6.5: Re-entrant locks

注释：该内容基于原版课程的textbook和源代码，在大模型辅助翻译的基础上进行的整理。

看起来有些死锁和锁顺序问题可以通过使用可重入锁（也称为递归锁）来避免。
其思想是，如果一个进程已经持有锁，并且该进程再次尝试获取该锁，那么内核可以直接允许这种情况（因为该进程已经持有锁），而不是像 xv6 内核那样调用 panic。 然而，事实证明，可重入锁使并发性推理变得更困难：可重入锁打破了锁使临界区对其他临界区原子化的直觉。考虑以下函数 f 和 g，以及一个假设的函数 h：

struct spinlock lock;
int data = 0; // protected by lock

f() {
    acquire(&lock);
    if(data == 0){
        call_once();
        h();
        data = 1;
    }
    release(&lock);
}

g() {
    aquire(&lock);
    if(data == 0){
        call_once();
        data = 1;
    }
    release(&lock);
}

h() {
...
}

查看这段代码片段，我们的直觉是 call_once 只会被调用一次：要么被 f 调用，要么被 g 调用，但不会被两者同时调用。

但是，如果允许可重入锁，并且 h 恰好调用了 g，那么 call_once 就会被调用两次。

如果不允许可重入锁，那么 h 调用 g 会导致死锁，这也不是理想的情况。不过，假设调用 call_once 是一个严重错误，那么死锁是相对更好的结果。

内核开发人员会观察到死锁（内核会崩溃），然后可以修复代码以避免这种情况，而调用 call_once 两次可能会导致难以追踪的错误。

出于这个原因，xv6 使用了更容易理解的非可重入锁。然而，只要程序员牢记锁的使用规则，无论哪种方法都可以正常工作。

如果 xv6 使用可重入锁，则需要修改 acquire 以检测该锁是否当前由调用线程持有。同时，还需要在 struct spinlock 中添加嵌套获取计数，这与接下来讨论的 push_off 类似。