大内核锁(BKL)的设计是在kernel hacker们对多处理器的同步还没有十足把握时，引入的大粒度锁。

他的设计思想是，一旦某个内核路径获取了这把锁，那么其他所有的内核路径都不能再获取到这把锁。

自旋锁加锁的对象一般是一个全局变量，大内核锁加锁的对象是一段代码，里面可能包含多个全局变量。

那么他带来的问题是，虽然A只需要互斥访问全局变量a，但附带锁了全局变量b，从而导致B不能访问b了。

大内核锁最先的实现靠一个全局自旋锁，但大家觉得这个锁的开销太大了，影响了实时性，因此后来将自旋锁

改成了mutex，但阻塞时间一般不是很长，所以加锁失败的挂起和唤醒也是非常costly 所以后来又改成了自旋锁实现。

大内核锁一般是在文件系统，驱动等中用的比较多。目前kernel hacker们仍然在努力将大内核锁从linux里铲除。

下面来分析大内核锁的实现。

我们之前说了大内核锁有两种实现，分别是自旋锁和mutex锁。

如果是mutex锁实现，自然不能在中断环境下使用大内核锁，因为中断下禁止调度是金科玉律。

那么在大内核锁内调度是否可以？我们知道，如果一个内核流程获取到资源后就应该尽快完成操作释放资源，

以便下一个竞争者获取到资源。所以资源持有者不得睡眠是一个普遍共识。可是大内核锁不这么认为，

持有大内核锁的用户是允许睡眠的-虽然我们并不鼓励这样，但是内核的大内核锁的设计方案里，会在进程切换时，

检查当前进程是否持有大内核锁并释放，当重新获取到cpu后，再尝试抓这把大内核锁。也就是说，进程在

持有大内核锁时是可以睡眠的，这就带来资源starvation

来看基于自旋锁的大内核锁实现

static inline void __lock_kernel(void)

{

preempt_disable();

if (unlikely(!_raw_spin_trylock(&kernel_flag))) {

/*

* If preemption was disabled even before this

* was called, there's nothing we can be polite

* about - just spin.

*/

if (preempt_count() > 1) {

_raw_spin_lock(&kernel_flag);

return;

}

/*

* Otherwise, let's wait for the kernel lock

* with preemption enabled..

*/

do {

preempt_enable();

while (spin_is_locked(&kernel_flag))

cpu_relax();

preempt_disable();

} while (!_raw_spin_trylock(&kernel_flag));

}

}

void __lockfunc lock_kernel(void)

{

int depth = current->lock_depth+1;

if (likely(!depth))

__lock_kernel();

current->lock_depth = depth;

}

这段代码的意思是，

1) 如果当前进程如果不是重复加锁的话，就尝试去抓这把锁，

并把锁深度加1。这么做的目的是避免锁重入。

2)实际加锁的时候，先关抢占，如果尝试加锁失败，则会

根据调用lock_kernel之前关抢占与否，来决定是闷头死转，还是大开门户的轮询。

如果是mutex实现的大内核锁kernel_lock，则第2步直接mutex_lock--要么成功要么阻塞。

之前我们提到，在进程发生切换时，会检查当前进程是否持有大内核锁，这是在schedule

里做的。

asmlinkage void __sched schedule(void)

{

release_kernel_lock(prev);

context_switch();

reacquire_kernel_lock(current);

}

release_kernel_lock会判断如果当前进程持有大内核锁，则释放锁。

reacquire_kernel_lock在进程再次被调度回来后，检查当前进程在切换之前是否

因为持有大内核锁。如果有的话，说明在进程切换时，当前进程的大内核锁被强行释放了，

需要再次获取。

需要说明的是自旋锁版本：

release_kernel_lock在释放锁之后还会开抢占，因为获取到大内核锁之后会关闭；

reacquire_kernel_lock在重新获取到锁之后，会关闭抢占。

重点关注__reacquire_kernel_lock的实现

自旋锁的实现版本：

成功抓到锁之后关抢占，如果抓不到锁，则一直遍历need resched标志直至退出。注意和lock_kernel比较。

mutex版本就比较扯淡了：

int __lockfunc __reacquire_kernel_lock(void)

{

int saved_lock_depth = current->lock_depth;

BUG_ON(saved_lock_depth < 0);

current->lock_depth = -1;

preempt_enable_no_resched();

mutex_lock(&kernel_sem);

preempt_disable();

current->lock_depth = saved_lock_depth;

return 0;

}

我们之前看到kernel_lock的mutex实现就是一句mutex_lock 而这里的__reacquire_kernel_lock

有些细节差别。

1)首先将当前进程的加锁深度设置为-1，代表无人加锁。这么做的意义是，第2步的mutex_lock如果产生调度，

再次进入shedule时，不会重复释放大内核锁，因为__reacquire_kernel_lock之前已经释放锁了。

2)接着临时强行开抢占后执行mutex_lock

因为在schedule里是关抢占的，此时不能发生进程切换。

3)如果抓到锁则关抢占

恢复到schedule里调__reacquire_kernel_lock之前的抢占状态

4)将加锁深度恢复到__reacquire_kernel_lock之前的深度

恢复到schedule里调__reacquire_kernel_lock之前的大内核锁持有状态

总而言之，关于大内核锁，记住两点就可以了：

1)由spinlock或者mutex_lock锁住一个全局变量来实现

2)进程切换时会检查当前进程是否持有大内核锁，而采取释放和重获的操作，以支持持有大内核锁的用户代码睡眠。