锁机制与内存顺序

一个计数更新正确，不代表相关对象仍然存活；快照可以重试，也不代表错误访问能撤回。同步需要同时说明互斥、顺序与寿命。

同步的目标不只是防止两个 CPU 同时写同一地址，还包括维持多字段不变量、限制对象寿命、保证数据发布顺序，以及避免同一 CPU 上的中断重入。选锁前应先列出所有读写者及其上下文。

例如队列由 head、tail 和 count 构成，把 count 改成 atomic 并不能保护节点链接；读者还可能在 count 更新前看到新节点，或在节点释放后继续访问。首先写清“什么时候队列对读者可见、谁能删除、谁负责释放”。

1. 按约束选择，而不是按所谓重量排序

读多写少只是统计特征，不能自动决定使用 RCU 或 seqlock。读者是否必须看到最新值、是否可睡眠、是否允许重试、是否需要跨临界区持有对象，都会改变选择。

2. Spinlock 与本地屏蔽分别做什么

在非 PREEMPT_RT 内核中，spin_lock() 自身会禁用抢占来保持相应临界区语义，不要求调用者事先关闭抢占。但它不自动屏蔽本地 hardirq。

假设任务持有锁 L，随后本 CPU 的中断 handler 也获取 L：handler 自旋等待任务释放，任务又无法在 handler 返回前运行，形成自锁死循环。需要在合适访问侧使用 irqsave 等协议，避免这种重入。

• spin_lock_irqsave() 保存本地中断状态、屏蔽中断并取锁，对应 irqrestore 恢复原状态。
• _irq() / unlock_irq 不保存原状态，调用者必须满足其入口状态约定。
• _bh() 处理本地 bottom-half/softirq 并发，不能据此认为 hardirq 或 NMI 也被屏蔽。

关闭本地中断不能防止其他 CPU 访问共享数据；真正的跨 CPU 互斥来自锁。NMI 不受普通中断屏蔽控制，在 NMI 也会使用的数据需单独设计。

PREEMPT_RT 改变了 spinlock_t 的实现与语义

RT 内核的普通 spinlock_t 基于可阻塞的实时锁机制，不应假设获取后禁用抢占；其 hardirq 后缀也不等同于非 RT 上的本地硬中断屏蔽。raw_spinlock_t 保留严格自旋和相应原子语义，用于真正需要它的底层场景。

这不是鼓励把所有锁替换成 raw spinlock：过长不可抢占区会损害实时性，而且持有 raw 锁时不能再调用可能阻塞的普通 RT spinlock 获取路径。类型与嵌套规则见锁类型文档。

3. qspinlock 与 mutex 的竞争路径

qspinlock 将紧凑锁状态与排队等待结合，包含无竞争、pending 和队列路径；竞争者可通过 MCS 风格节点减少所有 CPU 持续争用同一个锁字的开销。它不是“所有竞争者永远只碰自己的 cache line”，解锁、队头和尾部交接仍需共享状态。

实现的位布局还受配置影响，应读取 include/asm-generic/qspinlock_types.h，不能把 locked/pending/tail 随意按字节画成固定 ABI。架构和虚拟化也可能采用不同实现。

mutex 的无竞争路径快速取得所有权，竞争时可在合适条件下乐观自旋或睡眠等待。唤醒等待者并不保证它立即在 CPU 上运行；公平性、handoff 与 owner 状态处理也不能缩写成一次 owner=0。

持 mutex 可以在允许上下文中睡眠，但要考虑睡眠路径是否反过来需要同一锁；mutex_lock_interruptible() 等接口可返回未取得锁的结果，调用方必须检查。普通 mutex 不等于提供优先级继承的 rt_mutex。参见mutex 设计。

4. rwsem 与 percpu rwsem 是不同接口

rw_semaphore 允许多个读者或一个写者；percpu_rw_semaphore 是专门接口，利用 per-CPU 读侧状态和相应同步机制优化某些读多写少场景。不是普通 rwsem 到某个版本后自动全部变成 per-CPU。

读锁仍可能等待写锁；一个读者长时间睡眠会阻挡写者。RT 下多个读者与优先级继承的关系尤其需要注意，不能承诺任意配置中都有严格的等待时延上限。

如果从读锁直接尝试升级成写锁，可能与其他升级者相互等待。应按接口支持情况释放后重查条件、改为一开始取写锁，或设计专门转换协议。

5. Seqlock：得到一致快照，代价是可能重试

写者进入时把序列推进到写入状态，结束时再次推进；读者复制数据后检查序列是否变化。write_seqlock() / unlock 已管理序列，调用者不能在两者之间再次手工 seq++。

下面是可独立编译的内核 C 翻译单元示例，不包含模块注册。它展示两个标量的不变量 high = low + 1；读取结果只在一次成功检查后使用。

#include <linux/compiler.h>
#include <linux/seqlock.h>
#include <linux/types.h>

static DEFINE_SEQLOCK(range_lock);
static u32 range_low;
static u32 range_high = 1;

void kb_set_range(u32 low);
void kb_get_range(u32 *low, u32 *high);

void kb_set_range(u32 low)
{
    write_seqlock(&range_lock);
    WRITE_ONCE(range_low, low);
    WRITE_ONCE(range_high, low + 1); /* u32 回绕是本例允许的行为 */
    write_sequnlock(&range_lock);
}

void kb_get_range(u32 *low, u32 *high)
{
    unsigned int seq;
    u32 a, b;
    do {
        seq = read_seqbegin(&range_lock);
        a = READ_ONCE(range_low);
        b = READ_ONCE(range_high);
    } while (read_seqretry(&range_lock, seq));
    *low = a;
    *high = b;
}

重试区间内不能基于临时值执行不可撤回的外部副作用。

本例假设访问上下文与普通 seqlock 匹配；若中断读者能打断写者，写者还需相应本地屏蔽，否则读者可能等待被自己打断的写者恢复。纯 seqcount 本身也不串行多个写者，必须另有写侧锁，并满足不可抢占等规则。

在写者更新途中分别读取两个字段，可以主动拼出一份混合版本。序列验证决定这份临时结果能否使用，不能把已经读到两个值当成一致快照。

快照一致与指针寿命分开保证

重试不能修复已经发生的非法访问。 如果读者通过快照中的指针访问已被释放对象，再发现序列变了，仍然是 UAF。指针寿命必须由 RCU、引用或其他机制保护。读侧不能在可能重试的区域做不可重复的外部副作用。见 seqcount/seqlock。

6. 原子操作、refcount 与顺序

atomic_read/set、无返回值 RMW、带返回值 RMW 及 acquire/release/relaxed 变体的顺序保证不同，不能把所有 atomic 操作称为全屏障。失败的条件操作也需单独检查返回与顺序语义。

对象引用应优先使用合适的 refcount_t 等接口，利用溢出/下溢防护与特定寿命语义；一般计数器不自动防止“从零复活”或安全获取已经可能释放的对象。

CAS 能原子比较替换一个状态，却不自动消除 ABA：某个值经历 A→B→A 后，比较仍可成功。无锁结构往往还需要版本、回收协议和严格的顺序设计。见 atomic 类型。

7. 发布数据需要匹配的观察关系

一个只发布一次、发布后不再修改 payload 的例子：写者先填写 payload，再 smp_store_release(&ready, 1)；读者通过 smp_load_acquire(&ready) 观察到该发布值后，才读取 payload。

release/acquire 的作用来自匹配的发布与观察，不是任意两个 CPU 各执行一次屏障就自动同步。若 ready 重用、payload 循环覆盖，还需要防止旧读者与新写者竞争的额外协议。

这些操作不是统一的“刷新缓存”，单次访问约束也不独立建立完整发布关系。参见内存屏障文档。

下面固定读者已经读到 ready=1，只改变发布与获取的配对。观察哪些结果仍允许出现，从结果集合理解顺序约束，而不是把源代码上下位置直接当成跨 CPU 先后。

8. 等待必须与条件和寿命配合

wait queue 使用 wait_event 等接口在正确协议下登记等待并检查条件，唤醒者先更新条件再通知。单独写一个 if (!ready) schedule() 会在检查与睡眠之间丢掉通知。

completion 适合一次或受控重复的完成事件；超时返回并不取消异步操作，等待对象及回调上下文仍必须保持有效。销毁工作时先阻止新提交，再同步取消/等待，最后释放资源，且等待期间不能持有完成路径需要的锁。

如何验证这些约束，见同步调试。