一、spin_lock概述
1. spin lock 是一种可休眠锁，可用于原子上下文。当获取不到锁的时候会spin等待，此时是running状态。
2. spin lock 的发展到现在经历了四个阶段
(1) CAS
锁只有一个原子变量，执行单个 compare-and-swap 指令来获取锁。问题是没有公平可言，无法让等待最长的那个任务优先拿到锁，为了解决这个问题引入了ticket spinlock。
(2) ticket spinlock
类似排队叫号，只有任务手中事先领取的号和被叫到的号相等时才能持锁进入临界区。这解决了不公平的问题。但是出现叫号时，所有等待的任务所在的cpu都要读取内存，刷新对应的cache line，而只有获取锁的那个任务所在的cpu对cache line 的刷新才是有意义的，锁争抢的越激烈，无谓的开销也就越大。
(3) MCS Lock
在ticket spinlock的基础上做一定的修改，让多个CPU不再等待同一个spinlock变量，而是基于各自的per-CPU的变量进行等待，那么每个CPU平时只需要查询自己对应的这个变量所在的本地cache line，仅在这个变量发生变化的时候，才需要读取内存和刷新这条cache line，这样就可以解决上述问题。要实现类似这样的spinlock的分身，其中的一种方法就是使用MCS lock。试图获取一个spinlock的每个CPU，都有一份自己的MCS lock。
(4) qspinlock
相比起Linux中只占4个字节的ticket spinlock，MCS lock多了一个指针，要多占4（或者8）个字节，消耗的存储空间是原来的2-3倍。qspinlock的首要目标就是改进原生的MCS lock结构体，尽量将原生MCS lock要包含的内容塞进4字节的空间里。
如果只有1个或2个CPU试图获取锁，那么只需要一个4字节的qspinlock就可以了，其所占内存的大小和ticket spinlock一样。当有3个以上的CPU试图获取锁，需要一个qspinlock加上(N-2)个MCS node。
qspinlock中加入”pending”位域，如果是两个CPU试图获取锁，那么第二个CPU只需要简单地设置”pending”为1，而不用另起炉灶创建一个MCS node。
试图加锁的CPU数目超过3个是小概率事件，但一旦发生，使用ticket spinlock机制就会造成多个CPU的cache line无谓刷新的问题，而qspinlock可以利用MCS node队列来解决这个问题。
可见，使用qspinlock机制来实现spinlock，具有很好的可扩展性，也就是无论当前锁的争抢程度如何，性能都可以得到保证。
二、相关数据结构
1. struct spinlock
除去使能deug才会有的相关成员，结构如下：
typedef struct spinlock { //include/linux/spinlock_types.h struct raw_spinlock rlock; } spinlock_t; typedef struct raw_spinlock { //include/linux/spinlock_types.h arch_spinlock_t raw_lock; } raw_spinlock_t; typedef struct qspinlock { //include/asm-generic/qspinlock_types.h union { /* * "val"作为一个32位的变量，包含了三个部分："locked byte", * "pending"和"tail"，"tail"又细分为"tail index"和"tail cpu" * * bit0-7: locked byte * bit8: pending * bit9-15: not used(实际上算在pending上了，只不过只使用了bit8) * bit16-17: tail index * bit18-31: tail cpu(+1) * * 为了方便演示和说明，下面将"tail"表示为x, "pending"表示为y, * "locked byte"表示为z, 组成一个三元组(x,y,z) */ atomic_t val; struct { u16 tail; u16 locked_pending; }; struct { u8 reserved[2]; u8 pending; u8 locked; }; }; } arch_spinlock_t;
其实 arch_spinlock_t 结构中只是一个 val 变量，分成多个位段使用，但是为了使用方便，不用进行位于/位或的操作，将其定义成了联合体，每个变量表示val中的一个位段。
spinlock 结构中只有一个类型为 raw_spinlock 的 rlock 成员。而 raw_spinlock 结构中只有一个类型为 qspinlock 的 raw_lock 成员。qspinlock 结构中维护的是一个联合体。
val：为0表示没有人持锁，然后对其赋值为 _Q_LOCKED_VAL(1)表示持有了该锁。
2. struct qnode
struct qnode { //kernel/locking/qspinlock.c struct mcs_spinlock mcs; #ifdef CONFIG_PARAVIRT_SPINLOCKS //默认不使能，没有下面成员 long reserved[2]; #endif }; struct mcs_spinlock { //kernel/locking/mcs_spinlock.h struct mcs_spinlock *next; /* 组成单链表 */ int locked; /* 1 if lock acquired */ int count; /* nesting count, see qspinlock.c */ }; static DEFINE_PER_CPU_ALIGNED(struct qnode, qnodes[MAX_NODES]); //MAX_NODES=4
MAX_NODES=4, 因为CPU只能处于4种上下文(thread、soft irq、irq、nmi)，因此一个CPU最多只能同时持有4个spin_lock，嵌套4层。本次使用哪个 qnode 结构是由 lock->val 的 tail_cpu 和 tail idx 决定。
三、相关函数
1. 初始化函数
//定义并初始化为unlock状态的，名为x的spin_lock变量。 DEFINE_SPINLOCK(x); //初始化为非持锁状态 spin_lock_init(_lock) //include/linux/spinlock.h 宏
2. 上锁函数
//里面直接调用的是 raw_spin_lock(&lock->rlock) static __always_inline void spin_lock(spinlock_t *lock) //include/linux/spinlock.h //里面直接调用的是 raw_spin_lock_bh(&lock->rlock) static __always_inline void spin_lock_bh(spinlock_t *lock) //include/linux/spinlock.h //里面直接调用的是 raw_spin_lock_irq(&lock->rlock) static __always_inline void spin_lock_irq(spinlock_t *lock) //include/linux/spinlock.h //宏，等效于 raw_spin_lock_irqsave(spinlock_check(lock), flags) spin_lock_irqsave(lock, flags) //include/linux/spinlock.h 宏
3. 解锁函数
//里面直接调用的是 raw_spin_unlock(&lock->rlock) static __always_inline void spin_unlock(spinlock_t *lock) //include/linux/spinlock.h //里面直接调用的是 raw_spin_unlock_bh(&lock->rlock) static __always_inline void spin_unlock_bh(spinlock_t *lock) //include/linux/spinlock.h //里面直接调用的是 raw_spin_unlock_irq(&lock->rlock) static __always_inline void spin_unlock_irq(spinlock_t *lock) //include/linux/spinlock.h //里面直接调用的是 raw_spin_unlock_irqrestore(&lock->rlock, flags) static __always_inline void spin_unlock_irqrestore(spinlock_t *lock, unsigned long flags) //include/linux/spinlock.h
4. 尝试获取锁函数
//里面直接调用的是 raw_spin_trylock(&lock->rlock) static __always_inline int spin_trylock(spinlock_t *lock) //include/linux/spinlock.h //里面直接调用的是 raw_spin_trylock_bh(&lock->rlock) static __always_inline int spin_trylock_bh(spinlock_t *lock) //include/linux/spinlock.h //里面直接调用的是 raw_spin_trylock_irq(&lock->rlock) static __always_inline int spin_trylock_irq(spinlock_t *lock) //include/linux/spinlock.h //宏，里面直接调用的是 raw_spin_trylock_irqsave(spinlock_check(lock), flags); spin_trylock_irqsave(lock, flags) //include/linux/spinlock.h 宏
5. 判断上锁状态
//直接调用的是 raw_spin_is_locked(&lock->rlock), 直接返回的是lock->val，非0表示locked的状态，0表示非locked状态 static __always_inline int spin_is_locked(spinlock_t *lock) //include/linux/spinlock.h //直接调用的是 raw_spin_is_contended(&lock->rlock), 判断锁是否处于被竞争状态，也即是否有任务在等待获取锁，为真表示锁处于竞争状态 static __always_inline int spin_is_contended(spinlock_t *lock) //include/linux/spinlock.h //判断上锁状态，等效于调用 BUG_ON(!raw_spin_is_locked(&lock->rlock)) assert_spin_locked(lock) //include/linux/spinlock.h 宏
raw_XXX() 函数是直接对 lock->rlock 操作，一般使用不会直接使用。
可以看到，spin lock的使用是需要区分是何种上下文的。spin_lock() 在持锁前先关抢占，通过在 current->thread_info.preempt.count 的"preempt bit"位段上加1来实现。spin_lock_bh() 持锁前先关底半部，通过在"software interrupt count" bit位段上加2和在"preempt bit"位段上加1实现的。spin_lock_irq() 持锁之前先关本地中断，再关抢占(这里关中断是没有直接操作preempt.count的位段)。spin_lock_irqsave() 持锁之前先关中断再关抢占，同时保存中断标志位。
6. 还可以直接使用 raw_spinlock_t 和与其配套的一组 raw_spin_xxx()
#define DEFINE_RAW_SPINLOCK(x) //include/linux/spinlock_types.h raw_spin_lock_irqsave(lock, flags) //include/linux/spinlock.h raw_spin_unlock_irqrestore(lock, flags) //include/linux/spinlock.h ...
四、上锁代码分析
1. spin_lock()
static __always_inline void spin_lock(spinlock_t *lock) //include/linux/spinlock.h { raw_spin_lock(&lock->rlock); } #define raw_spin_lock(lock) _raw_spin_lock(lock) //include/linux/spinlock.h void __lockfunc _raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock) //kernel/locking/spinlock.c { __raw_spin_lock(lock); } static inline void __raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock) //include/linux/spinlock_api_smp.h { /* 关抢占 */ preempt_disable(); /* 默认不使能 CONFIG_LOCKDEP，是个空函数 */ spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 0, _RET_IP_); /* 默认不使能 CONFIG_LOCK_STAT, 等效于 do_raw_spin_lock(lock) */ LOCK_CONTENDED(lock, do_raw_spin_trylock, do_raw_spin_lock); } static inline void do_raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock) __acquires(lock) //include/linux/spinlock.h { /* 静态代码检查相关，忽略之 */ __acquire(lock); arch_spin_lock(&lock->raw_lock); mmiowb_spin_lock(); } #define arch_spin_lock(l) queued_spin_lock(l) //include/asm-generic/qspinlock.h /** * queued_spin_lock - acquire a queued spinlock * @lock: Pointer to queued spinlock structure, that is arch_spinlock_t. */ static __always_inline void queued_spin_lock(struct qspinlock *lock) //include/asm-generic/qspinlock.h { u32 val = 0; /* * 参数(*v, *old, new): * if (*v == *old) {*v = new; return true;} * if (*v != *old) {*old = *v; return false;} * * 如果 lock->val == 0, lock->val = _Q_LOCKED_VAL; return true; * 也就是说 lock->val 为0表示没有人持锁，此时赋值为1表示持有了该锁 */ if (likely(atomic_try_cmpxchg_acquire(&lock->val, &val, _Q_LOCKED_VAL))) return; /* 若是上面持锁失败，进入持锁慢速路径，上面进行了赋值，传参 val=lock->val */ queued_spin_lock_slowpath(lock, val); }
spin_lock 持锁慢速路径 queued_spin_lock_slowpath():
/** * queued_spin_lock_slowpath - acquire the queued spinlock * @lock: Pointer to queued spinlock structure * @val: Current value of the queued spinlock 32-bit word * * val: (queue tail(bit16-31 x), pending bit(bit8 y), lock value(bit0-7 z)) * * fast : slow : unlock * : : * uncontended (0,0,0) -:--> (0,0,1) ------------------------------:--> (*,*,0) * : | ^--------.------. / : * : v \ \ | : * pending : (0,1,1) +--> (0,1,0) \ | : * : | ^--' | | : * : v | | : * uncontended : (n,x,y) +--> (n,0,0) --' | : * queue : | ^--' | : * : v | : * contended : (*,x,y) +--> (*,0,0) ---> (*,0,1) -' : * queue : ^--' : */ /* queued_spin_lock 传参(lock, lock->val) */ void queued_spin_lock_slowpath(struct qspinlock *lock, u32 val) { struct mcs_spinlock *prev, *next, *node; u32 old, tail; int idx; /* 32 >= 1<<14 恒不成立 */ BUILD_BUG_ON(CONFIG_NR_CPUS >= (1U << _Q_TAIL_CPU_BITS)); /* 默认为false，恒不执行 */ if (pv_enabled()) goto pv_queue; /* 默认为false，恒不执行 */ if (virt_spin_lock(lock)) return; /* * Wait for in-progress pending->locked hand-overs with a bounded * number of spins so that we guarantee forward progress. 0,1,0 -> 0,0,1 */ /* * 进入慢速路径时有任务在等待spin lock，执行这段代码时间内它可能已经获取到spin lock了， * 这里更新下从 lock->val 读取到的值. */ if (val == _Q_PENDING_VAL) { //1<<8 int cnt = _Q_PENDING_LOOPS; //1 /* * 函数作用：死循环读取 lock->val 的值，直到arg2为真才返回读取的结果。 * VAL为读取的 lock->val 的值. * 含义为死循环读取 lock->val 的值，直到 lock->val != _Q_PENDING_VAL(即1<<8), * 或尝试读取的次数达到cnt次，这里cnt初始化为1，其实就只是读取一次。 */ val = atomic_cond_read_relaxed(&lock->val, (VAL != _Q_PENDING_VAL) || !cnt--); } /* * If we observe any contention; queue. * * 除了lock value(即z)之外，还有其它位段不为0，说明已经有任务处于pending等锁的状态了， * 那么就直接queue，在自己的mcs锁上自旋，不要在lock->val上自旋了。 */ if (val & ~_Q_LOCKED_MASK) // val & ~0xff goto queue; /* * trylock || pending * 0,0,* -> 0,1,* -> 0,0,1 pending, trylock * * 代码走到这里，说明没有任务处于pending状态，那么设置锁的pending标志，标识本任务 * 要pending了。 * 函数等效于 ret = lock->val; lock->val |= _Q_PENDING_VAL(1<<8); val = ret; */ val = queued_fetch_set_pending_acquire(lock); /* * If we observe contention, there is a concurrent locker. * * Undo and queue; our setting of PENDING might have made the * n,0,0 -> 0,0,0 transition fail and it will now be waiting * on @next to become !NULL. * * 在执行这段代码期间，若是有任务进入了pending状态(设置了pending标识或 * 在msc lock上spin了)，那么也是要直接queue的，在自己的msc lock上spin， * 不要在lock->val上spin了。 * 若情况是其它任务在mcs lock上自旋了，就清除自己或上的pending标志。 */ if (unlikely(val & ~_Q_LOCKED_MASK)) { //~0xff /* Undo PENDING if we set it. */ if (!(val & _Q_PENDING_MASK)) //_Q_PENDING_MASK = 0xff<<8 /* 直接 lock->pending=0, 将pending位段清0，看来pending位段只使用了bit8 */ clear_pending(lock); goto queue; } /* * We're pending, wait for the owner to go away. * * 0,1,1 -> 0,1,0 * * this wait loop must be a load-acquire such that we match the * store-release that clears the locked bit and create lock * sequentiality; this is because not all * clear_pending_set_locked() implementations imply full * barriers. * * 代码走到这里，说明目前只有一个任务正持有锁(也可能已经释放了)，且没有任务等待。 * 那么就在 lock->val 上自旋等待，只有锁的owner退出临界区。 * 上面的这个pending位段为1还是上面本任务设置的。 */ if (val & _Q_LOCKED_MASK) //0xff atomic_cond_read_acquire(&lock->val, !(VAL & _Q_LOCKED_MASK)); //【1. 在 lock->val 上spin】 /* * take ownership and clear the pending bit. * 0,1,0 -> 0,0,1 * * owner退出临界区释放锁了，我们就获取锁，清除我们设置的pending标志位。 * 通过将bit0-15设置为1来实现的。 */ clear_pending_set_locked(lock); /* 默认不使能CONFIG_LOCK_EVENT_COUNTS，为空 */ lockevent_inc(lock_pending); /* 这个路径下，我们就是锁的第一继承人，获取到锁后就退出了 */ return; /* * End of pending bit optimistic spinning and beginning of MCS queuing. * * 下面就是非第一位继承人，要在自己的msc node节点上自旋了。 */ queue: /* 原生有记录进入执行慢速路径的次数 */ lockevent_inc(lock_slowpath); pv_queue: /* 获取当前cpu的spin lock嵌套深度 */ node = this_cpu_ptr(&qnodes[0].mcs); idx = node->count++; //先赋值，再嵌套计数加1 //对tail(即x)的tail cpu和tail idx位段进行编码 tail = encode_tail(smp_processor_id(), idx); /* * 4 nodes are allocated based on the assumption that there will * not be nested NMIs taking spinlocks. That may not be true in * some architectures even though the chance of needing more than * 4 nodes will still be extremely unlikely. When that happens, * we fall back to spinning on the lock directly without using * any MCS node. This is not the most elegant solution, but is * simple enough. * 翻译：基于不会有嵌套 NMI 采用自旋锁的假设分配了 4 个节点。这在某 * 些架构中可能并非如此，即使需要超过 4 的可能性仍然极小。发生这种情 * 况时，我们会退回到直接在锁上自旋而不使用任何 MCS 节点。这不是最优 * 雅的解决方案，但足够简单。 * 判断了等于，说明最大只允许嵌套3层。这里有个统计，若为真，说明出现 * 了nmi中断中持spin lock锁的嵌套。 */ if (unlikely(idx >= MAX_NODES)) { lockevent_inc(lock_no_node); /* 退回到在 lock->val 上spin的状态，几乎不可能进到上面if语句中来 */ while (!queued_spin_trylock(lock)) cpu_relax(); goto release; } /* 返回当前cpu的 qnodes[idx].mcs 节点的地址 */ node = grab_mcs_node(node, idx); /* Keep counts of non-zero index values: */ lockevent_cond_inc(lock_use_node2 + idx - 1, idx); /* * Ensure that we increment the head node->count before initialising * the actual node. If the compiler is kind enough to reorder these * stores, then an IRQ could overwrite our assignments. */ barrier(); /*不是继承者locked为0, 最尾部节点指向NULL */ node->locked = 0; node->next = NULL; /* 默认没有定义_GEN_PV_LOCK_SLOWPATH，是空函数 */ pv_init_node(node); /* * We touched a (possibly) cold cacheline in the per-cpu queue node; * attempt the trylock once more in the hope someone let go while we * weren't watching. * 尝试获取锁，成功返回1，失败返回0 */ if (queued_spin_trylock(lock)) goto release; /* * Ensure that the initialisation of @node is complete before we * publish the updated tail via xchg_tail() and potentially link * @node into the waitqueue via WRITE_ONCE(prev->next, node) below. */ smp_wmb(); /* * Publish the updated tail. We have already touched the queueing cacheline; * don't bother with pending stuff. * p,*,* -> n,*,* */ /* * 等效于：ret=lock->tail; lock->tail=tail>>_Q_TAIL_OFFSET; old = ret<<_Q_TAIL_OFFSET * 也即是将 tail值赋值给lock->val的bit16-31. * 也就是说 lock->tail 恒指向最后一个pending锁的任务对应的msc node节点上 ########### */ old = xchg_tail(lock, tail); next = NULL; /* * if there was a previous node; link it and wait until reaching the head of the * waitqueue. * 为真，说明之前已经有mcs node等待节点存在了。 */ if (old & _Q_TAIL_MASK) { //bit16-bit31, 也即是tail的掩码 /* 获取的是cpu的嵌套深度idx为下标的节点 */ prev = decode_tail(old); //return per_cpu_ptr(&qnodes[idx].mcs, cpu) /* Link @node into the waitqueue. 构建msc链表 */ WRITE_ONCE(prev->next, node); pv_wait_node(node, prev); //空函数 /* 死循环，spin等待，直到 node->locked 不为0才退出spin */ arch_mcs_spin_lock_contended(&node->locked); //【2. 在 mcs node->locked 上spin】 /* * While waiting for the MCS lock, the next pointer may have * been set by another lock waiter. We optimistically load * the next pointer & prefetch the cacheline for writing * to reduce latency in the upcoming MCS unlock operation. * 翻译：在等待 MCS 锁时，下一个指针可能已被另一个锁的waiter设置(在另一个cpu上， * 若被设置next就不为NULL)。我们乐观地加载下一个指针并为写入预取缓存线，以减少 * 即将到来的 MCS 解锁操作的延迟。 */ next = READ_ONCE(node->next); if (next) prefetchw(next); //cache line预取 } /* * we're at the head of the waitqueue, wait for the owner & pending to * go away. * * *,x,y -> *,0,0 * * this wait loop must use a load-acquire such that we match the * store-release that clears the locked bit and create lock * sequentiality; this is because the set_locked() function below * does not imply a full barrier. * * The PV pv_wait_head_or_lock function, if active, will acquire * the lock and return a non-zero value. So we have to skip the * atomic_cond_read_acquire() call. As the next PV queue head hasn't * been designated yet, there is no way for the locked value to become * _Q_SLOW_VAL. So both the set_locked() and the * atomic_cmpxchg_relaxed() calls will be safe. * * If PV isn't active, 0 will be returned instead. * */ /* 没有使能，函数直接返回0 */ if ((val = pv_wait_head_or_lock(lock, node))) goto locked; /* 代码走到这里，当前任务就是锁的第一继承人了 */ /* * 死循环等待，直到 lock->val 的y(pending bit)和z(locked byte)都是0, 并返回lock->val * spin_unlock时直接将 lock->val 赋值为0, 判断pending bit是为还没进入msc spin的尝试 * 持锁的任务让路的应该。 */ val = atomic_cond_read_acquire(&lock->val, !(VAL & _Q_LOCKED_PENDING_MASK)); //【3. 在 lock->val 上spin】 locked: /* * claim the lock: * * n,0,0 -> 0,0,1 : lock, uncontended * *,*,0 -> *,*,1 : lock, contended * * If the queue head is the only one in the queue (lock value == tail) * and nobody is pending, clear the tail code and grab the lock. * Otherwise, we only need to grab the lock. */ /* * In the PV case we might already have _Q_LOCKED_VAL set, because * of lock stealing; therefore we must also allow: * * n,0,1 -> 0,0,1 * * Note: at this point: (val & _Q_PENDING_MASK) == 0, because of the * above wait condition, therefore any concurrent setting of * PENDING will make the uncontended transition fail. */ /* * 走到这里，val的lock和pending是为0的，但是tail中可能还保存着其它等待者的信息。 * lock->tail指向最后一个等待获取锁的任务的mcs node节点，若和自己相等，说明自己 * 是唯一一个mcs node节点。 */ if ((val & _Q_TAIL_MASK) == tail) { /* * if (lock->val == val) {lock->val = _Q_LOCKED_VAL; return true;} 持锁退出 * if (lock->val != val) {val = lock->val; return false;} //没持锁 */ if (atomic_try_cmpxchg_relaxed(&lock->val, &val, _Q_LOCKED_VAL)) goto release; /* No contention */ } /* 下面就是还有新的任务等待了，有新msc node串联在链表上了 */ /* * Either somebody is queued behind us or _Q_PENDING_VAL got set * which will then detect the remaining tail and queue behind us * ensuring we'll see a @next. */ /* 直接赋值 lock->locked = _Q_LOCKED_VAL，即对bit0-7 locked byte进行赋值，已经持锁了 */ set_locked(lock); /* * contended path; wait for next if not observed yet, release. * 等待已经更新lock->tail的新的waiter挂在msc链表上 */ if (!next) /* 死循环等待，直到 node->next 不为NULL，通过不会等待很多次 */ next = smp_cond_load_relaxed(&node->next, (VAL)); //【4. 在mcs node->next 上spin】 /* * 直接 next->locked = 1, 将下一个mcs节点设为第一继承人， * 其就会退出在 node->locked 上的自旋，改为在 lock->val 上的自旋 */ arch_mcs_spin_unlock_contended(&next->locked); /*没有使能，为空 */ pv_kick_node(lock, next); /* 下面就是获取到spin_lock锁后的逻辑了 */ release: /* release the node. qnodes[0].mcs.count - 1 应该是和前面的加1相对应的 */ __this_cpu_dec(qnodes[0].mcs.count); } EXPORT_SYMBOL(queued_spin_lock_slowpath);
a. spin lock持锁后就一直在临界区了，不会休眠，因此不需要记录锁的owner。
b. 非第一继承人的waiter在自己的mcs node的 node->locked 上的自旋，而第一继承人在 lock->val 上自旋。
c. 每个cpu有一个mcs node[]数组，数组中有4个mcs node成员，对应四种嵌套深度(thread、softirq、irq、nmi)，若是没有嵌套的话，使用的恒定是node[0].
d. 一个锁对应的mcs node节点构成一个单链表，以NULL结尾，lock->val 的 tail 域"指向"最后一个获取锁的waiter所对应的mcs node节点。
(1) queued_spin_trylock 函数，尝试获取spin lock。
/** * queued_spin_trylock - try to acquire the queued spinlock * @lock : Pointer to queued spinlock structure * Return: 1 if lock acquired, 0 if failed */ static __always_inline int queued_spin_trylock(struct qspinlock *lock) { u32 val = atomic_read(&lock->val); /* 这里val不等于0就退出了，若没退出走到下面就是本线程可以持锁的状态了 */ if (unlikely(val)) return 0; /* * 参数：(atomic_t *v, int *old, int new) * if (*v == *old) {*v = new; return true;} * if (*v != *old) {*old = *v; return false;} */ return likely(atomic_try_cmpxchg_acquire(&lock->val, &val, _Q_LOCKED_VAL)); }
五、解锁代码分析
1. spin_unlock() 函数
static __always_inline void spin_unlock(spinlock_t *lock) //include/linux/spinlock.h { raw_spin_unlock(&lock->rlock); } #define raw_spin_unlock(lock) _raw_spin_unlock(lock) //include/linux/spinlock.h void __lockfunc _raw_spin_unlock(raw_spinlock_t *lock) //kernel/locking/spinlock.c { __raw_spin_unlock(lock); } EXPORT_SYMBOL(_raw_spin_unlock); static inline void __raw_spin_unlock(raw_spinlock_t *lock) //include/linux/spinlock_api_smp.h { spin_release(&lock->dep_map, _RET_IP_); do_raw_spin_unlock(lock); /* unlock后开抢占 */ preempt_enable(); } static inline void do_raw_spin_unlock(raw_spinlock_t *lock) __releases(lock) //include/linux/spinlock.h { /* 没使能 CONFIG_MMIOWB，是个空函数 */ mmiowb_spin_unlock(); arch_spin_unlock(&lock->raw_lock); __release(lock); } #define arch_spin_unlock(l) queued_spin_unlock(l) //include/asm-generic/qspinlock.h static __always_inline void queued_spin_unlock(struct qspinlock *lock) { /* * unlock() needs release semantics: * 直接将 lock->locked 赋值为0，也即只是将 lock->val 的bit0-8设置为0 */ smp_store_release(&lock->locked, 0); }
六、总结
1. spin lock是不休眠锁，不像其它锁一样，没有owner成员保存当前持锁任务。其持锁之前是抢占的，使用需要区分是在哪个上下文中使用，来用对应的函数。
2. spin lock实现机制中考虑了中断嵌套，由于只有4种上下文，为每个cpu分配了4个mcs node。
3. 当一个spin lock在不同cpu上存在竞争时，各个cpu的mcs node构成一个单链表，lock->tail字段"指向"最后尝试获取锁的任务所在cpu对应的mcs node节点。第一顺位继承人在 lock->val上进行自旋，非第一顺位继承人在自己的msc node的locked成员上自旋，这样就做了释放锁时只有一个cpu需要更新其cache line。
内核工匠中有一篇类似博客：https://blog.csdn.net/feelabclihu/article/details/125454456