2. 内核并发源：SMP多核并发、中断上下文、软中断与tasklet、内核抢占

在嵌入式Linux驱动开发中，理解并发源是正确选择和使用锁机制的前提。驱动代码运行在内核空间，面临多种并发执行路径的交叉访问。本章系统梳理四大内核并发源，帮助开发者建立并发场景的全局视图。

2.1 并发源全景图

内核中的并发执行流可以抽象为以下四种基本类型。它们可以独立出现，也可以组合叠加，形成复杂的并发环境。

2.2 SMP多核并发

对称多处理（SMP）是现代嵌入式SoC的标准配置。两个或更多CPU核心共享同一内存空间，各自独立执行指令流。这是最直观的并发源：两个进程分别在CPU0和CPU1上同时运行，同时访问驱动中的同一个全局变量。

SMP并发带来的竞态条件具有以下特征：

• 真正的同时执行：两个核心在同一个时钟周期内访问共享数据。
• 缓存一致性问题：每个核心有私有L1缓存，修改后需要通过缓存一致性协议（如MESI）同步。
• 原子性缺失：对变量的“读-改-写”操作在汇编层面不是原子的，可能被另一个核心打断。

2.3 中断上下文

硬件中断触发后，CPU立即保存当前执行现场，跳转到中断处理程序（ISR）。中断上下文与进程上下文完全不同：

中断上下文是驱动开发中最危险的并发源之一。如果进程上下文持有spinlock时中断发生，而中断处理程序也试图获取同一把spinlock，就会产生死锁。解决方案是使用 spin_lock_irqsave() 在获取锁时关闭本地CPU中断。

// 错误示例：中断中自旋等待进程持有的锁 → 死锁
spinlock_t my_lock;
// 进程上下文
spin_lock(&my_lock);
// 此时中断发生，ISR 也尝试获取 my_lock
// ISR 自旋等待，进程无法释放锁 → 死锁

// 正确做法：关本地中断
unsigned long flags;
spin_lock_irqsave(&my_lock, flags);
// 临界区操作
spin_unlock_irqrestore(&my_lock, flags);

2.4 软中断与tasklet

软中断（SoftIRQ）和tasklet是内核下半部机制的核心组件，用于处理中断处理程序推迟的非紧急工作。它们运行在软中断上下文，具有以下并发特性：

• 软中断：同一类型的软中断可以在多个CPU上同时执行。网络层的 NET_RX_SOFTIRQ 和 NET_TX_SOFTIRQ 是典型例子。
• tasklet：同一tasklet在同一时刻只能在一个CPU上执行，但不同tasklet可以在不同CPU上并行。
• 优先级：软中断的优先级高于用户态进程和内核线程，但低于硬件中断。

2.5 内核抢占

当内核配置了 CONFIG_PREEMPT（抢占式内核），一个在内核态运行的进程可以被另一个更高优先级的进程抢占。这意味着即使只有一个CPU核心，进程上下文内部也存在并发：当前进程执行到临界区中间时，可能被调度出去，另一个进程进入并访问同一共享数据。

内核抢占带来的并发场景：

• 单核抢占：进程A持有锁进入临界区，被抢占；进程B运行，尝试获取同一锁 → 进程B自旋等待（单核spinlock不会自旋，但需要抢占保护）。
• 抢占与中断叠加：进程A被抢占后，中断发生，ISR访问共享数据 → 需要spinlock配合关中断。

spinlock在实现上隐式地禁止了内核抢占：

// spin_lock() 的简化实现逻辑（ARM64 架构）
static __always_inline void spin_lock(spinlock_t *lock)
{
    // 1. 禁止内核抢占（preempt_disable()）
    // 2. 执行原子加锁操作（ldaxr / stxr）
    // 3. 如果锁已被持有，自旋等待
}

// 这意味着持有spinlock的代码段不会被其他进程抢占
// 从而保证了临界区的原子性（相对于本CPU的进程上下文）

2.6 并发源与锁选择对照

下表总结了不同并发源场景下推荐的锁机制选择：