by wheelz

/*e4gle:在我修改linux源代码的过程中曾被大量的内核互斥现象所困扰，这需要利用内核锁去解决，虽然最后大部分解决，但我觉得应该留下些什么，也没时间写了，偶尔看见这位兄弟的文章，觉得正是我想整理的，所以拿出来给大家分享，关于bottom_half和中断的问题，在tcp/ip半底中绝对不能对文件读写操作，不然就panic，恰恰我在linux中的增强功能就有这个操作，使我郁闷了很久，欢迎大家讨论 */

看了前面各位的讨论，我也有些想法，与大家商榷。

需要澄清的是，互斥手段的选择，不是根据临界区的大小，而是根据临界区的性质，以及 有哪些部分的代码，即哪些内核执行路径来争夺。

从严格意义上说，semaphore和spinlock_XXX属于不同层次的互斥手段，前者的 实现有赖于后者，这有点象HTTP和TCP的关系，都是协议，但层次是不同的。

先说semaphore，它是进程级的，用于多个进程之间对资源的互斥，虽然也是在 内核中，但是该内核执行路径是以进程的身份，代表进程来争夺资源的。如果 竞争不上，会有context switch，进程可以去sleep，但CPU不会停，会接着运行 其他的执行路径。从概念上说，这和单CPU或多CPU没有直接的关系，只是在 semaphore本身的实现上，为了保证semaphore结构存取的原子性，在多CPU中需要spinlock来互斥。

在内核中，更多的是要保持内核各个执行路径之间的数据访问互斥，这是最基本的互斥问题，即保持数据修改的原子性。semaphore的实现，也要依赖这个。在单CPU中，主要是中断和bottom_half的问题，因此，开关中断就可以了。在多CPU中，又加上了其他CPU的干扰，因此需要spinlock来帮助。这两个部分结合起来，就形成了spinlock_XXX。它的特点是，一旦CPU进入了spinlock_XXX，它就不会干别的，而是一直空转，直到锁定成功为止。因此，这就决定了被spinlock_XXX锁住的临界区不能停，更不能context switch，要存取完数据后赶快出来，以便其他的在空转的执行路径能够获得spinlock。这也是spinlock的原则所在。如果当前执行路径一定要进行context switch，那就要在schedule()之前释放spinlock，否则，容易死锁。因为在中断和bh中，没有context，无法进行context switch，只能空转等待spinlock，你context switch走了，谁知道猴年马月才能回来。

因为spinlock的原意和目的就是保证数据修改的原子性，因此也没有理由在spinlock

锁住的临界区中停留。

spinlock_XXX有很多形式，有

spin_lock()/spin_unlock()， 
spin_lock_irq()/spin_unlock_irq()， 
spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore() 
spin_lock_bh()/spin_unlock_bh() 

local_irq_disable/local_irq_enable 
local_bh_disable/local_bh_enable 

那么，在什么情况下具体用哪个呢？这要看是在什么内核执行路径中，以及要与哪些内核执行路径相互斥。我们知道，内核中的执行路径主要有：

1 用户进程的内核态，此时有进程context，主要是代表进程在执行系统调用等。

2 中断或者异常或者自陷等，从概念上说，此时没有进程context，不能进行context switch。

3 bottom_half，从概念上说，此时也没有进程context。

4 同时，相同的执行路径还可能在其他的CPU上运行。

这样，考虑这四个方面的因素，通过判断我们要互斥的数据会被这四个因素中的哪几个来存取，就可以决定具体使用哪种形式的spinlock。如果只要和其他CPU互斥，就要用spin_lock/spin_unlock，如果要和irq及其他CPU互斥，就要用spin_lock_irq/spin_unlock_irq，如果既要和irq及其他CPU互斥，又要保存EFLAG的状态，就要用spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore，如果要和bh及其他CPU互斥，就要用spin_lock_bh/spin_unlock_bh，如果不需要和其他CPU互斥，只要和irq互斥，则用local_irq_disable/local_irq_enable，如果不需要和其他CPU互斥，只要和bh互斥，则用local_bh_disable/local_bh_enable，等等。值得指出的是，对同一个数据的互斥，在不同的内核执行路径中，所用的形式有可能不同(见下面的例子)。

举一个例子。在中断部分中有一个irq_desc_t类型的结构数组变量irq_desc[]，该数组每个成员对应一个irq的描述结构，里面有该irq的响应函数等。

在irq_desc_t结构中有一个spinlock，用来保证存取(修改)的互斥。

对于具体一个irq成员，irq_desc[irq]，对其存取的内核执行路径有两个，一是在设置该irq的响应函数时(setup_irq)，这通常发生在module的初始化阶段，或系统的初始化阶段；二是在中断响应函数中(do_IRQ)。代码如下：

int setup_irq(unsigned int irq, struct irqaction * new) 
{ 
	int shared = 0; 
	unsigned long flags; 
	struct irqaction *old, **p; 
	irq_desc_t *desc = irq_desc + irq; 
	
	/* 
	* Some drivers like serial.c use request_irq() heavily, 
	* so we have to be careful not to interfere with a 
	* running system. 
	*/ 
	if (new->flags & SA_SAMPLE_RANDOM) { 
		/* 
		* This function might sleep, we want to call it first, 
		* outside of the atomic block. 
		* Yes, this might clear the entropy pool if the wrong 
		* driver is attempted to be loaded, without actually 
		* installing a new handler, but is this really a problem, 
		* only the sysadmin is able to do this. 
		*/ 
		rand_initialize_irq(irq); 
	} 

/* 
 * The following block of code has to be executed atomically 
 */ 
	// [1] 
	spin_lock_irqsave(&desc->lock,flags); 
	p = &desc->action; 
	if ((old = *p) != NULL) { 
		/* Can't share interrupts unless both agree to */ 
		if (!(old->flags & new->flags & SA_SHIRQ)) { 
			// [2] 
			spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags); 
			return -EBUSY; 
		} 
	
		/* add new interrupt at end of irq queue */ 
		do { 
			p = &old->next; 
			old = *p; 
		} while (old); 
		shared = 1; 
	} 
	
	*p = new; 
	
	if (!shared) { 
		desc->depth = 0; 
		desc->status &= ~(IRQ_DISABLED | IRQ_AUTODETECT | IRQ_WAITING); 
		desc->handler->startup(irq); 
	} 
	// [3] 
	spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags); 

	register_irq_proc(irq); 
	return 0; 
} 

asmlinkage unsigned int do_IRQ(struct pt_regs regs) 
{ 
	/* 
 	 * We ack quickly, we don't want the irq controller 
	 * thinking we're snobs just because some other CPU has 
	 * disabled global interrupts (we have already done the 
	 * INT_ACK cycles, it's too late to try to pretend to the 
	 * controller that we aren't taking the interrupt). 
	 * 
	 * 0 return value means that this irq is already being 
	 * handled by some other CPU. (or is disabled) 
	 */ 
	int irq = regs.orig_eax & 0xff; /* high bits used in ret_from_ code */ 
	int cpu = smp_processor_id(); 
	irq_desc_t *desc = irq_desc + irq; 
	struct irqaction * action; 
	unsigned int status; 
	
	kstat.irqs[cpu][irq]++; 
	// [4]
	spin_lock(&desc->lock); 
	desc->handler->ack(irq); 
	/* 
	REPLAY is when Linux resends an IRQ that was dropped earlier 
	WAITING is used by probe to mark irqs that are being tested 
	*/ 
	status = desc->status & ~(IRQ_REPLAY | IRQ_WAITING); 
	status |= IRQ_PENDING; /* we _want_ to handle it */ 
	
	/* 
	 * If the IRQ is disabled for whatever reason, we cannot 
	 * use the action we have. 
	 */ 
	action = NULL; 
	if (!(status & (IRQ_DISABLED | IRQ_INPROGRESS))) { 
		action = desc->action; 
		status &= ~IRQ_PENDING; /* we commit to handling */ 
		status |= IRQ_INPROGRESS; /* we are handling it */ 
	} 
	desc->status = status; 
	
	/* 
 	 * If there is no IRQ handler or it was disabled, exit early. 
	 * Since we set PENDING, if another processor is handling 
	 * a different instance of this same irq, the other processor 
	 * will take care of it. 
	 */ 
	if (!action) 
		goto out; 
	
	/* 
	 * Edge triggered interrupts need to remember 
	 * pending events. 
	 * This applies to any hw interrupts that allow a second 
	 * instance of the same irq to arrive while we are in do_IRQ 
	 * or in the handler. But the code here only handles the _second_ 
	 * instance of the irq, not the third or fourth. So it is mostly 
	 * useful for irq hardware that does not mask cleanly in an 
	 * SMP environment. 
	 */ 
	for (;;) { 
		// [5] 
		spin_unlock(&desc->lock); 
		handle_IRQ_event(irq, ®s, action); 
		// [6] 
		spin_lock(&desc->lock); 
		
		if (!(desc->status & IRQ_PENDING)) 
			break; 
		desc->status &= ~IRQ_PENDING; 
	} 

	desc->status &= ~IRQ_INPROGRESS; 
out: 
	/* 
	 * The ->end() handler has to deal with interrupts which got 
	 * disabled while the handler was running. 
	 */ 
	desc->handler->end(irq); 
	// [7] 
	spin_unlock(&desc->lock); 
	
	if (softirq_pending(cpu)) 
		do_softirq(); 
	return 1; 
} 

在setup_irq()中，因为其他CPU可能同时在运行setup_irq()，或者在运行setup_irq()时，本地irq中断来了，要执行do_IRQ()以修改desc->status。为了同时防止来自其他CPU和本地irq中断的干扰，如[1][2][3]处所示，使用了spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore()

而在do_IRQ()中，因为do_IRQ()本身是在中断中，而且此时还没有开中断，本CPU中没有什么可以中断其运行，其他CPU则有可能在运行setup_irq()，或者也在中断中，但这二者对本地do_IRQ()的影响没有区别，都是来自其他CPU的干扰，因此只需要用spin_lock/spin_unlock，如[4][5][6][7]处所示。值得注意的是[5]处，先释放该spinlock，再调用具体的响应函数。

再举个例子：

static void tasklet_hi_action(struct softirq_action *a) 
{ 
	int cpu = smp_processor_id(); 
	struct tasklet_struct *list; 
	
	// [8] 
	local_irq_disable(); 
	list = tasklet_hi_vec[cpu].list; 
	tasklet_hi_vec[cpu].list = NULL; 
	// [9] 
	local_irq_enable(); 
	
	while (list) { 
	         struct tasklet_struct *t = list; 
		
		list = list->next; 
		
		if (tasklet_trylock(t)) { 
			if (!atomic_read(&t->count)) { 
			    if (!test_and_clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state)) 
				BUG(); 
			    t->func(t->data); 
			    tasklet_unlock(t); 
			    continue; 
			} 
			tasklet_unlock(t); 
		} 
	
		// [10] 
		local_irq_disable(); 
		t->next = tasklet_hi_vec[cpu].list; 
		tasklet_hi_vec[cpu].list = t; 
		__cpu_raise_softirq(cpu, HI_SOFTIRQ); 
		// [11] 
		local_irq_enable(); 
	} 
} 

这里，对tasklet_hi_vec[cpu]的修改，不存在CPU之间的竞争，因为每个CPU有各自独立的数据，所以只要防止irq的干扰，用local_irq_disable/local_irq_enable即可，如[8][9][10][11]处所示。

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