02 · 锁：spinlock_t / rwlock_t / mutex 全部变成 rt_mutex

结论：RT 内核里 spinlock_t、rwlock_t、local_lock_t、mutex、rw_semaphore 底层都是带优先级继承（PI）的 rt_mutex；只有 raw_spinlock_t 和 bit spinlock 还是真正的自旋锁。这消除了「持锁不可抢占」和「无界优先级反转」，代价是每次加解锁多做 migrate_disable/enable 与 RCU 读区进出，争用时要睡眠/唤醒（而非自旋），并且 spin_lock_irqsave() 在 RT 上根本不关中断——依赖这一点的驱动代码在 RT 上是错的。

第一层：两颗 CPU 争一把锁

先看结论：RT 把等锁从「烧 CPU 自旋」变成「睡眠 + 提升持锁者」，消灭了持锁不可抢占与无界优先级反转。

非 RTB 忙等烧 CPU，C 被 A 的 preempt_disable 挡住

同一场景 · 换成 PREEMPT_RT 内核

PREEMPT_RTB 睡眠并把 A 提升到自己的优先级，C 可以立即抢占 A

非 RT 的 qspinlock 是「关抢占 + 自旋」：等锁的 CPU 100% 忙等，持锁 CPU 上任何高优先级任务都进不来；如果持锁者被中断打断，所有等待者跟着延长。RT 的 rt_spin_lock() 在争用时把等待者挂到红黑树并睡眠，同时把持锁者提升到最高等待者的优先级——持锁者尽快跑完，等待者不浪费 CPU。

第二层：完整加解锁路径

先看结论：无争用时只多两次 cmpxchg 和 migrate_disable/enable；有争用时才进红黑树、PI 链和睡眠。spin_lock_irqsave() 不再关中断。

非 RTqspinlock 快路径 cmpxchg，慢路径 MCS 队列自旋

同一场景 · 换成 PREEMPT_RT 内核

PREEMPT_RTrt_mutex 快路径 cmpxchg owner，慢路径入树 / PI 链 / 自适应自旋 / 睡眠

类型替换

• 非 RT：spinlock_t 是 raw_spinlock 的包装（include/linux/spinlock_types.h:14-29）。
• RT：typedef struct spinlock { struct rt_mutex_base lock; … } spinlock_t;（include/linux/spinlock_types.h:45-61），而 rt_mutex_base 由一把 raw_spinlock_t wait_lock、等待者红黑树 waiters 和 owner 指针组成（include/linux/rtmutex.h:23-27）。
• raw_spinlock_t 在两种内核里完全相同（include/linux/spinlock_types_raw.h:14-23）。
• rwlock_t → struct rwbase_rt + atomic_t readers（include/linux/rwlock_types.h:53-63）。
• mutex → 直接内嵌 rt_mutex_base（include/linux/mutex_types.h:56-67）；经典 mutex 实现整体被 #ifndef CONFIG_PREEMPT_RT 排除（kernel/locking/mutex.c:36），mutex_lock() 走 rtmutex_api.c:498-531 的 __rt_mutex_lock()。
• rw_semaphore → rwbase_rt（include/linux/rwsem.h:135-141；实现 kernel/locking/rwsem.c:1402-1516）。
• QUEUED_RWLOCKS 在 RT 下不可选（kernel/Kconfig.locks:254），DEBUG_MUTEXES/DEBUG_RWSEMS 同样（lib/Kconfig.debug:1456,1481），换成 DEBUG_RT_MUTEXES。

RT 的 spin_lock() 做了什么

kernel/locking/spinlock_rt.c:46-52：

static __always_inline void __rt_spin_lock(spinlock_t *lock)
{
    rtlock_might_resched();          /* 注解：这把锁可能睡眠 */
    rtlock_lock(&lock->lock);        /* cmpxchg(owner: NULL→current)，失败走 rtlock_slowlock() */
    rcu_read_lock();                 /* 保持非 RT 下「持自旋锁隐含 RCU 读区」的语义 */
    migrate_disable();               /* 替代 preempt_disable：钉住 CPU 但可抢占 */
}

文件头（:3-19）明确写着：非 RT 自旋锁关抢占并最终关中断；RT 替代品显式禁止迁移、并在持锁期间进入 RCU 读区。

spin_lock_irqsave() 不关中断：include/linux/spinlock_rt.h:96-101 就是 flags = 0; spin_lock(lock);，spin_unlock_irqrestore() 忽略 flags（:119-123）。_bh 变体仍会 local_bh_disable()（:84-89），但那在 RT 上也是一把 per-CPU 锁（第 04 章）。spin_is_contended() 恒为 0（:147）。

慢路径：入树、PI、自旋还是睡眠

kernel/locking/rtmutex.c:1838-1904 rtlock_slowlock_locked()：

1. 持 wait_lock 再试一次 try_to_take_rt_mutex()（:1846-1847）。
2. current_save_and_set_rtlock_wait_state()（:1852）：把任务状态保存后设为 TASK_RTLOCK_WAIT，因此在 TASK_INTERRUPTIBLE 里拿自旋锁不会丢唤醒（Documentation/locking/locktypes.rst:257-293 描述了 saved_state 协议）。
3. task_blocks_on_rt_mutex()（:1856，定义 :1195-1304）：按优先级插入红黑树；若成为最高等待者，rt_mutex_adjust_prio(lock, owner) 提升持锁者（:1264-1271），持锁者自己也被阻塞时沿链继续 rt_mutex_adjust_prio_chain()（:677-723）。
4. 自旋还是睡眠（:1873-1874）：if (!owner || !rtmutex_spin_on_owner(lock, &waiter, owner)) schedule_rtlock();——只有最高等待者、且持锁者正在别的 CPU 上运行时才自旋（:1486-1521，停止条件：owner 被调度出去、自己不再是顶端等待者、need_resched()、vCPU 被抢占）；UP 上永远直接睡（:1522-1529）。
5. 释放：rt_spin_unlock()（spinlock_rt.c:78-104）先 migrate_enable()，快路径 cmpxchg(owner: current→NULL)，有等待者则 rt_mutex_slowunlock() 唤醒树最左节点并 deboost，最后 rcu_read_unlock()。

等待者排序（:393-409）：先按 prio，两者都是 SCHED_DEADLINE 时按 deadline 早者优先。PI 链深度上限 max_lock_depth = 1024（kernel/locking/rtmutex_api.c:14，/proc/sys/kernel/max_lock_depth 可调，超限返回 -EDEADLK，rtmutex.c:700-718）。同优先级「横向偷锁」只允许非 RT 优先级的任务（:435-446），避免给 RT 任务引入无界延迟。

rwlock / rwsem：读者偏向，写者不公平

kernel/locking/rwbase_rt.c:4-42：读者走原子计数快路径（READER_BIAS = 1<<31），写者先拿 rtmutex、再减去 READER_BIAS 把读者赶进慢路径、等所有读者离开。RT 的 rwsem/rwlock 不是写者公平的——写者可能饥饿，但写者受 PI 保护；之所以不做多读者继承，是因为 SCHED_DEADLINE 无法支持（:33-39）。locktypes.rst:313-315 直言：一个被抢占的低优先级读者会让高优先级写者饿死。

嵌套规则（RT 特有）

Documentation/locking/locktypes.rst:524-531：RT 把 spinlock_t/rwlock_t/local_lock 从「自旋」类降到「睡眠」类，因此它们不能在 raw_spinlock_t 临界区内获取；嵌套顺序只能是 睡眠锁 → spinlock_t/rwlock_t/local_lock → raw_spinlock_t/bit spinlock。反过来（raw 在 spinlock_t 里）允许。PROVE_RAW_LOCK_NESTING（lib/Kconfig.debug:1398）可以在非 RT 内核上提前检查。

一个直接推论（locktypes.rst:470-489）：持 raw_spinlock_t 时不能 kmalloc()（RT 的分配器会睡），但持普通 spinlock_t 时可以。

ARM64 注

• 非 RT 的 arm64 用队列自旋锁/读写锁（arch/arm64/Kconfig:89-90 select ARCH_USE_QUEUED_SPINLOCKS / ARCH_USE_QUEUED_RWLOCKS）；RT 下 QUEUED_RWLOCKS 被 kernel/Kconfig.locks:254 砍掉，换成 rwbase_rt。
• rt_mutex 快路径的 cmpxchg(owner)、READER_BIAS 原子加减都受益于 LSE：arch/arm64/Kconfig:1935-1943 ARM64_USE_LSE_ATOMICS default y，ARMv8.1+ 用 CAS/LDADD 指令代替 LL/SC 循环，争用下延迟更稳；ARMv8.0（Cortex-A53/A72 等）只能 LL/SC，无争用开销略高、争用时重试次数不确定。
• arch/arm64/Kconfig:58-83 ARCH_INLINE_*_LOCK if !PREEMPTION：RT 内核里所有 spin/rw 锁操作都是 out-of-line 调用（非抢占 arm64 内核才内联）。
• raw_spinlock_t 临界区在 arm64 上关中断的方式取决于伪 NMI：默认 msr daifset，开启 irqchip.gicv3_pseudo_nmi=1 后写 ICC_PMR_EL1（第 03 章）。

性能影响

净影响：无争用锁开销约 2–4 倍，争用锁从自旋变睡眠；这是 RT 吞吐下降的第二大来源，也是延迟有界的基础。

源码定位

调优要点

• 驱动移植 RT 的三件事：① 依赖 spin_lock_irqsave 关中断的地方改 raw_spinlock_t 或 local_lock_irq；② 持 raw 锁时不分配内存；③ 在非 RT 内核上先开 PROVE_RAW_LOCK_NESTING 跑一遍。
• 争用严重的热点锁在 RT 上退化最明显：用 perf lock contention 或 lockstat 找出来，考虑 per-CPU 化或 RCU 化。
• max_lock_depth 一般不用动；若日志出现 "Maximum lock depth 1024 reached"，说明锁链设计有问题而不是参数太小。

小结

• spinlock_t/rwlock_t/local_lock_t/mutex/rwsem 底层统一为 rt_mutex，只有 raw_spinlock_t 与 bit spinlock 还自旋。
• PI 链最深 1024、等待者按 prio/deadline 排序、自适应自旋只给顶端等待者——这些细节决定了争用时的行为。
• RT 的 rwlock/rwsem 读者偏向、写者可能饥饿；spin_lock_irqsave 不关中断是驱动移植的头号坑。
• 承上启下：锁可以睡了，hardirq 里却不能睡——所以驱动逻辑必须离开 hardirq，这就是下一章的中断线程化。