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 = 0 , 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