内核同步机制-自旋锁（spin_lock）
typedef struct spinlock {
union {
struct raw_spinlock rlock; //自旋锁的核心成员是和raw_spinlock锁。
#ifdef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC //如果打开次配置，会增加调试信息存储
# define LOCK_PADSIZE (offsetof(struct raw_spinlock, dep_map))
struct {
u8 __padding[LOCK_PADSIZE];
struct lockdep_map dep_map;
};
#endif
};
} spinlock_t;
//这里如果打开的CONFIG_PREEMPT_RT开始，spinlock会被转化成rt_mutex,实时内核需要注意这里会睡眠
/* PREEMPT_RT kernels map spinlock to rt_mutex */
#include <linux/rtmutex.h>
typedef struct spinlock {
struct rt_mutex_base lock;
#ifdef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC
struct lockdep_map dep_map;
#endif
} spinlock_t;
typedef struct raw_spinlock {
arch_spinlock_t raw_lock; /*该成员变量是自旋锁数据类型的核心，
它展开后实质上是一个Volatile unsigned类型的变量。具体的锁定过程与它密切
相关，该变量依赖于内核选项CONFIG_SMP*/
#ifdef CONFIG_DEBUG_SPINLOCK
unsigned int magic, owner_cpu; //所拥有者所在的CPU
void *owner; //锁的持有者
#endif
#ifdef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC
struct lockdep_map dep_map; //调试使用，定义一个锁对象
#endif
} raw_spinlock_t;
typedef struct { volatile int counter; } atomic_t;
/*x86/arm64 arch_spinlock_t数据结构，val是一个32位原子类型整数；
与二个16位的locked_pending(0-15) tail(16-31)共享内存；同时
与四个8位的locked(0-7), pending(8-15)，2位idx + 14位cpu共享内存，
函数中具体通过掩码和位偏移来确定，可以看下文掩码相关详解*/
| cpu |idx|pending locked |-->小端
| tail |locked_pending |
| val |
31---------------15--------------0
typedef struct qspinlock {
union {
atomic_t val;
/*
* By using the whole 2nd least significant byte for the
* pending bit, we can allow better optimization of the lock
* acquisition for the pending bit holder.
*/
#ifdef __LITTLE_ENDIAN
struct {
u8 locked; //可以理解为最优先持锁标志，即当unlock之后只有这个位的CPU最先持锁，也只会有1和0
u8 pending; //用来表示这个锁是否被人持有，只会有1和0两种情况，即1被人持有，0无人持锁
};
struct {
u16 locked_pending;//由locked 和 pending构成
u16 tail;//由idx CPU构成，用来标识等待队列最后一个节点
};
#else
struct {
u16 tail;
u16 locked_pending;
};
struct {
u8 reserved[2];
u8 pending;
u8 locked;
};
#endif
};
} arch_spinlock_t;
/*arm arch_spinlock_t 数据结构slock是一个32位无符号整数，与无符号16位整数owner
和 next共享内存空间，owner占低16位(0-15)，next占高16(16-31)数据分布*/
| next | owner |
| slock |
----------------15---------------
typedef struct {
union {
u32 slock;
struct __raw_tickets {
#ifdef __ARMEB__
u16 next;
u16 owner;
#else
u16 owner;
u16 next;
#endif
} tickets;
};
} arch_spinlock_t;
https://blog.csdn.net/hzj_001/article/details/125860225
自旋锁的初衷：在短期间内进行轻量级的锁定。一个被争用的自旋锁使得请求它的线程在等待锁重新可用的期间进行自旋(特别浪费处理器时间)，所以自旋锁不应该被持有时间过长。如果需要长时间锁定的话, 最好使用信号量。
单处理器的自旋锁：
- 首先，自旋锁的目的如果在系统不支持内核抢占时，自旋锁的实现也是空的，因为单核只有一个线程在执行，不会有内核抢占，从而资源也不会被其他线程访问到。
- 其次，支持内核抢占，由于自旋锁是禁止抢占内核的，所以不会有其他的进程因为等待锁而自旋.
- 最后，只有在多cpu下，其他的cpu因为等待该cpu释放锁，而处于自旋状态，不停轮询锁的状态。所以这样的话，如果一旦自旋锁内代码执行时间较长，等待该锁的cpu会耗费大量资源，也是不同于信号量和互斥锁的地方。
在Linux内核中何时使用spin_lock，何时使用spin_lock_irqsave很容易混淆。首先看一下代码是如何实现的。
- spin_lock
spin_lock -----> raw_spin_lock
1 static inline void __raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock)
2 {
3 preempt_disable();
4 spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 0, _RET_IP_);
5 LOCK_CONTENDED(lock, do_raw_spin_trylock, do_raw_spin_lock);
6 }
1. 只禁止内核抢占，不会关闭本地中断
2. 为何需要关闭内核抢占：假如进程A获得spin_lock->进程B抢占进程A->进程B尝试获取spin_lock->由于进程B优先级比进程A高，先于A运行，而进程B又需要A unlock才得以运行，这样死锁。所以这里需要关闭抢占。 这个原理RTOS的mutex/semaphore是否相同？
a. 因为ThreadX的semaphore，假如进程B获取sema失败，会一直等待，直到A进程释放，不会死锁。
b. Mutex: mutex获取一旦失败，进程会进入sleep，直到其他进程释放；而spin_lock则不同，会一直轮训访问，且直到时间片耗完。
- spin_lock_irq
spin_lock_irq------> raw_spin_lock_irq
1 static inline void __raw_spin_lock_irq(raw_spinlock_t *lock)
2 {
3 local_irq_disable();
4 preempt_disable();
5 spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 0, _RET_IP_);
6 LOCK_CONTENDED(lock, do_raw_spin_trylock, do_raw_spin_lock);
7 }
1. 禁止内核抢占，且关闭本地中断
2. 那么在spin_lock中关闭了内核抢占，不关闭中断会出现什么情况呢？假如中断中也想获得这个锁，会出现和spin_lock中举得例子相同。所以这个时候，在进程A获取lock之后，使用spin_lock_irq将中断禁止，就不会出现死锁的情况
3. 在任何情况下使用spin_lock_irq都是安全的。因为它既禁止本地中断，又禁止内核抢占。
4. spin_lock比spin_lock_irq速度快，但是它并不是任何情况下都是安全的。
- spin_lock_irqsave
spin_lock_irqsave------>__raw_spin_lock_irqsave
1 static inline unsigned long __raw_spin_lock_irqsave(raw_spinlock_t *lock)
2 {
3 unsigned long flags;
4
5 local_irq_save(flags);
6 preempt_disable();
7 spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 0, _RET_IP_);
8 /*
9 * On lockdep we dont want the hand-coded irq-enable of
10 * do_raw_spin_lock_flags() code, because lockdep assumes
11 * that interrupts are not re-enabled during lock-acquire:
12 */
13 #ifdef CONFIG_LOCKDEP
14 LOCK_CONTENDED(lock, do_raw_spin_trylock, do_raw_spin_lock);
15 #else
16 do_raw_spin_lock_flags(lock, &flags);
17 #endif
18 return flags;
19 }
1. 禁止内核抢占，关闭中断，保存中断状态寄存器的标志位
2. spin_lock_irqsave在锁返回时，之前开的中断，之后也是开的；之前关，之后也是关。但是spin_lock_irq则不管之前的开还是关，返回时都是开的(?)。
3. spin_lock_irq在自旋的时候，不会保存当前的中断标志寄存器，只会在自旋结束后，将之前的中断打开。
1. spin_lock/spin_unlock:
进程A中调用了spin_lock（&lock）然后进入临界区，此时来了一个中断(interrupt），该中断也运行在和进程A相同的CPU上，并且在该中断处理程序中恰巧也会spin_lock(&lock)， 试图获取同一个锁。由于是在同一个CPU上被中断，进程A会被设置为TASK_INTERRUPT状态，中断处理程序无法获得锁，会不停的忙等，由于进程A被设置为中断状态，schedule()进程调度就无法再调度进程A运行，这样就导致了死锁！
但是如果该中断处理程序运行在不同的CPU上就不会触发死锁。 因为在不同的CPU上出现中断不会导致进程A的状态被设为TASK_INTERRUPT，只是换出。当中断处理程序忙等被换出后，进程A还是有机会获得CPU，执行并退出临界区。所以在使用spin_lock时要明确知道该锁不会在中断处理程序中使用。
2. spin_lock_irq/spin_unlock_irq
spin_lock_irq----->raw_spin_lock_irq
spin_lock_irq 和 spin_unlock_irq, 如果你确定在获取锁之前本地中断是开启的，那么就不需要保存中断状态，解锁的时候直接将本地中断启用就可以啦
3. spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore
使用spin_lock_irqsave在于你不期望在离开临界区后，改变中断的开启/关闭状态！进入临界区是关闭的，离开后它同样应该是关闭的！
如果自旋锁在中断处理函数中被用到，那么在获取该锁之前需要关闭本地中断，spin_lock_irqsave 只是下列动作的一个便利接口：
1 保存本地中断状态(这里的本地即当前的cpu的所有中断)
2 关闭本地中断
3 获取自旋锁
解锁时通过 spin_unlock_irqrestore完成释放锁、恢复本地中断到之前的状态等工作
https://blog.csdn.net/helloguoqijun/article/details/77489317
3. 在任何情况下使用spin_lock_irq都是安全的。因为它既禁止本地中断，又禁止内核抢占。
4. spin_lock比spin_lock_irq速度快，但是它并不是任何情况下都是安全的。
