一、为什么需要 hwspinlock
在传统的 Linux SMP 系统中，自旋锁（spinlock）依赖于 共享内存 + 原子指令 实现，适用于：
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同一 OS
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同一 cache coherent 域
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同一 CPU 集群
然而，在以下场景中，普通 spinlock 已经不再适用：
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多 OS（Linux + RTOS / FW / SCP）
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多 die / 多 cluster（无 cache coherence）
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Host CPU 与外设子系统（DSP / MCU）
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SoC 内部通过 APB / AXI 互联的异构处理单元
这些系统之间 无法共享 Linux 的原子语义 ，但又需要访问 同一块共享资源或 共享内存 。 这正是 hwspinlock（硬件自旋锁） 存在的意义。
二、hwspinlock 的设计目标
Linux hwspinlock 的核心目标可以总结为三点：
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提供 OS 无关的互斥原语
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基于硬件寄存器实现排他访问
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统一 Linux 侧的使用接口
本质上，hwspinlock 是：
Linux 对"硬件互斥单元（Hardware Mutex / Spinlock）"的一层抽象
三、Linux hwspinlock 的整体架构
从软件栈角度看，hwspinlock 位于 设备驱动 层与通用内核接口之间：
注册就是上register和unregister
四、hwspinlock 的核心数据结构
4.1 struct hwspinlock
语义说明：
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lock→ 保护 hwspinlock 内部状态的 Linux 自旋锁 → 注意：不是跨 OS 的锁 -
ops→ 硬件相关的操作集（trylock / unlock） -
priv→ 指向 SoC 私有数据（寄存器基址、ID 等）
4.2 struct hwspinlock_ops
这是 hwspinlock 的 关键抽象层：
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Linux 不关心硬件如何实现
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只要求：
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能不能"抢到锁"
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如何"释放锁"
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五、Linux 侧的使用接口
5.1 获取 hwspinlock
struct hwspinlock *hwlock;
hwlock = hwspin_lock_request_specific(id);
Linux 通常使用 编号（ID） 来标识一把硬件锁
5.2 加锁与解锁
hwspin_lock_timeout(hwlock, timeout); ``... ``hwspin_unlock(hwlock);
或非阻塞方式：
if (hwspin_trylock(hwlock)) { `` ... `` hwspin_unlock(hwlock); ``}
重要特性：
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hwspinlock 不会睡眠
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典型使用场景：
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中断上下文
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共享内存访问
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mailbox / rpmsg / IPC 同步
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六、hwspinlock 与 Linux spinlock 的本质区别
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| 对比项 | spinlock | hwspinlock |
| 实现基础 | 原子指令 | 硬件寄存器 |
| 适用范围 | 单 OS | 多 OS / 多 die |
| cache 依赖 | 强 | 无 |
| 速度 | 极快 | 较慢（MMIO） |
| 典型用途 | 内核同步 | OS 间互斥 |
一句话总结：
hwspinlock 解决的是"系统边界外"的互斥问题
七、APB Spinlock 的硬件实现原理
7.1 APB Spinlock 的基本思想
APB spinlock 通常由一组 内存 映射寄存器 组成，例如：
SPINLOCK_BASE + 0x0 LOCK0 ``SPINLOCK_BASE + 0x4 LOCK1 ``SPINLOCK_BASE + 0x8 LOCK2 ...
每个寄存器代表 一把独立的硬件锁。
7.2 加锁（trylock）& 解锁（unlock）机制
writel(0, lock_reg);
释放锁后，其他 master 才能重新获取。
当处理器使用hwspinlock的时候，需要通过SPINLOCK_STATUS_REG寄存器读取hwspinlock状态。
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读操作：读SPINLOCK_LOCK_REG返回0时，说明进入locked状态；再次读SPINLOCK_STATUS_REG该状态位，返回1，说明已经成为locked状态
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写操作：当spinlock处于locked状态时，写SPINLOCK_LOCK_REG为0可转化为unlocked状态，其他状态写操作均无效
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reset操作：reset操作后，默认为unlocked
hwspinlock 状态
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当spinlock处于unlocked状态时，写0/1均无效
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当spinlock处于unlocked状态，读操作，返回0说明进入locked状态
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当spinlock处于locked状态时，写0可转换为unlocked状态
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当spinlock处于locked状态，写1无效
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当spinlock处于locked状态时，再次读该状态位，返回1，说明已经是locked状态
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reset操作后默认为unlocked状态
当Free lock动作产生(即lock状态由locked变为unlocked时)，即可产生中断
切换状态
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SPINLOCKN_LOCK_REG(0~31)读0，进入locked状态
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执行应用代码，当前SPINLOCK_STATUS_REG对应位状态为1
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SPINLOCKN_LOCK_REG(0~31)写0，进入unlocked状态，释放相应的spinlock
7.4 硬件层保证的是什么？
APB spinlock 硬件通常保证：
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同一时刻：
- 只有一个 bus master 能持有锁
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锁状态：
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独立于 CPU cache
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独立于 OS
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但 不保证：
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死锁检测
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owner 身份校验（有些 SoC 支持）
八、Linux hwspinlock 驱动如何对接 APB Spinlock
典型 APB spinlock 驱动做三件事：
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解析 设备树
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锁数量
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寄存器基址
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初始化 hwspinlock 实例数组
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hwspinlock_init(&bank->locks[i]); -
实现 ops
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.trylock = apb_hwspin_trylock, ``.unlock = apb_hwspin_unlock,
Linux hwspinlock core 完全不知道：
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APB / AXI
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寄存器布局
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SoC 细节
这就是抽象层的价值。
九、hwspinlock 的典型使用场景
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Linux ↔ RTOS 共享 ringbuf
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Linux ↔ SCP 共享 mailbox
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多 die 共享 SRAM
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remoteproc / rpmsg 的全局同步
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非一致性内存上的 allocator（genpool / bitmap）
hwspinlock 适合"粒度粗、时间短、访问频率低"的互斥
十、总结
Linux hwspinlock 是一种 面向异构系统的同步机制：
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上层：统一 Linux API
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中层：hwspinlock core 框架
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底层：SoC 私有硬件实现（如 APB spinlock）
它并不是为了替代 spinlock，而是解决：
Linux 原子语义无法覆盖的系统边界问题