Linux内核的自旋锁

作者简介：余华兵，在网络通信行业工作十多年，负责IPv4协议栈、IPv6协议栈和Linux内核。在工作中看着2.6版本的专业书籍维护3.x和4.x版本的Linux内核，感觉不方便，于是自己分析4.x版本的Linux内核整理出一本书，书名叫《Linux内核深度解析》，2019年5月出版，希望对同行有帮助。

自旋锁用于处理器之间的互斥，适合保护很短的临界区，并且不允许在临界区睡眠。申请自旋锁的时候，如果自旋锁被其他处理器占有，本处理器自旋等待（也称为忙等待）。

进程、软中断和硬中断都可以使用自旋锁。

自旋锁的实现经历了3个阶段：

(1)最早的自旋锁是无序竞争的，不保证先申请的进程先获得锁。

(2)第2个阶段是入场券自旋锁，进程按照申请锁的顺序排队，先申请的进程先获得锁。

(3)第3个阶段是MCS自旋锁。入场券自旋锁存在性能问题：所有申请锁的处理器在同一个变量上自旋等待，缓存同步的开销大，不适合处理器很多的系统。MCS自旋锁的策略是为每个处理器创建一个变量副本，每个处理器在自己的本地变量上自旋等待，解决了性能问题。

入场券自旋锁和MCS自旋锁都属于排队自旋锁（queued spinlock），进程按照申请锁的顺序排队，先申请的进程先获得锁。

1. 数据结构

自旋锁的定义如下：

include/linux/spinlock**_types.h**

typedef struct spinlock {

union {

struct raw_spinlock rlock;

…

};

} spinlock_t;

typedef struct raw_spinlock {

arch_spinlock_t raw_lock;

…

} raw_spinlock_t;

可以看到，数据类型spinlock对raw_spinlock做了封装，然后数据类型raw_spinlock对arch_spinlock_t做了封装，各种处理器架构需要自定义数据类型arch_spinlock_t。

spinlock和raw_spinlock（原始自旋锁）有什么关系？

Linux内核有一个实时内核分支（开启配置宏CONFIG_PREEMPT_RT）来支持硬实时特性，内核主线只支持软实时。

对于没有打上实时内核补丁的内核，spinlock只是封装raw_spinlock，它们完全一样。如果打上实时内核补丁，那么spinlock使用实时互斥锁保护临界区，在临界区内可以被抢占和睡眠，但raw_spinlock还是自旋锁。

目前主线版本还没有合并实时内核补丁，说不定哪天就会合并进来，为了使代码可以兼容实时内核，最好坚持3个原则：

（1）尽可能使用spinlock。

（2）绝对不允许被抢占和睡眠的地方，使用raw_spinlock，否则使用spinlock。

（3）如果临界区足够小，使用raw_spinlock。

2. 使用方法

定义并且初始化静态自旋锁的方法是：

DEFINE_SPINLOCK(x);

在运行时动态初始化自旋锁的方法是：

spin_lock_init(x);

申请自旋锁的函数是：

（1）void spin_lock(spinlock_t *lock);

申请自旋锁，如果锁被其他处理器占有，当前处理器自旋等待。

（2）void spin_lock_bh(spinlock_t *lock);

申请自旋锁，并且禁止当前处理器的软中断。

（3）void spin_lock_irq(spinlock_t *lock);

申请自旋锁，并且禁止当前处理器的硬中断。

（4）spin_lock_irqsave(lock, flags);

申请自旋锁，保存当前处理器的硬中断状态，并且禁止当前处理器的硬中断。

（5）int spin_trylock(spinlock_t *lock);

申请自旋锁，如果申请成功，返回1；如果锁被其他处理器占有，当前处理器不等待，立即返回0。

释放自旋锁的函数是：

（1）void spin_unlock(spinlock_t *lock);

（2）void spin_unlock_bh(spinlock_t *lock);

释放自旋锁，并且开启当前处理器的软中断。

（3）void spin_unlock_irq(spinlock_t *lock);

释放自旋锁，并且开启当前处理器的硬中断。

（4）void spin_unlock_irqrestore(spinlock_t *lock, unsigned long flags);

释放自旋锁，并且恢复当前处理器的硬中断状态。

定义并且初始化静态原始自旋锁的方法是：

DEFINE_RAW_SPINLOCK(x);

在运行时动态初始化原始自旋锁的方法是：

raw_spin_lock_init (x);

申请原始自旋锁的函数是：

（1）raw_spin_lock(lock)

申请原始自旋锁，如果锁被其他处理器占有，当前处理器自旋等待。

（2）raw_spin_lock_bh(lock)

申请原始自旋锁，并且禁止当前处理器的软中断。

（3）raw_spin_lock_irq(lock)

申请原始自旋锁，并且禁止当前处理器的硬中断。

（4）raw_spin_lock_irqsave(lock, flags)

申请原始自旋锁，保存当前处理器的硬中断状态，并且禁止当前处理器的硬中断。

（5）raw_spin_trylock(lock)

申请原始自旋锁，如果申请成功，返回1；如果锁被其他处理器占有，当前处理器不等待，立即返回0。

释放原始自旋锁的函数是：

（1）raw_spin_unlock(lock)

（2）raw_spin_unlock_bh(lock)

释放原始自旋锁，并且开启当前处理器的软中断。

（3）raw_spin_unlock_irq(lock)

释放原始自旋锁，并且开启当前处理器的硬中断。

（4）raw_spin_unlock_irqrestore(lock, flags)

释放原始自旋锁，并且恢复当前处理器的硬中断状态。

3. 入场券自旋锁

入场券自旋锁（ticket spinlock）的算法类似于银行柜台的排队叫号：

（1）锁拥有排队号和服务号，服务号是当前占有锁的进程的排队号。

（2）每个进程申请锁的时候，首先申请一个排队号，然后轮询锁的服务号是否等于自己的排队号，如果等于，表示自己占有锁，可以进入临界区，否则继续轮询。

（3）当进程释放锁时，把服务号加一，下一个进程看到服务号等于自己的排队号，退出自旋，进入临界区。

ARM64架构定义的数据类型arch_spinlock_t如下所示：

arch/arm64/include/asm/spinlock**_types.h**

typedef struct {

#ifdef __AARCH64EB__ /* 大端字节序（高位存放在低地址） */

u16 next;

u16 owner;

#else /* 小端字节序（低位存放在低地址） */

u16 owner;

u16 next;

#endif

} __aligned(4) arch_spinlock_t;

成员next是排队号，成员owner是服务号。

在多处理器系统中，函数spin_lock()负责申请自旋锁，ARM64架构的代码如下所示：

spin_lock() -> raw_spin_lock() -> _raw_spin_lock() -> __raw_spin_lock() -> do_raw_spin_lock() -> arch_spin_lock()

arch/arm64/include/asm/spinlock.h

1 static inline void arch_spin_lock(arch_spinlock_t *lock)

2 {

3 unsigned int tmp;

4 arch_spinlock_t lockval, newval;

5

6 asm volatile(

7 ARM64_LSE_ATOMIC_INSN(

8 /* LL/SC */

9 " prfm pstl1strm, %3\n"

10 “1: ldaxr %w0, %3\n”

11 " add %w1, %w0, %w5\n"

12 " stxr %w2, %w1, %3\n"

13 " cbnz %w2, 1b\n",

14 /* 大系统扩展的原子指令 */

15 " mov %w2, %w5\n"

16 " ldadda %w2, %w0, %3\n"

17 __nops(3)

18 )

19

20 /* 我们得到锁了吗？*/

21 " eor %w1, %w0, %w0, ror #16\n"

22 " cbz %w1, 3f\n"

23 " sevl\n"

24 “2: wfe\n”

25 " ldaxrh %w2, %4\n"

26 " eor %w1, %w2, %w0, lsr #16\n"

27 " cbnz %w1, 2b\n"

28 /* 得到锁，临界区从这里开始*/

29 “3:”

30 : “=&r” (lockval), “=&r” (newval), “=&r” (tmp), “+Q” (*lock)

31 : “Q” (lock->owner), “I” (1 « TICKET_SHIFT)

32 : “memory”);

33 }

第6～18行代码，申请排队号，然后把自旋锁的排队号加1，这是一个原子操作，有两种实现方法：

1）第9～13行代码，使用指令ldaxr（带有获取语义的独占加载）和stxr（独占存储）实现，指令ldaxr带有获取语义，后面的加载/存储指令必须在指令ldaxr完成之后开始执行。

2）第15～16行代码，如果处理器支持大系统扩展，那么使用带有获取语义的原子加法指令ldadda实现，指令ldadda带有获取语义，后面的加载/存储指令必须在指令ldadda完成之后开始执行。

第21～22行代码，如果服务号等于当前进程的排队号，进入临界区。

第24～27行代码，如果服务号不等于当前进程的排队号，那么自旋等待。使用指令ldaxrh（带有获取语义的独占加载，h表示halfword，即2字节）读取服务号，指令ldaxrh带有获取语义，后面的加载/存储指令必须在指令ldaxrh完成之后开始执行。

第23行代码，sevl（send event local）指令的功能是发送一个本地事件，避免错过其他处理器释放自旋锁时发送的事件。

第24行代码，wfe（wait for event）指令的功能是使处理器进入低功耗状态，等待事件。

函数spin_unlock()负责释放自旋锁，ARM64架构的代码如下所示：

spin_unlock() -> raw_spin_unlock() -> _raw_spin_unlock() -> __raw_spin_unlock() -> do_raw_spin_unlock() -> arch_spin_unlock()

arch/arm64/include/asm/spinlock.h

1 static inline void arch_spin_unlock(arch_spinlock_t *lock)

2 {

3 unsigned long tmp;

4

5 asm volatile(ARM64_LSE_ATOMIC_INSN(

6 /* LL/SC */

7 " ldrh %w1, %0\n"

8 " add %w1, %w1, #1\n"

9 " stlrh %w1, %0",

10 /* 大多统扩展的原子指令 */

11 " mov %w1, #1\n"

12 " staddlh %w1, %0\n"

13 __nops(1))

14 : “=Q” (lock->owner), “=&r” (tmp)

15 :

16 : “memory”);

17 }

把自旋锁的服务号加1，有两种实现方法：

（1）第7～9行代码，使用指令ldrh（加载，h表示halfword，即2字节）和stlrh（带有释放语义的存储）实现，指令stlrh带有释放语义，前面的加载/存储指令必须在指令stlrh开始执行之前执行完。因为一次只能有一个进程进入临界区，所以只有一个进程把自旋锁的服务号加1，不需要是原子操作。

（2）第11～12行代码，如果处理器支持大系统扩展，那么使用带有释放语义的原子加法指令staddlh实现，指令staddlh带有释放语义，前面的加载/存储指令必须在指令staddlh开始执行之前执行完。

在单处理器系统中，自旋锁是空的。

include/linux/spinlock**_types****_up.h**

typedef struct { } arch_spinlock_t;

函数spin_lock()只是禁止内核抢占。

spin_lock() -> raw_spin_lock() -> _raw_spin_lock()

include/linux/spinlock**_api****_up.h**

#define _raw_spin_lock(lock) __LOCK(lock)

#define __LOCK(lock) \

do { preempt**_disable();**___LOCK(lock); } while (0)

#define ___LOCK(lock) \

do { __acquire(lock); (void)(lock); } while (0)

4. MCS自旋锁

入场券自旋锁存在性能问题：所有等待同一个自旋锁的处理器在同一个变量上自旋等待，申请或者释放锁的时候会修改锁，导致其他处理器存放自旋锁的缓存行失效，在拥有几百甚至几千个处理器的大型系统中，处理器申请自旋锁时竞争可能很激烈，缓存同步的开销很大，导致系统性能大幅度下降。

MCS（MCS是“Mellor-Crummey”和“Scott”这两个发明人的名字的首字母缩写）自旋锁解决了这个缺点，它的策略是为每个处理器创建一个变量副本，每个处理器在申请自旋锁的时候在自己的本地变量上自旋等待，避免缓存同步的开销。

4.1.传统的MCS自旋锁

传统的MCS自旋锁包含：

（1）一个指针tail指向队列的尾部。

（2）每个处理器对应一个队列节点，即mcs_lock_node结构体，其中成员next指向队列的下一个节点，成员locked指示锁是否被其他处理器占有，如果成员locked的值为1，表示锁被其他处理器占有。

结构体的定义如下所示：

typedef struct __mcs_lock_node {

struct __mcs_lock_node *next;

int locked;

} ____cacheline_aligned_in_smp mcs_lock_node;

typedef struct {

mcs_lock_node *tail;

mcs_lock_node nodes[NR_CPUS];/* NR_CPUS是处理器的数量 */

} spinlock_t;

其中“____cacheline_aligned_in_smp”的作用是：在多处理器系统中，结构体的起始地址和长度都是一级缓存行长度的整数倍。

当没有处理器占有或者等待自旋锁的时候，队列是空的，tail是空指针。

图4.1处理器0申请MCS自旋锁

如图 4.1所示，当处理器0申请自旋锁的时候，执行原子交换操作，使tail指向处理器0的mcs_lock_node结构体，并且返回tail的旧值。tail的旧值是空指针，说明自旋锁处于空闲状态，那么处理器0获得自旋锁。

图4.2处理器1申请MCS自旋锁

如图 4.2所示，当处理器0占有自旋锁的时候，处理器1申请自旋锁，执行原子交换操作，使tail指向处理器1的mcs_lock_node结构体，并且返回tail的旧值。tail的旧值是处理器0的mcs_lock_node结构体的地址，说明自旋锁被其他处理器占有，那么使处理器0的mcs_lock_node结构体的成员next指向处理器1的mcs_lock_node结构体，把处理器1的mcs_lock_node结构体的成员locked设置为1，然后处理器1在自己的mcs_lock_node结构体的成员locked上面自旋等待，等待成员locked的值变成0。

图4.3处理器0释放MCS自旋锁

如图 4.3所示，处理器0释放自旋锁，发现自己的mcs_lock_node结构体的成员next不是空指针，说明有申请者正在等待锁，于是把下一个节点的成员locked设置为0，处理器1获得自旋锁。

处理器1释放自旋锁，发现自己的mcs_lock_node结构体的成员next是空指针，说明自己是最后一个申请者，于是执行原子比较交换操作：如果tail指向自己的mcs_lock_node结构体，那么把tail设置为空指针。

4.2.小巧的MCS自旋锁

传统的MCS自旋锁存在的缺陷是：结构体的长度太大，因为mcs_lock_node结构体的起始地址和长度都必须是一级缓存行长度的整数倍，所以MCS自旋锁的长度是（一级缓存行长度 + 处理器数量 * 一级缓存行长度），而入场券自旋锁的长度只有4字节。自旋锁被嵌入到内核的很多结构体中，如果自旋锁的长度增加，会导致这些结构体的长度增加。

经过内核社区技术专家的努力，成功地把MCS自旋锁放进4个字节，实现了小巧的MCS自旋锁。自旋锁的定义如下所示：

include/asm-generic/qspinlock_types.h

typedef struct qspinlock {

atomic_tval;

} arch_spinlock_t;

另外，为每个处理器定义1个队列节点数组，如下所示：

kernel/locking/qspinlock.c

#ifdef CONFIG_PARAVIRT_SPINLOCKS

#define MAX_NODES8

#else

#define MAX_NODES4

#endif

static DEFINE_PER_CPU_ALIGNED(struct mcs_spinlock, mcs_nodes[MAX_NODES]);

配置宏CONFIG_PARAVIRT_SPINLOCKS用来启用半虚拟化的自旋锁，给虚拟机使用，本文不考虑这种使用场景。每个处理器需要4个队列节点，原因如下：

(1)申请自旋锁的函数禁止内核抢占，所以进程在等待自旋锁的过程中不会被其他进程抢占。

(2)进程在等待自旋锁的过程中可能被软中断抢占，然后软中断等待另一个自旋锁。

(3)软中断在等待自旋锁的过程中可能被硬中断抢占，然后硬中断等待另一个自旋锁。

(4)硬中断在等待自旋锁的过程中可能被不可屏蔽中断抢占，然后不可屏蔽中断等待另一个自旋锁。

综上所述，一个处理器最多同时等待4个自旋锁。

和入场券自旋锁相比，MCS自旋锁增加的内存开销是数组mcs_nodes。

队列节点的定义如下所示：

kernel/locking/mcs_spinlock.h

struct mcs_spinlock {

struct mcs_spinlock *next;

int locked;

int count;

};

其中成员next指向队列的下一个节点；成员locked指示锁是否被前一个等待者占有，如果值为1，表示锁被前一个等待者占有；成员count是嵌套层数，也就是数组mcs_nodes已分配的数组项的数量。

自旋锁的32个二进制位被划分成4个字段：

(1)locked字段，指示锁已经被占有，长度是一个字节，占用第0~7位。

(2)一个pending位，占用第8位，第1个等待自旋锁的处理器设置pending位。

(3)index字段，是数组索引，指示队列的尾部节点使用数组mcs_nodes的哪一项。

(4)cpu字段，存放队列的尾部节点的处理器编号，实际存储的值是处理器编号加上1，cpu字段减去1才是真实的处理器编号。

index字段和cpu字段合起来称为tail字段，存放队列的尾部节点的信息，布局分两种情况：

(1)如果处理器的数量小于2的14次方，那么第915位没有使用，第1617位是index字段，第18~31位是cpu字段。

(2)如果处理器的数量大于或等于2的14次方，那么第910位是index字段，第1131位是cpu字段。

把MCS自旋锁放进4个字节的关键是：存储处理器编号和数组索引，而不是存储尾部节点的地址。

内核对MCS自旋锁做了优化：第1个等待自旋锁的处理器直接在锁自身上面自旋等待，不是在自己的mcs_spinlock结构体上自旋等待。这个优化带来的好处是：当锁被释放的时候，不需要访问mcs_spinlock结构体的缓存行，相当于减少了一次缓存没命中。后续的处理器在自己的mcs_spinlock结构体上面自旋等待，直到它们移动到队列的首部为止。

自旋锁的pending位进一步扩展这个优化策略。第1个等待自旋锁的处理器简单地设置pending位，不需要使用自己的mcs_spinlock结构体。第2个处理器看到pending被设置，开始创建等待队列，在自己的mcs_spinlock结构体的locked字段上自旋等待。这种做法消除了两个等待者之间的缓存同步，而且第1个等待者没使用自己的mcs_spinlock结构体，减少了一次缓存行没命中。

在多处理器系统中，申请MCS自旋锁的代码如下所示：

spin_lock() -> raw_spin_lock() -> _raw_spin_lock() -> __raw_spin_lock() -> do_raw_spin_lock() -> arch_spin_lock()

include/asm-generic/qspinlock.h

1#define arch_spin_lock(l)queued_spin_lock(l)

2

3static __always_inline void queued_spin_lock(struct qspinlock *lock)

4{

5u32 val;

6

7val = atomic_cmpxchg_acquire(&lock->val, 0, _Q_LOCKED_VAL);

8if (likely(val == 0))

9return;

10queued_spin_lock_slowpath(lock, val);

11}

第7行代码，执行带有获取语义的原子比较交换操作，如果锁的值是0，那么把锁的locked字段设置为1。获取语义保证后面的加载/存储指令必须在函数atomic_cmpxchg_acquire()完成之后开始执行。函数atomic_cmpxchg_acquire()返回锁的旧值。

第8~9行代码，如果锁的旧值是0，说明申请锁的时候锁处于空闲状态，那么成功地获得锁。

第10行代码，如果锁的旧值不是0，说明锁不是处于空闲状态，那么执行申请自旋锁的慢速路径。

申请MCS自旋锁的慢速路径如下所示：

kernel/locking/qspinlock.c

1void queued_spin_lock_slowpath(struct qspinlock *lock, u32 val)

2{

3struct mcs_spinlock *prev, *next, *node;

4u32 new, old, tail;

5int idx;

6

7…

8if (val == _Q_PENDING_VAL) {

9while ((val = atomic_read(&lock->val)) == _Q_PENDING_VAL)

10cpu_relax();

11}

12

13for (;;) {

14if (val & ~_Q_LOCKED_MASK)

15goto queue;

16

17new = _Q_LOCKED_VAL;

18if (val == new)

19new |= _Q_PENDING_VAL;

20

21old = atomic_cmpxchg_acquire(&lock->val, val, new);

22if (old == val)

23break;

24

25val = old;

26}

27

28if (new == _Q_LOCKED_VAL)

29return;

30

31smp_cond_load_acquire(&lock->val.counter, !(VAL & _Q_LOCKED_MASK));

32

33clear_pending_set_locked(lock);

34return;

35

36queue:

37node = this_cpu_ptr(&mcs_nodes[0]);

38idx = node->count++;

39tail = encode_tail(smp_processor_id(), idx);

40

41node += idx;

42node->locked = 0;

43node->next = NULL;

44…

45

46if (queued_spin_trylock(lock))

47goto release;

48

49old = xchg_tail(lock, tail);

50next = NULL;

51

52if (old & _Q_TAIL_MASK) {

53prev = decode_tail(old);

54smp_read_barrier_depends();

55

56WRITE_ONCE(prev->next, node);

57

58…

59arch_mcs_spin_lock_contended(&node->locked);

60

61next = READ_ONCE(node->next);

62if (next)

63prefetchw(next);

64}

65

66…

67val = smp_cond_load_acquire(&lock->val.counter, !(VAL & _Q_LOCKED_PENDING_MASK));

68

69locked:

70for (;;) {

71if ((val & _Q_TAIL_MASK) != tail) {

72set_locked(lock);

73break;

74}

75

76old = atomic_cmpxchg_relaxed(&lock->val, val, _Q_LOCKED_VAL);

77if (old == val)

78goto release;

79

80val = old;

81}

82

83if (!next) {

84while (!(next = READ_ONCE(node->next)))

85cpu_relax();

86}

87

88arch_mcs_spin_unlock_contended(&next->locked);

89…

90

91release:

92__this_cpu_dec(mcs_nodes[0].count);

93}

第8~11行代码，如果锁的状态是pending，即{tail=0，pending=1，locked=0}，那么等待锁的状态变成locked，即{tail=0，pending=0，locked=1}。

第14~15行代码，如果锁的tail字段不是0或者pending位是1，说明已经有处理器在等待自旋锁，那么跳转到标号queue，本处理器加入等待队列。

第17~21行代码，如果锁处于locked状态，那么把锁的状态设置为locked & pending，即{tail=0，pending=1，locked=1}；如果锁处于空闲状态（占有锁的处理器刚刚释放自旋锁），那么把锁的状态设置为locked。

第28~29行代码，如果上一步锁的状态从空闲变成locked，那么成功地获得锁。

第31行代码，等待占有锁的处理器释放自旋锁，即锁的locked字段变成0。

第32行代码，成功地获得锁，把锁的状态从pending改成locked，即清除pending位，把locked字段设置为1。

从第2个等待自旋锁的处理器开始，需要加入等待队列，处理如下：

(1)第37~43行代码，从本处理器的数组mcs_nodes分配一个数组项，然后初始化。

(2)第46~47行代码，如果锁处于空闲状态，那么获得锁。

(3)第49行代码，把自旋锁的tail字段设置为本处理器的队列节点的信息，并且返回前一个队列节点的信息。

(4)第52行代码，如果本处理器的队列节点不是队列首部，那么处理如下：

1）第56行代码，把前一个队列节点的next字段设置为本处理器的队列节点的地址。

2）第59行代码，本处理器在自己的队列节点的locked字段上面自旋等待，等待locked字段从0变成1，也就是等待本处理器的队列节点移动到队列首部。

(5)第67行代码，本处理器的队列节点移动到队列首部以后，在锁自身上面自旋等待，等待自旋锁的pending位和locked字段都变成0，也就是等待锁的状态变成空闲。

(6)锁的状态变成空闲以后，本处理器把锁的状态设置为locked，分两种情况：

1）第71行代码，如果队列还有其他节点，即还有其他处理器在等待锁，那么处理如下：

q第72行代码，把锁的locked字段设置为1。

q第83~86行代码，等待下一个等待者设置本处理器的队列节点的next字段。

q第88行代码，把下一个队列节点的locked字段设置为1。

2）第76行代码，如果队列只有一个节点，即本处理器是唯一的等待者，那么把锁的tail字段设置为0，把locked字段设置为1。

(7)第92行代码，释放本处理器的队列节点。

释放MCS自旋锁的代码如下所示：

spin_unlock() -> raw_spin_unlock() -> _raw_spin_unlock() -> __raw_spin_unlock() -> do_raw_spin_unlock() -> arch_spin_unlock()

include/asm-generic/qspinlock.h

1#define arch_spin_unlock(l)queued_spin_unlock(l)

2

3static __always_inline void queued_spin_unlock(struct qspinlock *lock)

4{

5(void)atomic_sub_return_release(_Q_LOCKED_VAL, &lock->val);

6}

第5行代码，执行带释放语义的原子减法操作，把锁的locked字段设置为0，释放语义保证前面的加载/存储指令在函数atomic_sub_return_release()开始执行之前执行完。

MCS自旋锁的配置宏是CONFIG_ARCH_USE_QUEUED_SPINLOCKS 和CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS，目前只有x86处理器架构使用MCS自旋锁，默认开启MCS自旋锁的配置宏，如下所示：

arch/x86/kconfig

config X86

def_bool y

…

select ARCH_USE_QUEUED_SPINLOCKS

…

kernel/kconfig.locks

config ARCH_USE_QUEUED_SPINLOCKS

bool

config QUEUED_SPINLOCKS

def_bool y if ARCH_USE_QUEUED_SPINLOCKS

depends on SMP