背景
Kernel版本：4.14
ARM64处理器，Contex-A53，双核
使用工具：Source Insight 3.5， Visio
1. 概述
吹起并发机制研究的进攻号角了！
作为第一篇文章，应该提纲挈领的介绍下并发。什么是并发，并发就是：你有两个儿子，同时抢一个玩具玩，你一巴掌打在你大儿子手上，小儿子拿到了玩具。并发是指多个执行流访问同一个资源，并发引起竞态。
来张图吧：
图中每一种颜色代表一种竞态情况，主要归结为三类：
进程与进程之间：单核上的抢占，多核上的SMP；
进程与中断之间：中断又包含了上半部与下半部，中断总是能打断进程的执行流；
中断与中断之间：外设的中断可以路由到不同的CPU上，它们之间也可能带来竞态；
目前内核中提供了很多机制来处理并发问题，spinlock就是其中一种。
spinlock，就是大家熟知的自旋锁，它的特点是自旋锁保护的区域不允许睡眠，可以用在中断上下文中。自旋锁获取不到时，CPU会忙等待，并循环测试等待条件。自旋锁一般用于保护很短的临界区。
下文将进一步揭开神秘的面纱。
2. spinlock原理分析
2.1 spin_lock/spin_unlock
先看一下函数调用流程：
spin_lock操作中，关闭了抢占，也就是其他进程无法再来抢占当前进程了；spin_lock函数中，关键逻辑需要依赖于体系结构的实现，也就是arch_spin_lock函数；spin_unlock函数中，关键逻辑需要依赖于体系结构的实现，也就是arch_spin_unlock函数；
直接看ARM64中这个arch_spin_lock/arch_spin_unlock函数的实现吧：
static inline void arch_spin_lock(arch_spinlock_t *lock)
{unsigned int tmp;arch_spinlock_t lockval, newval;asm volatile(/* Atomically increment the next ticket. */ARM64_LSE_ATOMIC_INSN(/* LL/SC */
" prfm pstl1strm, %3\n"
"1: ldaxr %w0, %3\n"
" add %w1, %w0, %w5\n"
" stxr %w2, %w1, %3\n"
" cbnz %w2, 1b\n",/* LSE atomics */
" mov %w2, %w5\n"
" ldadda %w2, %w0, %3\n"__nops(3))/* Did we get the lock? */
" eor %w1, %w0, %w0, ror #16\n"
" cbz %w1, 3f\n"/** No: spin on the owner. Send a local event to avoid missing an* unlock before the exclusive load.*/
" sevl\n"
"2: wfe\n"
" ldaxrh %w2, %4\n"
" eor %w1, %w2, %w0, lsr #16\n"
" cbnz %w1, 2b\n"/* We got the lock. Critical p starts here. */
"3:": "=&r" (lockval), "=&r" (newval), "=&r" (tmp), "+Q" (*lock): "Q" (lock->owner), "I" (1 << TICKET_SHIFT): "memory");
}static inline void arch_spin_unlock(arch_spinlock_t *lock)
{unsigned long tmp;asm volatile(ARM64_LSE_ATOMIC_INSN(/* LL/SC */" ldrh %w1, %0\n"" add %w1, %w1, #1\n"" stlrh %w1, %0",/* LSE atomics */" mov %w1, #1\n"" staddlh %w1, %0\n"__nops(1)): "=Q" (lock->owner), "=&r" (tmp):: "memory");
}
spinlock的核心思想是基于tickets的机制：
每个锁的数据结构
arch_spinlock_t中维护两个字段：next和owner，只有当next和owner相等时才能获取锁；每个进程在获取锁的时候，
next值会增加，当进程在释放锁的时候owner值会增加；如果有多个进程在争抢锁的时候，看起来就像是一个排队系统，
FIFO ticket spinlock；
上边的代码中，核心逻辑在于asm volatile()内联汇编中，有点迷糊吗？把核心逻辑翻译成C语言，类似于下边：
asm volatile内联汇编中，有很多独占的操作指令，只有基于指令的独占操作，才能保证软件上的互斥，简单介绍如下：
ldaxr：Load-Acquire Exclusive Register derives an address from a base register value, loads a 32-bit word or 64-bit doubleword from memory, and writes it to a register，从内存地址中读取值到寄存器中，独占访问；stxr：Store Exclusive Register stores a 32-bit or a 64-bit doubleword from a register to memory if the PE has exclusive access to the memory address，将寄存器中的值写入到内存中，并需要返回是否独占访问成功；eor：Bitwise Exclusive OR，执行独占的按位或操作；ldadda：Atomic add on word or doubleword in memory atomically loads a 32-bit word or 64-bit doubleword from memory, adds the value held in a register to it, and stores the result back to memory，原子的将内存中的数据进行加值处理，并将结果写回到内存中；
此外，还需要提醒一点的是，在
arch_spin_lock中，当自旋等待时，会执行WFE指令，这条指令会让CPU处于低功耗的状态，其他CPU可以通过SEV指令来唤醒当前CPU。如果说了这么多，你还是没有明白，那就再来一张图吧：
2.2
spin_lock_irq/spin_lock_bh自旋锁还有另外两种形式，那就是在持有锁的时候，不仅仅关掉抢占，还会把本地的中断关掉，或者把下半部关掉（本质上是把软中断关掉）。这种锁用来保护临界资源既会被进程访问，也会被中断访问的情况。
看一下调用流程图：
可以看到这两个函数中，实际锁的机制实现跟
spin_lock是一样的；额外提一句，
spin_lock_irq还有一种变种形式spin_lock_irqsave，该函数会将当前处理器的硬件中断状态保存下来；
__local_bh_disable_ip是怎么实现的呢，貌似也没有看到关抢占？有必要前情回顾一下了，如果看过之前的文章的朋友，应该见过下边这张图片：thread_info->preempt_count值就维护了各种状态，针对该值的加减操作，就可以进行状态的控制；
3. rwlock读写锁
读写锁是自旋锁的一种变种，分为读锁和写锁，有以下特点：
可以多个读者同时进入临界区；
读者与写者互斥；
写者与写者互斥；
先看流程分析图：
看一下
arch_read_lock/arch_read_unlock/arch_write_lock/arch_write_unlock源代码：static inline void arch_read_lock(arch_rwlock_t *rw) {unsigned int tmp, tmp2;asm volatile(" sevl\n"ARM64_LSE_ATOMIC_INSN(/* LL/SC */"1: wfe\n""2: ldaxr %w0, %2\n"" add %w0, %w0, #1\n"" tbnz %w0, #31, 1b\n"" stxr %w1, %w0, %2\n"" cbnz %w1, 2b\n"__nops(1),/* LSE atomics */"1: wfe\n""2: ldxr %w0, %2\n"" adds %w1, %w0, #1\n"" tbnz %w1, #31, 1b\n"" casa %w0, %w1, %2\n"" sbc %w0, %w1, %w0\n"" cbnz %w0, 2b"): "=&r" (tmp), "=&r" (tmp2), "+Q" (rw->lock):: "cc", "memory"); }static inline void arch_read_unlock(arch_rwlock_t *rw) {unsigned int tmp, tmp2;asm volatile(ARM64_LSE_ATOMIC_INSN(/* LL/SC */"1: ldxr %w0, %2\n"" sub %w0, %w0, #1\n"" stlxr %w1, %w0, %2\n"" cbnz %w1, 1b",/* LSE atomics */" movn %w0, #0\n"" staddl %w0, %2\n"__nops(2)): "=&r" (tmp), "=&r" (tmp2), "+Q" (rw->lock):: "memory"); }static inline void arch_write_lock(arch_rwlock_t *rw) {unsigned int tmp;asm volatile(ARM64_LSE_ATOMIC_INSN(/* LL/SC */" sevl\n""1: wfe\n""2: ldaxr %w0, %1\n"" cbnz %w0, 1b\n"" stxr %w0, %w2, %1\n"" cbnz %w0, 2b\n"__nops(1),/* LSE atomics */"1: mov %w0, wzr\n""2: casa %w0, %w2, %1\n"" cbz %w0, 3f\n"" ldxr %w0, %1\n"" cbz %w0, 2b\n"" wfe\n"" b 1b\n""3:"): "=&r" (tmp), "+Q" (rw->lock): "r" (0x80000000): "memory"); }static inline void arch_write_unlock(arch_rwlock_t *rw) {asm volatile(ARM64_LSE_ATOMIC_INSN(" stlr wzr, %0"," swpl wzr, wzr, %0"): "=Q" (rw->lock) :: "memory"); }知道你们不爱看汇编代码，那么翻译成C语言的伪代码看看吧：
读写锁数据结构
arch_rwlock_t中只维护了一个字段：volatile unsigned int lock，其中bit[31]用于写锁的标记，bit[30:0]用于读锁的统计；读者在获取读锁的时候，高位
bit[31]如果为1，表明正有写者在访问临界区，这时候会进入自旋的状态，如果没有写者访问，那么直接去自加rw->lock的值，从逻辑中可以看出，是支持多个读者同时访问的；读者在释放锁的时候，直接将
rw->lock自减1即可；写者在获取锁的时候，判断
rw->lock的值是否为0，这个条件显得更为苛刻，也就是只要有其他读者或者写者访问，那么都将进入自旋，没错，它确实很霸道，只能自己一个人持有；写者在释放锁的时候，很简单，直接将
rw->lock值清零即可；缺点：由于读者的判断条件很苛刻，假设出现了接二连三的读者来访问临界区，那么
rw->lock的值将一直不为0，也就是会把写者活活的气死，噢，是活活的饿死。
读写锁当然也有类似于自旋锁的关中断、关底半部的形式：
read_lock_irq/read_lock_bh/write_lock_irq/write_lock_bh，原理都类似，不再赘述了。4. seqlock顺序锁
顺序锁也区分读锁与写锁，它的优点是读者不会把写者给饿死。
来看一下流程图：
顺序锁的读锁有三种形式：
无加锁访问，读者在读临界区之前，先读取序列号，退出临界区操作后再读取序列号进行比较，如果发现不相等，说明被写者更新内容了，需要重新再读取临界区，所以这种情况下可能给读者带来的开销会大一些；
加锁访问，实际是
spin_lock/spin_unlock，仅仅是接口包装了一下而已，因此对读和写都是互斥的；在形式1和形式2中动态选择，如果有写者在写临界区，读者化身为自旋锁，没有写者在写临界区，则化身为顺序无锁访问；
顺序锁的写锁，只有一种形式，本质上是用自旋锁来保护临界区，然后再把序号值自加处理；
顺序锁也有一些局限的地方，比如采用读者的形式1的话，临界区中存在地址（指针）操作，如果写者把地址进行了修改，那就可能造成访问错误了；
说明一下流程图中的
smp_rmb/smp_wmb，这两个函数是内存屏障操作，作用是告诉编译器内存中的值已经改变，之前对内存的缓存（缓存到寄存器）都需要抛弃，屏障之后的内存操作需要重新从内存load，而不能使用之前寄存器缓存的值，内存屏障就像是代码中一道不可逾越的屏障，屏障之前的load/store指令不能跑到屏障的后边，同理，后边的也不能跑到前边；顺序锁也同样存在关中断和关下半部的形式，原理基本都是一致的，不再啰嗦了。
最近在项目中，遇到了RCU Stall的问题，下一个topic就先来看看RCU吧，其他的并发机制都会在路上，
Just keep growing and fuck everthing else，收工！如果觉得文档对您有帮助，那就点个
在看吧，谢谢。推荐阅读：
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