一、为何会有rw spin lock？

在有了强大的spin lock之后，为何还会有rw spin lock呢？无他，仅仅是为了增加内核的并发，从而增加性能而已。spin lock严格的限制只有一个thread可以进入临界区，但是实际中，有些对共享资源的访问可以严格区分读和写的，这时候，其实多个读的thread进入临界区是OK的，使用spin lock则限制一个读thread进入，从而导致性能的下降。

本文主要描述RW spin lock的工作原理及其实现。需要说明的是Linux内核同步机制之（四）：spin lock是本文的基础，请先阅读该文档以便保证阅读的畅顺。

二、工作原理

1、应用举例

我们来看一个rw spinlock在文件系统中的例子：

static struct file_system_type *file_systems;
static DEFINE_RWLOCK(file_systems_lock);

linux内核支持多种文件系统类型，例如EXT4，YAFFS2等，每种文件系统都用struct file_system_type来表示。内核中所有支持的文件系统用一个链表来管理，file_systems指向这个链表的第一个node。访问这个链表的时候，需要用file_systems_lock来保护，场景包括：

（1）register_filesystem和unregister_filesystem分别用来向系统注册和注销一个文件系统。

（2）fs_index或者fs_name等函数会遍历该链表，找到对应的struct file_system_type的名字或者index。

这些操作可以分成两类，第一类就是需要对链表进行更新的动作，例如向链表中增加一个file system type（注册）或者减少一个（注销）。另外一类就是仅仅对链表进行遍历的操作，并不修改链表的内容。在不修改链表的内容的前提下，多个thread进入这个临界区是OK的，都能返回正确的结果。但是对于第一类操作则不然，这样的更新链表的操作是排他的，只能是同时有一个thread在临界区中。

2、基本的策略

使用普通的spin lock可以完成上一节中描述的临界区的保护，但是，由于spin lock的特定就是只允许一个thread进入，因此这时候就禁止了多个读thread进入临界区，而实际上多个read thread可以同时进入的，但现在也只能是不停的spin，cpu强大的运算能力无法发挥出来，如果使用不断retry检查spin lock的状态的话（而不是使用类似ARM上的WFE这样的指令），对系统的功耗也是影响很大的。因此，必须有新的策略来应对：

我们首先看看加锁的逻辑：

（1）假设临界区内没有任何的thread，这时候任何read thread或者write thread可以进入，但是只能是其一。

（2）假设临界区内有一个read thread，这时候新来的read thread可以任意进入，但是write thread不可以进入

（3）假设临界区内有一个write thread，这时候任何的read thread或者write thread都不可以进入

（4）假设临界区内有一个或者多个read thread，write thread当然不可以进入临界区，但是该write thread也无法阻止后续read thread的进入，他要一直等到临界区一个read thread也没有的时候，才可以进入，多么可怜的write thread。

unlock的逻辑如下：

（1）在write thread离开临界区的时候，由于write thread是排他的，因此临界区有且只有一个write thread，这时候，如果write thread执行unlock操作，释放掉锁，那些处于spin的各个thread（read或者write）可以竞争上岗。

（2）在read thread离开临界区的时候，需要根据情况来决定是否让其他处于spin的write thread们参与竞争。如果临界区仍然有read thread，那么write thread还是需要spin（注意：这时候read thread可以进入临界区，听起来也是不公平的）直到所有的read thread释放锁（离开临界区），这时候write thread们可以参与到临界区的竞争中，如果获取到锁，那么该write thread可以进入。

三、实现

1、通用代码文件的整理

rw spin lock的头文件的结构和spin lock是一样的。include/linux/rwlock_types.h文件中定义了通用rw spin lock的基本的数据结构（例如rwlock_t）和如何初始化的接口（DEFINE_RWLOCK）。include/linux/rwlock.h。这个头文件定义了通用rw spin lock的接口函数声明，例如read_lock、write_lock、read_unlock、write_unlock等。include/linux/rwlock_api_smp.h文件定义了SMP上的rw spin lock模块的接口声明。

需要特别说明的是：用户不需要include上面的头文件，基本上普通spinlock和rw spinlock使用统一的头文件接口，用户只需要include一个include/linux/spinlock.h文件就OK了。

2、数据结构。rwlock_t数据结构定义如下：

typedef struct {
    arch_rwlock_t raw_lock;
} rwlock_t;

rwlock_t依赖arch对rw spinlock相关的定义。

3、API

我们整理RW spinlock的接口API如下表：

在具体的实现面，如何将archtecture independent的代码转到具体平台的代码的思路是和spin lock一样的，这里不再赘述。

2、ARM上的实现

对于arm平台，rw spin lock的代码位于arch/arm/include/asm/spinlock.h和spinlock_type.h（其实普通spin lock的代码也是在这两个文件中），和通用代码类似，spinlock_type.h定义ARM相关的rw spin lock定义以及初始化相关的宏；spinlock.h中包括了各种具体的实现。我们先看arch_rwlock_t的定义：

typedef struct {
    u32 lock;
} arch_rwlock_t;

毫无压力，就是一个32-bit的整数。从定义就可以看出rw spinlock不是ticket-based spin lock。我们再看看arch_write_lock的实现：

static inline void arch_write_lock(arch_rwlock_t *rw)
{
    unsigned long tmp;

prefetchw(&rw->lock); －－－－－－－知道后面需要访问这个内存，先通知hw进行preloading cache
    __asm__ __volatile__(
"1:    ldrex    %0, [%1]\n" －－－－－获取lock的值并保存在tmp中
"    teq    %0, #0\n" －－－－－－－－判断是否等于0
    WFE("ne") －－－－－－－－－－如果tmp不等于0，那么说明有read 或者write的thread持有锁，那么还是静静的等待吧。其他thread会在unlock的时候Send Event来唤醒该CPU的
"    strexeq    %0, %2, [%1]\n" －－－－如果tmp等于0，将0x80000000这个值赋给lock
"    teq    %0, #0\n" －－－－－－－－是否str成功，如果有其他thread在上面的过程插入进来就会失败
"    bne    1b" －－－－－－－－－如果不成功，那么需要重新来过，否则持有锁，进入临界区
    : "=&r" (tmp) －－－－％0
    : "r" (&rw->lock), "r" (0x80000000)－－－－－－－％1和％2
    : "cc");

smp_mb(); －－－－－－－memory barrier的操作
}

对于write lock，只要临界区有一个thread进行读或者写的操作（具体判断是针对32bit的lock进行，覆盖了writer和reader thread），该thread都会进入spin状态。如果临界区没有任何的读写thread，那么writer进入临界区，并设定lock＝0x80000000。我们再来看看write unlock的操作：

static inline void arch_write_unlock(arch_rwlock_t *rw)
{
    smp_mb(); －－－－－－－memory barrier的操作

__asm__ __volatile__(
    "str    %1, [%0]\n"－－－－－－－－－－－恢复0值
    :
    : "r" (&rw->lock), "r" (0) －－－－－－－－％0和％1
    : "cc");

dsb_sev();－－－－－－－memory barrier的操作加上send event，wakeup其他 thread（那些cpu处于WFE状态）
}

write unlock看起来很简单，就是一个lock＝0x0的操作。了解了write相关的操作后，我们再来看看read的操作：

static inline void arch_read_lock(arch_rwlock_t *rw)
{
    unsigned long tmp, tmp2;

prefetchw(&rw->lock);
    __asm__ __volatile__(
"1:    ldrex    %0, [%2]\n"－－－－－－－－获取lock的值并保存在tmp中
"    adds    %0, %0, #1\n"－－－－－－－－tmp = tmp + 1
"    strexpl    %1, %0, [%2]\n"－－－－如果tmp结果非负值，那么就执行该指令，将tmp值存入lock
    WFE("mi")－－－－－－－－－如果tmp是负值，说明有write thread，那么就进入wait for event状态
"    rsbpls    %0, %1, #0\n"－－－－－判断strexpl指令是否成功执行
"    bmi    1b"－－－－－－－－－－如果不成功，那么需要重新来过，否则持有锁，进入临界区
    : "=&r" (tmp), "=&r" (tmp2)－－－－－－－－－－％0和％1
    : "r" (&rw->lock)－－－－－－－－－－－－－－－％2
    : "cc");

smp_mb();
}

上面的代码比较简单，需要说明的是adds指令更新了状态寄存器（指令中s那个字符就是这个意思），strexpl会根据adds指令的执行结果来判断是否执行。pl的意思就是positive or zero，也就是说，如果结果是正数或者0（没有thread在临界区或者临界区内有若干read thread），该指令都会执行，如果是负数（有write thread在临界区），那么就不执行。OK，最后我们来看read unlock的函数：

static inline void arch_read_unlock(arch_rwlock_t *rw)
{
    unsigned long tmp, tmp2;

smp_mb();

prefetchw(&rw->lock);
    __asm__ __volatile__(
"1:    ldrex    %0, [%2]\n"－－－－－－－－获取lock的值并保存在tmp中
"    sub    %0, %0, #1\n"－－－－－－－－tmp = tmp - 1
"    strex    %1, %0, [%2]\n"－－－－－－将tmp值存入lock中
"    teq    %1, #0\n"－－－－－－是否str成功，如果有其他thread在上面的过程插入进来就会失败
"    bne    1b"－－－－－－－如果不成功，那么需要重新来过，否则离开临界区
    : "=&r" (tmp), "=&r" (tmp2)－－－－－－－－－－－－％0和％1
    : "r" (&rw->lock)－－－－－－－－－－－－－－－－－％2
    : "cc");

if (tmp == 0)
        dsb_sev();－－－－－如果read thread已经等于0，说明是最后一个离开临界区的reader，那么调用sev去唤醒WFE的cpu core
}

最后，总结一下：

32个bit的lock，0～30的bit用来记录进入临界区的read thread的数目，第31个bit用来记录write thread的数目，由于只允许一个write thread进入临界区，因此1个bit就OK了。在这样的设计下，read thread的数目最大就是2的30次幂减去1的数值，超过这个数值就溢出了，当然这个数值在目前的系统中已经足够的大了，姑且认为它是安全的吧。

四、后记

read/write spinlock对于read thread和write thread采用相同的优先级，read thread必须等待write thread完成离开临界区才可以进入，而write thread需要等到所有的read thread完成操作离开临界区才能进入。正如我们前面所说，这看起来对write thread有些不公平，但这就是read/write spinlock的特点。此外，在内核中，已经不鼓励对read/write spinlock的使用了，RCU是更好的选择。如何解决read/write spinlock优先级问题？RCU又是什么呢？我们下回分解。