linux 使用spinlock的配对关系问题

时间:2023-03-10 06:31:22
linux 使用spinlock的配对关系问题

大家使用spinlock的时候,一般是这么配对:

spin_lock---------------------spin_unlock------------------最轻
spin_lock_bh----------------spin_unlock_bh-----------------较轻
spin_lock_irq----------------spin_unlock_irq---------------较重
spin_lock_irqsave---------spin_lock_irqrestore--------------最重

那么,假设我使用 spin_lock_irqsave 来关中断和关抢占,并保存之前的中断状态,那么,我能不能使用spin_unlock来解锁呢?

static inline int
__mod_timer(struct timer_list *timer, unsigned long expires,
bool pending_only, int pinned)
{
struct tvec_base *base, *new_base;
unsigned long flags;
int ret = , cpu; timer_stats_timer_set_start_info(timer);
BUG_ON(!timer->function); base = lock_timer_base(timer, &flags); ret = detach_if_pending(timer, base, false);
if (!ret && pending_only)
goto out_unlock; debug_activate(timer, expires); cpu = smp_processor_id(); #if defined(CONFIG_NO_HZ_COMMON) && defined(CONFIG_SMP)
if (!pinned && get_sysctl_timer_migration())
cpu = get_nohz_timer_target();
#endif
new_base = per_cpu(tvec_bases, cpu); if (base != new_base) {
/*
* We are trying to schedule the timer on the local CPU.
* However we can't change timer's base while it is running,
* otherwise del_timer_sync() can't detect that the timer's
* handler yet has not finished. This also guarantees that
* the timer is serialized wrt itself.
*/
if (likely(base->running_timer != timer)) {
/* See the comment in lock_timer_base() */
timer_set_base(timer, NULL);
spin_unlock(&base->lock);
base = new_base;
spin_lock(&base->lock);
timer_set_base(timer, base);
}
} timer->expires = expires;
internal_add_timer(base, timer); out_unlock:
spin_unlock_irqrestore(&base->lock, flags);-----------收尾很重要 return ret;
}

答案就在这个函数中,看完这个函数,你就不会这么浅显地理解配对了,可能会更深地去理解spinlock的使用。

其实spinlock这种忙等的方式,使用场景一般要求,临界区不能太大,且多路径访问的概率不那么高。这里的多路径,就是指进程上下文和中断上下文,其中中断上下文又分为硬中断和软中断。

进程上下文包括:用户进程,内核线程,从调度角度来说,都归属进程上下文,可以睡眠。

中断上下文包括:HW interrupt context(中断handler)、软中断上下文(soft irq,当然由于各种原因,该softirq被推迟到softirqd的内核线程中执行的时候就不属于这个场景了,属于进程上下文那个分类了)、timer的callback函数(本质上也是softirq)、tasklet(本质上也是softirq)。

不同的控制路径,使用不同的spinlock,比如只有进程上下文访问临界区,则使用spin_lock就够了,如果有软中断和进程上下文访问临界区,则需要用spin_lock_bh,如果有硬中断访问和进程上下文访问,则用spin_lock_irq。

假设只有软中断访问临界区,则只要关软中断就行,甚至都不需要spin-lock,

假设只有硬中断访问临界区,则只要关硬中断就行,也不需要spin-lock

如果有兴趣完全弄懂,可以参考 蜗窝科技  http://www.wowotech.net/kernel_synchronization/spinlock.html

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