Linux 设备驱动程序：重温持有锁时休眠
Linux Device Drivers: Sleeping whiile Holding Lock Revisited
我一直被教导在内核代码中持有自旋锁时睡觉是不可以的。原因如下：
- 线程 A 获取锁，做一些工作，然后调用进入休眠状态的内核函数，释放 CPU。
- 线程 B 现在 运行s，它试图获取锁，但不能，因为它被线程 A 持有。
- 这是一个僵局。线程A无法唤醒，因为线程B一直在自旋，线程B无法取得任何进展，因为它无法获得锁。
我正在维护一个使用大量锁的驱动程序，并且在一些锁定的部分内部是显而易见的事情，例如内存分配，copy_to_user()，等等
但是，我并不完全相信我手上有错误。使用上述场景，线程 A 是用户上下文（即在 read() 的实现内部），而线程 B 是中断上下文（在 ISR 内部）。锁是通过 spin_lock_irqsave() 锁定的。结果，当线程 A 持有锁时，线程 B 不能 运行，从而不可能发生死锁。
我还考虑了以下几点：
- 线程 A = 中断上下文。这里线程 A 无法休眠（也没有），所以我们永远不会进入死锁状态。
- 线程 A 和 B 都是用户上下文（即并发调用
read() ）。由于存在其他机制，这不会发生。
有什么我遗漏的吗？在我上面描述的情况下，拿着锁睡觉有什么真正的危险吗？
问题不成立
Using the above scenario, Thread A is user context (namely inside the
implementation of read()) while Thread B is the interrupt context
(inside the ISR). The lock is locked via spin_lock_irqsave(). As a
result, Thread B cannot run while Thread A holds the lock, making the
deadlock not possible.
如果你在 copy_to_user & 朋友之间持有自旋锁，带有调试功能的内核会警告你你做错了。如果需要让线程进入睡眠状态，它就会进入睡眠状态。然后你回到第一点。
I've always been taught that sleeping while holding a spinlock in kernel code is a no-no.
你混淆了自旋锁和禁用中断（原子上下文，IRQ）。
只是睡觉，同时拥有自旋锁（通过spin_lock获得）危害perfomance，因为另一个想要锁定自旋锁的线程在忙等待中浪费了时间。但除此之外系统没问题。
但是休眠禁用中断意味着CPU核心死了：它不执行任何操作，也不对来自其他核心和外部世界的中断做出反应。
如果您在 spin_lock_irqsave 之后调用 copy_from_user，就会发生这种情况：第一个操作禁用中断，第二个可能会休眠。
通常禁用中断伴随着自旋锁（通过spin_lock_irqsave或类似的方式）。否则，如果 IRQ 线程将尝试获取相同的自旋锁，将观察到 死锁：所有者线程无法继续，因为它被抢占，IRQ 线程无法继续，因为它等待自旋锁。
如果没有 IRQ 线程（或由于其他原因禁用中断的线程）锁定给定的自旋锁，则不需要禁用中断来获取自旋锁。当不需要禁用中断时，可以使用spin_lock代替spin_lock_irqsave。但是 非常推荐 将非 IRQ 自旋锁替换为 互斥锁 。
我一直被教导在内核代码中持有自旋锁时睡觉是不可以的。原因如下：
- 线程 A 获取锁，做一些工作，然后调用进入休眠状态的内核函数，释放 CPU。
- 线程 B 现在 运行s，它试图获取锁，但不能，因为它被线程 A 持有。
- 这是一个僵局。线程A无法唤醒，因为线程B一直在自旋，线程B无法取得任何进展，因为它无法获得锁。
我正在维护一个使用大量锁的驱动程序，并且在一些锁定的部分内部是显而易见的事情，例如内存分配，copy_to_user()，等等
但是，我并不完全相信我手上有错误。使用上述场景，线程 A 是用户上下文（即在 read() 的实现内部），而线程 B 是中断上下文（在 ISR 内部）。锁是通过 spin_lock_irqsave() 锁定的。结果，当线程 A 持有锁时，线程 B 不能 运行，从而不可能发生死锁。
我还考虑了以下几点：
- 线程 A = 中断上下文。这里线程 A 无法休眠（也没有），所以我们永远不会进入死锁状态。
- 线程 A 和 B 都是用户上下文（即并发调用
read()）。由于存在其他机制，这不会发生。
有什么我遗漏的吗？在我上面描述的情况下，拿着锁睡觉有什么真正的危险吗？
问题不成立
Using the above scenario, Thread A is user context (namely inside the implementation of read()) while Thread B is the interrupt context (inside the ISR). The lock is locked via spin_lock_irqsave(). As a result, Thread B cannot run while Thread A holds the lock, making the deadlock not possible.
如果你在 copy_to_user & 朋友之间持有自旋锁，带有调试功能的内核会警告你你做错了。如果需要让线程进入睡眠状态，它就会进入睡眠状态。然后你回到第一点。
I've always been taught that sleeping while holding a spinlock in kernel code is a no-no.
你混淆了自旋锁和禁用中断（原子上下文，IRQ）。
只是睡觉，同时拥有自旋锁（通过
spin_lock获得）危害perfomance，因为另一个想要锁定自旋锁的线程在忙等待中浪费了时间。但除此之外系统没问题。但是休眠禁用中断意味着CPU核心死了：它不执行任何操作，也不对来自其他核心和外部世界的中断做出反应。
如果您在
spin_lock_irqsave之后调用copy_from_user，就会发生这种情况：第一个操作禁用中断，第二个可能会休眠。
通常禁用中断伴随着自旋锁（通过spin_lock_irqsave或类似的方式）。否则，如果 IRQ 线程将尝试获取相同的自旋锁，将观察到 死锁：所有者线程无法继续，因为它被抢占，IRQ 线程无法继续，因为它等待自旋锁。
如果没有 IRQ 线程（或由于其他原因禁用中断的线程）锁定给定的自旋锁，则不需要禁用中断来获取自旋锁。当不需要禁用中断时，可以使用spin_lock代替spin_lock_irqsave。但是 非常推荐 将非 IRQ 自旋锁替换为 互斥锁 。