在閱讀linux核心**時，毫無疑問會遇到spin-lock，下面談談我對於spin-lock的arm原始碼分析。
首先看一下spinlock_t的結構
//arm/include/asm/spinlock_types.h
typedef struct tickets;
};} arch_spinlock_t;
//include/linux/spinlock_types.h
typedef struct raw_spinlock raw_spinlock_t;
//include/linux/spinlock_types.h
typedef struct spinlock ;
} spinlock_t;
下面來看鎖的初始化。
//arm/include/asm/spinlock_types.h
#define __arch_spin_lock_unlocked }
//include/linux/spinlock_types.h
#define __raw_spin_lock_initializer(lockname) \
#define __raw_spin_lock_unlocked(lockname) \
(raw_spinlock_t) __raw_spin_lock_initializer(lockname)
//include/linux/spinlock.h
# define raw_spin_lock_init(lock) \
do while (0)
#endif
#define spin_lock_init(_lock) \
do while (0)
下面來看上鎖的過程
//include/linux/spinlock.h
static inline int do_raw_spin_trylock(raw_spinlock_t *lock)
static inline void do_raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock) __acquires(lock)
#define lock_contended(_lock, try, lock) \
do \
lock_acquired(&(_lock)->dep_map, _ret_ip_); \//展開後為空
} while (0)
//include/linux/spinlock_api_smp.h
static inline void __raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock)
//kernel/locking/spinlock.c
void __lockfunc _raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock)
export_symbol(_raw_spin_lock);
//include/linux/spinlock.h
#define raw_spin_lock(lock) _raw_spin_lock(lock)
static inline void spin_lock(spinlock_t *lock)
//arm/include/asm/spinlock.h
static inline int arch_spin_trylock(arch_spinlock_t *lock)
while (res);
if (!contended) else
}
**邏輯為：將lock的值迴圈右移16位後減去原來的自己，也就是判斷低16位是否等於高16位。如果相等，將lock的值加上0x10000（也就是高16位加1）寫回lock，寫回成功就返回1，寫回不成功則重試一次.如果不相等則返回0。
static inline void arch_spin_lock(arch_spinlock_t *lock)
smp_mb();
}
可以看到，核心自旋鎖是通過特定於體系結構的同步原語來實現的。獲取鎖時，如果高16位和低16位相等，表明可以獲取鎖，將高16位原子加1，表明占有鎖；如果不相等，表明其他cpu核占有該鎖，則將高16位加1後該處理核心進入低功耗模式；等待其他處理核心喚醒。
注意這裡已經關閉核心搶占，不存在該處理核心的其他執行緒搶占該鎖的情況，只可能是其他處理核心來獲取該鎖，使用16位數加1來判斷是否獲得鎖，在65536個處理核心內的系統中都能正常工作。
下面來看一下解鎖的過程
//include/linux/spinlock.h
static inline void do_raw_spin_unlock(raw_spinlock_t *lock) __releases(lock)
//include/linux/spinlock_api_smp.h
static inline void __raw_spin_unlock(raw_spinlock_t *lock)
//kernel/locking/spinlock.c
void __lockfunc _raw_spin_unlock(raw_spinlock_t *lock)
export_symbol(_raw_spin_unlock);
//include/linux/spinlock.h
#define raw_spin_unlock(lock) _raw_spin_unlock(lock)
static inline void spin_unlock(spinlock_t *lock)
//arm/include/asm/spinlock.h
static inline void arch_spin_unlock(arch_spinlock_t *lock)
下面附加介紹一下arm架構同步原語，至於上面用到的記憶體屏障，後面再單獨寫一篇討論。
arm架構使用兩條指令來實現同步原語，分別是ldrex和strex。這些指令操作與cpu中的乙個叫位址監視器協同工作，監視器提供了記憶體訪問的機器狀態和相關系統控制。根據記憶體是否具有可共享或不可共享記憶體屬性，存在兩種不同的監控模型。
在處理核心的非共享記憶體中：
執行ldrex指令會導致：
1）執行核心標記對應的實體地址為獨佔訪問狀態。影響的實體地址大小由實現定義。
2）該核心的本地監視器轉為獨佔訪問狀態。
執行strex指令會導致：
1）如果該核心的本地監視器處於獨佔訪問狀態。並且儲存的位址和本地監視器監視的位址相同，則儲存成功，rd的值為0，否則由實現定義是否儲存失敗，如果失敗rd暫存器的值為1。本地監視器轉為開放訪問狀態。
2）如果該核心的本地監視器處於開放訪問狀態，儲存必然失敗，rd的值為1，本地監視器保持開放訪問狀態。
另外，如果使用非獨佔儲存指令來將值儲存到乙個位址，該位址沒有標記為獨佔訪問狀態但本地狀態監視器為獨佔狀態，其結果由具體實現定義。如果該位址標記為來獨佔訪問狀態，其結果也由具體實現定義。
在處理器共享記憶體中：
執行ldrex指令會導致：
1）被載入的位址標記為獨佔訪問狀態，並且其他的該處理核心載入並標記的位址的獨佔訪問狀態將被清楚。即同時只有一處位址被乙個處理核心載入而標記。
2）該處理核心的本地監視器轉為獨佔訪問狀態。
3）全域性監視器轉為獨佔訪問狀態。
執行strex指令時會導致：
1）如果滿足這兩個條件，儲存操作會保證成功：1、儲存的位址被標記為獨佔訪問狀態。2、該處理核心的全域性監視器和本地監視器都為獨佔模式。這種情況下，rd暫存器返回0。該核心的全域性監視器的狀態可能變為開放訪問模式。如果該位址被其他核心的全域性監視器標記為獨佔訪問狀態，則該核心的全域性監視器保證轉為開放訪問模式。
2）如果該處理核心沒有標記任何位址，儲存操作將會失敗。這時，rd暫存器返回1，該核心的全域性監視器保持開放訪問狀態。
3）如果該處理核心之前標記獨佔訪問的位址和儲存位址不一樣，儲存是否成功依賴具體實現。這是，如果成功，rd為0，如果失敗rd為1。該處理核心的全域性監視器的狀態也由具體實現來定義。
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