由于2.6内核可以抢占，应该在驱动程序中使用 preempt_disable() 和 preempt_enable()，从而保护代码段不被抢占（禁止 IRQ 同时也就隐式地禁止了抢占）。preempt_disable和preempt_enable 调用。spin_lock_irq的功能和上面的spin_lock提供的功能差不多，只不过它还多做了一步，就是把中断也关上，主要用于当前保护的数据 在可能的中断程序中也要用到的情况。spin_lock_irqsave和spin_lock_irq的功能一样，只不过调用这个函数以后可以把当前的中 断状态记下了，以备以后恢复。
在多CPU的环境下情况就比较复杂了，因为同时可能有几个程序在运行（是真正的同时），所以必须要定义一个 变量当作锁的功能，linux是这样规定的，当这个变量为1时，那么其保护的变量可以被访问，当其值为0时，那么其保护的临界数据不可以被访问，其中，要 改变变量锁的值也很有学问，就是不能让几个CPU同时去改，负责就会出现不同步的情况。如spin_lock在多cpu的时候就被?/
在这里，我主要把自己对内核中spinlock的一些理解写出来，并不是要告诉大家什么（因为我对我所说的也不能确定），而是希望大家对我的这些理解对的地方给我肯定，错误的地方给我指出。
和spinlock 相关的文件主要有两个，一个是include/linux/spinlock.h，主要是提供关于和硬件无关的spinlock的几个对外主函数，一个是 include/asm-XXX/spinlock.h，用来提供和硬件相关的功能函数。另外，在2.6的内核中，又多了一个文件， include/linux/preempt.h，为新增加的抢占式多任务功能提供一些服务。
spinlock的作用：spinlock系列函数主要用于保护临界数据（非常重要的数据）不被同时访问（给临界数据加锁），用以达到多任务的同步。如果一个数据当前不可访问，那么就一直等，直到可以访问为止。
spinlock 函数的使用前提：首先，spinklock函数只能使用在内核中，或者说只能使用在内核状态下，在2.6以前的内核是不可抢占的，也就是说，当运行于内核状态下时，是不容许切换到其他进程的。而在2.6以后的内核中，编译内核的时候多了一个选项，可以配置内核是否可以被抢占，这也就是为什么在2.6的内核中多了一个preempt.h的原因。
spinlock主要包含以下几个函数：
spin_lock
spin_unlock
spin_lock_irqsave
spin_lock_irq
spin_unlock_irqrestore
spin_unlock_irq
另 外还有其他很多，如关于读者写者的一套函数，关于bottom half一套函数（关于bottom half的代码我还没有读到），还有还提供了一套用bit实现加锁的函数，由于大概意思都相同，所以我这里就不说了（只想简单说说，没想到东西还挺多，我 的手都快冻僵了，江南的冬天真的受不了：）
spinlock函数根据机器的配置分为两套，单CPU和多CPU，先来看看单CPU的情况。
在 单CPU的情况下，spin_lock和spin_unlock函数都被定义成空操作（do { } while(0)），这是因为我们上面说的，内核不可以被抢占的原因。所以，在单CPU的情况下，只要你能够保证你要保护的临界数据不会在中断中用到的 话，那么你的数据已经是受保护的了，不需要做任何操作。在2.6内核中，这两个函数就不再这么简单了，因为内核也有可能被其他程序中断，所以要保护数据， 还要让调度程序暂时不调度此段程序，也就是说，暂时禁止抢占式任务调度功能，所以在上面两个函数中分别多了一个
需要澄清的是，互斥手段的选择，不是根据临界区的大小，而是根据临界区的性质，以及
有哪些部分的代码，即哪些内核执行路径来争夺。
从严格意义上说，semaphore和spinlock_XXX属于不同层次的互斥手段，前者的
实现有赖于后者，这有点象HTTP和TCP的关系，都是协议，但层次是不同的。
先说semaphore，它是进程级的，用于多个进程之间对资源的互斥，虽然也是在
内核中，但是该内核执行路径是以进程的身份，代表进程来争夺资源的。如果
竞争不上，会有context switch，进程可以去sleep，但CPU不会停，会接着运行
其他的执行路径。从概念上说，这和单CPU或多CPU没有直接的关系，只是在
semaphore本身的实现上，为了保证semaphore结构存取的原子性，在多CPU中需要
spinlock来互斥。
在内核中，更多的是要保持内核各个执行路径之间的数据访问互斥，这是最基本的
互斥问题，即保持数据修改的原子性。semaphore的实现，也要依赖这个。在单CPU
中，主要是中断和bottom_half的问题，因此，开关中断就可以了。在多CPU中，
又加上了其他CPU的干扰，因此需要spinlock来帮助。这两个部分结合起来，
就形成了spinlock_XXX。它的特点是，一旦CPU进入了spinlock_XXX，它就不会
干别的，而是一直空转，直到锁定成功为止。因此，这就决定了被
spinlock_XXX锁住的临界区不能停，更不能context switch，要存取完数据后赶快
出来，以便其他的在空转的执行路径能够获得spinlock。这也是spinlock的原则
所在。如果当前执行路径一定要进行context switch，那就要在schedule()之前
释放spinlock，否则，容易死锁。因为在中断和bh中，没有context，无法进行
context switch，只能空转等待spinlock，你context switch走了，谁知道猴年
马月才能回来。
因为spinlock的原意和目的就是保证数据修改的原子性，因此也没有理由在spinlock
锁住的临界区中停留。
spinlock_XXX有很多形式，有
spin_lock()/spin_unlock()， spin_lock_irq()/spin_unlock_irq()， spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore() spin_lock_bh()/spin_unlock_bh() local_irq_disable/local_irq_enable local_bh_disable/local_bh_enable
那么，在什么情况下具体用哪个呢？这要看是在什么内核执行路径中，以及要与哪些内核
执行路径相互斥。我们知道，内核中的执行路径主要有：
1 用户进程的内核态，此时有进程context，主要是代表进程在执行系统调用
等。
2 中断或者异常或者自陷等，从概念上说，此时没有进程context，不能进行
context switch。
3 bottom_half，从概念上说，此时也没有进程context。
4 同时，相同的执行路径还可能在其他的CPU上运行。
这样，考虑这四个方面的因素，通过判断我们要互斥的数据会被这四个因素中
的哪几个来存取，就可以决定具体使用哪种形式的spinlock。如果只要和其他CPU
互斥，就要用spin_lock/spin_unlock，如果要和irq及其他CPU互斥，就要用
spin_lock_irq/spin_unlock_irq，如果既要和irq及其他CPU互斥，又要保存
EFLAG的状态，就要用spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore，如果
要和bh及其他CPU互斥，就要用spin_lock_bh/spin_unlock_bh，如果不需要和
其他CPU互斥，只要和irq互斥，则用local_irq_disable/local_irq_enable，
如果不需要和其他CPU互斥，只要和bh互斥，则用local_bh_disable/local_bh_enable，
等等。值得指出的是，对同一个数据的互斥，在不同的内核执行路径中，
所用的形式有可能不同(见下面的例子)。
举一个例子。在中断部分中有一个irq_desc_t类型的结构数组变量irq_desc[]，
该数组每个成员对应一个irq的描述结构，里面有该irq的响应函数等。
在irq_desc_t结构中有一个spinlock，用来保证存取(修改)的互斥。
对于具体一个irq成员，irq_desc[irq]，对其存取的内核执行路径有两个，一是
在设置该irq的响应函数时(setup_irq)，这通常发生在module的初始化阶段，或
系统的初始化阶段；二是在中断响应函数中(do_IRQ)。代码如下：
int setup_irq(unsigned int irq, struct irqaction * new)
{
int shared = 0;
unsigned long flags;
struct irqaction *old, **p;
irq_desc_t *desc = irq_desc + irq;
/*
* Some drivers like serial.c use request_irq() heavily,
* so we have to be careful not to interfere with a
* running system.
*/
if (new->flags & SA_SAMPLE_RANDOM) {
/*
* This function might sleep, we want to call it first,
* outside of the atomic block.
* Yes, this might clear the entropy pool if the wrong
* driver is attempted to be loaded, without actually
* installing a new handler, but is this really a problem,
* only the sysadmin is able to do this.
*/
rand_initialize_irq(irq);
}
/*
* The following block of code has to be executed atomically
*/
[1] spin_lock_irqsave(&desc->lock,flags);
p = &desc->action;
if ((old = *p) != NULL) {
/* Can't share interrupts unless both agree to */
if (!(old->flags & new->flags & SA_SHIRQ)) {
[2] spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags);
return -EBUSY;
}
/* add new interrupt at end of irq queue */
do {
p = &old->next;
old = *p;
} while (old);
shared = 1;
}
*p = new;
if (!shared) {
desc->depth = 0;
desc->status &= ~(IRQ_DISABLED | IRQ_AUTODETECT | IRQ_WAITING);
desc->handler->startup(irq);
}
[3] spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags);
register_irq_proc(irq);
return 0;
}
asmlinkage unsigned int do_IRQ(struct pt_regs regs)
{
/*
* We ack quickly, we don't want the irq controller
* thinking we're snobs just because some other CPU has
* disabled global interrupts (we have already done the
* INT_ACK cycles, it's too late to try to pretend to the
* controller that we aren't taking the interrupt).
*
* 0 return value means that this irq is already being
* handled by some other CPU. (or is disabled)
*/
int irq = regs.orig_eax & 0xff; /* high bits used in ret_from_ code */
int cpu = smp_processor_id();
irq_desc_t *desc = irq_desc + irq;
struct irqaction * action;
unsigned int status;
kstat.irqs[cpu][irq]++;
[4] spin_lock(&desc->lock);
desc->handler->ack(irq);
/*
REPLAY is when Linux resends an IRQ that was dropped earlier
WAITING is used by probe to mark irqs that are being tested
*/
status = desc->status & ~(IRQ_REPLAY | IRQ_WAITING);
status |= IRQ_PENDING; /* we _want_ to handle it */
/*
* If the IRQ is disabled for whatever reason, we cannot
* use the action we have.
*/
action = NULL;
if (!(status & (IRQ_DISABLED | IRQ_INPROGRESS))) {
action = desc->action;
status &= ~IRQ_PENDING; /* we commit to handling */
status |= IRQ_INPROGRESS; /* we are handling it */
}
desc->status = status;
/*
* If there is no IRQ handler or it was disabled, exit early.
Since we set PENDING, if another processor is handling
a different instance of this same irq, the other processor
will take care of it.
*/
if (!action)
goto out;
/*
* Edge triggered interrupts need to remember
* pending events.
* This applies to any hw interrupts that allow a second
* instance of the same irq to arrive while we are in do_IRQ
* or in the handler. But the code here only handles the _second_
* instance of the irq, not the third or fourth. So it is mostly
* useful for irq hardware that does not mask cleanly in an
* SMP environment.
*/
for (;;) {
[5] spin_unlock(&desc->lock);
handle_IRQ_event(irq, ?s, action);
[6] spin_lock(&desc->lock);
if (!(desc->status & IRQ_PENDING))
break;
desc->status &= ~IRQ_PENDING;
}
desc->status &= ~IRQ_INPROGRESS;
out:
/*
* The ->end() handler has to deal with interrupts which got
* disabled while the handler was running.
*/
desc->handler->end(irq);
[7] spin_unlock(&desc->lock);
if (softirq_pending(cpu))
do_softirq();
return 1;
}
在setup_irq()中，因为其他CPU可能同时在运行setup_irq()，或者在运行setup_irq()时，
本地irq中断来了，要执行do_IRQ()以修改desc->status。为了同时防止来自其他CPU和
本地irq中断的干扰，如[1][2][3]处所示，使用了spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore()
而在do_IRQ()中，因为do_IRQ()本身是在中断中，而且此时还没有开中断，本CPU中没有
什么可以中断其运行，其他CPU则有可能在运行setup_irq()，或者也在中断中，但这二者
对本地do_IRQ()的影响没有区别，都是来自其他CPU的干扰，因此只需要用spin_lock/spin_unlock，
如[4][5][6][7]处所示。值得注意的是[5]处，先释放该spinlock，再调用具体的响应函数。
再举个例子：
static void tasklet_hi_action(struct softirq_action *a)
{
int cpu = smp_processor_id();
struct tasklet_struct *list;
[8] local_irq_disable();
list = tasklet_hi_vec[cpu].list;
tasklet_hi_vec[cpu].list = NULL;
[9] local_irq_enable();
while (list) {
struct tasklet_struct *t = list;
list = list->next;
if (tasklet_trylock(t)) {
if (!atomic_read(&t->count)) {
if (!test_and_clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state))
BUG();
t->func(t->data);
tasklet_unlock(t);
continue;
}
tasklet_unlock(t);
}
[10] local_irq_disable();
t->next = tasklet_hi_vec[cpu].list;
tasklet_hi_vec[cpu].list = t;
__cpu_raise_softirq(cpu, HI_SOFTIRQ);
[11] local_irq_enable();
}
}
这里，对tasklet_hi_vec[cpu]的修改，不存在CPU之间的竞争，因为每个CPU有各自独立的数据，
所以只要防止irq的干扰，用local_irq_disable/local_irq_enable即可，如[8][9][10][11]处
所示。