内核抢占
内核抢占的概念：如果进程正在执行内核函数时，即它在运行内核态，允许发生内核切换（被替换的进程是正在执行内核函数的进程），这个内核就是抢占的。
抢占内核特点：一个内核态运行的进程，可能在执行内核函数期间被另外一个进程取代
自旋锁
内核当发生访问资源冲突的时候，可以有两种锁的解决方案选择：
- 原地等待
- 挂起当前进程，调度其他进程执行
Spinlock 是内核中提供的一种比较常见的锁机制，自旋锁是“原地等待”的方式解决资源冲突的，即，一个线程获取了一个自旋锁后，另外一个线程期望获取该自旋锁，获取不到，只能够原地“打转”（忙等待）。由于自旋锁的这个忙等待的特性，注定了它使用场景上的限制 —— 自旋锁不应该被长时间的持有（消耗 CPU 资源
）
自旋锁的使用
在linux kernel的实现中，经常会遇到这样的场景：共享数据被中断上下文和进程上下文访问，该如何保护呢？如果只有进程上下文的访问，那么可以考虑使用semaphore或者mutex的锁机制，但是现在中断上下文也参和进来，那些可以导致睡眠的lock就不能使用了，这时候，可以考虑使用spin lock
使用自旋锁，有两种方式定义一个锁:
动态的：
spinlock_t lock;
spin_lock_init (&lock);
静态的：
DEFINE_SPINLOCK(lock);
自旋锁的死锁和解决
自旋锁不可递归，自己等待自己已经获取的锁，会导致死锁。
自旋锁可以在中断上下文中使用，但是试想一个场景：一个线程获取了一个锁，但是被中断处理程序打断，中断处理程序也获取了这个锁（但是之前已经被锁住了，无法获取到，只能自旋），中断无法退出，导致线程中后面释放锁的代码无法被执行，导致死锁。（如果确认中断中不会访问和线程中同一个锁，其实无所谓
一、考虑下面的场景（内核抢占场景）：
（1）进程A在某个系统调用过程中访问了共享资源 R
（2）进程B在某个系统调用过程中也访问了共享资源 R
会不会造成冲突呢？假设在A访问共享资源R的过程中发生了中断，中断唤醒了沉睡中的，优先级更高的B，在中断返回现场的时候，发生进程切换，B启动执行，并通过系统调用访问了R，如果没有锁保护，则会出现两个thread进入临界区，导致程序执行不正确。OK，我们加上spin lock看看如何：A在进入临界区之前获取了spin lock，同样的，在A访问共享资源R的过程中发生了中断，中断唤醒了沉睡中的，优先级更高的B，B在访问临界区之前仍然会试图获取spin lock，这时候由于A进程持有spin lock而导致B进程进入了永久的spin……怎么破？linux的kernel很简单，在A进程获取spin lock的时候，禁止本CPU上的抢占（上面的永久spin的场合仅仅在本CPU的进程抢占本CPU的当前进程这样的场景中发生）。如果A和B运行在不同的CPU上，那么情况会简单一些：A进程虽然持有spin lock而导致B进程进入spin状态，不过由于运行在不同的CPU上，A进程会持续执行并会很快释放spin lock，解除B进程的spin状态
二、再考虑下面的场景（中断上下文场景）：
（1）运行在CPU0上的进程A在某个系统调用过程中访问了共享资源 R
（2）运行在CPU1上的进程B在某个系统调用过程中也访问了共享资源 R
（3）外设P的中断handler中也会访问共享资源 R
在这样的场景下，使用spin lock可以保护访问共享资源R的临界区吗？我们假设CPU0上的进程A持有spin lock进入临界区，这时候，外设P发生了中断事件，并且调度到了CPU1上执行，看起来没有什么问题，执行在CPU1上的handler会稍微等待一会CPU0上的进程A，等它立刻临界区就会释放spin lock的，但是，如果外设P的中断事件被调度到了CPU0上执行会怎么样？CPU0上的进程A在持有spin lock的状态下被中断上下文抢占，而抢占它的CPU0上的handler在进入临界区之前仍然会试图获取spin lock，悲剧发生了，CPU0上的P外设的中断handler永远的进入spin状态，这时候，CPU1上的进程B也不可避免在试图持有spin lock的时候失败而导致进入spin状态。为了解决这样的问题，linux kernel采用了这样的办法：如果涉及到中断上下文的访问，spin lock需要和禁止本 CPU 上的中断联合使用。
三、再考虑下面的场景（底半部场景）
linux kernel中提供了丰富的bottom half的机制，虽然同属中断上下文，不过还是稍有不同。我们可以把上面的场景简单修改一下：外设P不是中断handler中访问共享资源R，而是在的bottom half中访问。使用spin lock+禁止本地中断当然是可以达到保护共享资源的效果，但是使用牛刀来杀鸡似乎有点小题大做，这时候disable bottom half就OK了
四、中断上下文之间的竞争
同一种中断handler之间在uni core和multi core上都不会并行执行，这是linux kernel的特性
如果不同中断handler需要使用spin lock保护共享资源，对于新的内核（不区分fast handler和slow handler），所有handler都是关闭中断的，因此使用spin lock不需要关闭中断的配合。
bottom half又分成softirq和tasklet，同一种softirq会在不同的CPU上并发执行，因此如果某个驱动中的softirq的handler中会访问某个全局变量，对该全局变量是需要使用spin lock保护的，不用配合disable CPU中断或者bottom half。
tasklet更简单，因为同一种tasklet不会多个CPU上并发。
