_lock_irq write_lock_irq |
| 保存本CPU当前的irq状态，disable本CPU中断并获取指定的rw spin lock | read_lock_irqsave write_lock_irqsave |
| 获取指定的rw spin lock同时disable本CPU的bottom half | read_lock_bh write_lock_bh |
| 释放指定的spin lock | read_unlock write_unlock |
| 释放指定的rw spin lock同时enable本CPU中断 | read_unlock_irq write_unlock_irq |
| 释放指定的rw spin lock同时恢复本CPU的中断状态 | read_unlock_irqrestore write_unlock_irqrestore |
| 获取指定的rw spin lock同时enable本CPU的bottom half | read_unlock_bh write_unlock_bh |
| 尝试去获取rw spin lock，如果失败，不会spin，而是返回非零值 | read_trylock write_trylock |
在具体的实现面，如何将archtecture independent的代码转到具体平台的代码的思路是和spin lock一样的，这里不再赘述。
2、ARM上的实现
对于arm平台，rw spin lock的代码位于arch/arm/include/asm/spinlock.h和spinlock_type.h（其实普通spin lock的代码也是在这两个文件中），和通用代码类似，spinlock_type.h定义ARM相关的rw spin lock定义以及初始化相关的宏；spinlock.h中包括了各种具体的实现。我们先看arch_rwlock_t的定义：
typedef struct {
u32 lock;
} arch_rwlock_t;
毫无压力，就是一个32-bit的整数。从定义就可以看出rw spinlock不是ticket-based spin lock。我们再看看arch_write_lock的实现：
static inline void arch_write_lock(arch_rwlock_t *rw)
{
unsigned long tmp;prefetchw(&rw->lock); －－－－－－－知道后面需要访问这个内存，先通知hw进行preloading cache
__asm__ __volatile__(
"1: ldrex %0, [%1] " －－－－－获取lock的值并保存在tmp中
" teq %0, #0 " －－－－－－－－判断是否等于0
WFE("ne") －－－－－－－－－－如果tmp不等于0，那么说明有read 或者write的thread持有锁，那么还是静静的等待吧。其他thread会在unlock的时候Send Event来唤醒该CPU的
" strexeq %0, %2, [%1] " －－－－如果tmp等于0，将0x80000000这个值赋给lock
" teq %0, #0 " －－－－－－－－是否str成功，如果有其他thread在上面的过程插入进来就会失败
" bne 1b" －－－－－－－－－如果不成功，那么需要重新来过，否则持有锁，进入临界区
: "=&r" (tmp) －－－－％0
: "r" (&rw->lock), "r" (0x80000000)－－－－－－－％1和％2
: "cc");smp_mb(); －－－－－－－memory barrier的操作
}
对于write lock，只要临界区有一个thread进行读或者写的操作（具体判断是针对32bit的lock进行，覆盖了writer和reader thread），该thread都会进入spin状态。如果临界区没有任何的读写thread，那么writer进入临界区，并设定lock＝0x80000000。我们再来看看write unlock的操作：
static inline void arch_write_unlock(arch_rwlock_t *rw)
{
smp_mb(); －－－－－－－memory barrier的操作__asm__ __volatile__(
"str %1, [%0] "－－－－－－－－－－－恢复0值
:
: "r" (&rw->lock), "r" (0) －－－－－－－－％0和％1
: "cc");dsb_sev();－－－－－－－memory barrier的操作加上send event，wakeup其他 thread（那些cpu处于WFE状态）
}
write unlock看起来很简单，就是一个lock＝0x0的操作。了解了write相关的操作后，我们再来看看read的操作：
static inline void arch_read_lock(arch_rwlock_t *rw)
{
unsigned long tmp, tmp2;prefetchw(&rw->lock);
__asm__ __volatile__(
"1: ldrex %0, [%2] "－－－－－－－－获取lock的值并保存在tmp中
" adds %0, %0, #1 "－－－－－－－－tmp = tmp + 1
" strexpl %1, %0, [%2] "－－－－如果tmp结果非负值，那么就执行该指令，将tmp值存入lock
WFE("mi")－－－－－－－－－如果tmp是负值，说明有write thread，那么就进入wait for event状态
" rsbpls %0, %1, #0 "－－－－－判断strexpl指令是否成功执行
" bmi 1b"－－－－－－－－－－如果不成功，那么需要重新来过，否则持有锁，进入临界区
: "=&r" (tmp), "=&r" (tmp2)－－－－－－－－－－％0和％1
: "r" (&rw->lock)－－－－－－－－－－－－－－－％2
: "cc");smp_mb();
}
上面的代码比较简单，需要说明的是adds指令更新了状态寄存器（指令中s那个字符就是这个意思），strexpl会根据adds指令的执行结果来判断是否执行。pl的意思就是positive or zero，也就是说，如果结果是正数或者0（没有thread在临界区或者临界区内有若干read thread），该指令都会执行，如果是负数（有write thread在临界区），那么就不执行。OK，最后我们来看read unlock的函数：
static inline void arch_read_unlock(arch_rwlock_t *rw)
{
unsigned long tmp, tmp2;smp_mb();
prefetchw(&rw->lock);
__asm__ __volatile__(
"1: ldrex %0, [%2] "－－－－－－－－获取lock的值并保存在tmp中
" sub %0, %0, #1 "－－－－－－－－tmp = tmp - 1
" strex %1, %0, [%2] "－－－－－－将tmp值存入lock中
" teq %1, #0 "－－－－－－是否str成功，如果有其他thread在上面的过程插入进来就会失败
" bne 1b"－－－－－－－如果不成功，那么需要重新来过，否则离开临界区
: "=&r" (tmp), "=&r" (tmp2)－－－－－－－－－－－－％0和％1
: "r" (&rw->lock)－－－－－－－－－－－－－－－－－％2
: "cc");if (tmp == 0)
dsb_sev();－－－－－如果read thread已经等于0，说明是最后一个离开临界区的reader，那么调用sev去唤醒WFE的cpu core
}
最后，总结一下：
32个bit的lock，0～30的bit用来记录进入临界区的read thread的数目，第31个bit用来记录write thread的数目，由于只允许一个write thread进入临界区，因此1个bit就OK了。在这样的设计下，read thread的数目最大就是2的30次幂减去1的数值，超过这个数值就溢出了，当然这个数值在目前的系统中已经足够的大了，姑且认为它是安全的吧。
四、后记
read/write spinlock对于read thread和write thread采用相同的优先级，read thread必须等待write thread完成离开临界区才可以进入，而write thread需要等到所有的read thread完成操作离开临界区才能进入。正如我们前面所说，这看起来对write thread有些不公平，但这就是read/write spinlock的特点。此外，在内核中，已经不鼓励对read/write spinlock的使用了，RCU是更好的选择。如何解决read/write spinlock优先级问题？RCU又是什么呢？我们下回分解。