这篇文章给大家分享的是有关Linux中自旋锁Spinlock怎么把Ubuntu弄死锁的内容。小编觉得挺实用的，因此分享给大家做个参考，一起跟随小编过来看看吧。

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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:

1. 我们要访问临界资源需要首先申请自旋锁;

2. 获取不到锁就自旋，如果能获得锁就进入临界区;

3. 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：

1. 鸿蒙官方战略合作共建——HarmonyOS技术社区

2. 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)。

3. raw_spinlock，即便是配置了PREEMPT_RT也要顽强的spin

4. 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

1. 鸿蒙官方战略合作共建——HarmonyOS技术社区

2. 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;

3. 自旋锁必须在可能的最短时间内拥有;

4. 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;

5. 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：

1. 鸿蒙官方战略合作共建——HarmonyOS技术社区

2. 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;

3. 在进程A 处于sleep期间，自旋锁一直属于进程A所有;

4. 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;

5. 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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