Linux 同步方法剖析 内核原子，自旋锁和互斥锁

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M. Tim Jones (), 顾问工程师, Emulex

2007 年 11 月 19 日

在 学习 Linux® 的过程中，您也许接触过并发（concurrency）、临界段（critical section）和锁定，但是如何在内核中使用这些概念呢？本文讨论了 2.6 版内核中可用的锁定机制，包括原子运算符（atomic operator）、自旋锁（spinlock）、读/写锁（reader/writer lock）和内核信号量（kernel semaphore）。 本文还探讨了每种机制最适合应用到哪些地方，以构建安全高效的内核代码。

本文讨论了 Linux 内核中可用的大量同步或锁定机制。这些机制为 2.6.23 版内核的许多可用方法提供了应用程序接口（API）。但是在深入学习 API 之前，首先需要明白将要解决的问题。

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当存在并发特性时，必须使用同步方法。当在同一时间段出现两个或更多进程并且这些进程彼此交互（例如，共享相同的资源）时，就存在并发 现象。

在单处理器（uniprocessor，UP）主机上可能发生并发，在这种主机中多个线程共享同一个 CPU 并且抢占（preemption）创建竞态条件。抢占 通过临时中断一个线程以执行另一个线程的方式来实现 CPU 共享。竞态条件 发生在两个或更多线程操纵一个共享数据项时，其结果取决于执行的时间。在多处理器（MP）计算机中也存在并发，其中每个处理器中共享相同数据的线程同时执 行。注意在 MP 情况下存在真正的并行（parallelism），因为线程是同时执行的。而在 UP 情形中，并行是通过抢占创建的。两种模式中实现并发都较为困难。

Linux 内核在两种模式中都支持并发。内核本身是动态的，而且有许多创建竞态条件的方法。Linux 内核也支持多处理（multiprocessing），称为对称多处理（SMP）。可以在本文后面的 参考资料 部分学到更多关于 SMP 的知识。

临界段概念是为解决竞态条件问题而产生的。一个临界段 是一段不允许多路访问的受保护的代码。这段代码可以操纵共享数据或共享服务（例如硬件外围设备）。临界段操作时坚持互斥锁（mutual exclusion）原则（当一个线程处于临界段中时，其他所有线程都不能进入临界段）。

临 界段中需要解决的一个问题是死锁条件。考虑两个独立的临界段，各自保护不同的资源。每个资源拥有一个锁，在本例中称为 A 和 B。假设有两个线程需要访问这些资源，线程 X 获取了锁 A，线程 Y 获取了锁 B。当这些锁都被持有时，每个线程都试图占有其他线程当前持有的锁（线程 X 想要锁 B，线程 Y 想要锁 A）。这时候线程就被死锁了，因为它们都持有一个锁而且还想要其他锁。一个简单的解决方案就是总是按相同次序获取锁，从而使其中一个线程得以完成。还需要 其他解决方案检测这种情形。表 1 定义了此处用到的一些重要的并发术语。

术语	定义
竞态条件	两个或更多线程同时操作资源时将会导致不一致的结果。
临界段	用于协调对共享资源的访问的代码段。
互斥锁	确保对共享资源进行排他访问的软件特性。
死锁	由两个或更多进程和资源锁导致的一种特殊情形，将会降低进程的工作效率。

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如 果您了解了一些基本理论并且明白了需要解决的问题，接下来将学习 Linux 支持并发和互斥锁的各种方法。在以前，互斥锁是通过禁用中断来提供的，但是这种形式的锁定效率比较低（现在在内核中仍然存在这种用法）。这种方法也不能进 行扩展，而且不能保证其他处理器上的互斥锁。

在以下关于锁定机制的讨论中，我们首先看一下原子运算符，它可以 保护简单变量（计数器和位掩码（bitmask））。然后介绍简单的自旋锁和读/写锁，它们构成了一个 SMP 架构的忙等待锁（busy-wait lock）覆盖。最后，我们讨论构建在原子 API 上的内核互斥锁。

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Linux 中最简单的同步方法就是原子操作。原子 意味着临界段被包含在 API 函数中。不需要额外的锁定，因为 API 函数已经包含了锁定。由于 C 不能实现原子操作，因此 Linux 依靠底层架构来提供这项功能。各种底层架构存在很大差异，因此原子函数的实现方法也各不相同。一些方法完全通过汇编语言来实现，而另一些方法依靠 c 语言并且使用 local_irq_save 和 local_irq_restore 禁用中断。

在内核中实现锁定的一种不太好的方法是通过禁用本地 CPU 的硬中断。这些函数均可用并且仍得到使用（有时用于原子运算符），但我们并不推荐使用。local_irq_save 例程禁用中断，而 local_irq_restore 恢复以前启用过的中断。这些例程都是可重入的（reentrant），也就是说它们可以在其他例程上下文中被调用。

当需要保护的数据非常简单时，例如一个计数器，原子运算符是种理想的方法。尽管原理简单，原子 API 提供了许多针对不同情形的运算符。下面是一个使用此 API 的示例。

要声明一个原子变量（atomic variable），首先声明一个 atomic_t 类型的变量。这个结构包含了单个 int 元素。接下来，需确保您的原子变量使用 ATOMIC_INIT 符号常量进行了初始化。 在清单 1 的情形中，原子计数器被设置为 0。也可以使用 atomic_set function 在运行时对原子变量进行初始化。

                
atomic_t my_counter ATOMIC_INIT(0);

... or ...

atomic_set( &my_counter, 0 );

原子 API 支持一个涵盖许多用例的富函数集。可以使用 atomic_read 读取原子变量中的内容，也可以使用 atomic_add 为一个变量添加指定值。最常用的操作是使用 atomic_inc 使变量递增。也可用减号运算符，它的作用与相加和递增操作相反。清单 2. 演示了这些函数。

                
val = atomic_read( &my_counter );

atomic_add( 1, &my_counter );

atomic_inc( &my_counter );

atomic_sub( 1, &my_counter );

atomic_dec( &my_counter );

该 API 也支持许多其他常用用例，包括 operate-and-test 例程。这些例程允许对原子变量进行操纵和测试（作为一个原子操作来执行）。一个叫做 atomic_add_negative 的特殊函数被添加到原子变量中，然后当结果值为负数时返回真（true）。这被内核中一些依赖于架构的信号量函数使用。

许多函数都不返回变量的值，但两个函数除外。它们会返回结果值（ atomic_add_return 和 atomic_sub_return），如清单 3所示。

                
if (atomic_sub_and_test( 1, &my_counter )) {
  // my_counter is zero
}

if (atomic_dec_and_test( &my_counter )) {
  // my_counter is zero
}

if (atomic_inc_and_test( &my_counter )) {
  // my_counter is zero
}

if (atomic_add_negative( 1, &my_counter )) {
  // my_counter is less than zero
}

val = atomic_add_return( 1, &my_counter ));

val = atomic_sub_return( 1, &my_counter ));

如果您的架构支持 64 位长类型（BITS_PER_LONG 是 64 的），那么 可以使用 long_t atomic 操作。可以在 linux/include/asm-generic/atomic.h 中查看可用的长操作（long operation）。

原 子 API 还支持位掩码（bitmask）操作。跟前面提到的算术操作不一样，它只包含设置和清除操作。许多驱动程序使用这些原子操作，特别是 SCSI。位掩码原子操作的使用跟算术操作存在细微的差别，因为其中只有两个可用的操作（设置掩码和清除掩码）。使用这些操作前，需要提供一个值和将要进 行操作的位掩码，如清单 4 所示。

                
unsigned long my_bitmask;

atomic_clear_mask( 0, &my_bitmask );

atomic_set_mask( (1<<24), &my_bitmask );

原子操作依赖于架构，可以在 ./linux/include/asm-/atomic.h 中找到。

自旋锁是使用忙等待锁来确保互斥锁的一种特殊方法。如果锁可用，则获取锁，执行互斥锁动作，然后释放锁。如果锁不可用，线程将忙等待该锁，直到其可用为止。忙等待看起来效率低下，但它实际上比将线程休眠然后当锁可用时将其唤醒要快得多。

自旋锁只在 SMP 系统中才有用，但是因为您的代码最终将会在 SMP 系统上运行，将它们添加到 UP 系统是个明智的做法。

自旋锁有两种可用的形式：完全锁（full lock）和读写锁。 首先看一下完全锁。

首先通过一个简单的声明创建一个新的自旋锁。这可以通过调用 spin_lock_init 进行初始化。清单 5 中显示的每个变量都会实现相同的结果。

                
spinlock_t my_spinlock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;

... or ...

DEFINE_SPINLOCK( my_spinlock );

... or ...

spin_lock_init( &my_spinlock );

定义了自旋锁之后，就可以使用大量的锁定变量了。每个变量用于不同的上下文。

清单 6 中显示了 spin_lock 和 spin_unlock 变量。这是一个最简单的变量，它不会执行中断禁用，但是包含全部的内存壁垒（memory barrier）。这个变量假定中断处理程序和该锁之间没有交互。

                
                spin_lock( &my_spinlock );

// critical section

spin_unlock( &my_spinlock );

接下来是 irqsave 和 irqrestore 对，如清单 7 所示。spin_lock_irqsave 函数需要自旋锁，并且在本地处理器（在 SMP 情形中）上禁用中断。spin_unlock_irqrestore 函数释放自旋锁，并且（通过 flags 参数）恢复中断。

                
                spin_lock_irqsave( &my_spinlock, flags );

// critical section

spin_unlock_irqrestore( &my_spinlock, flags );

spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore 的一个不太安全的变体是 spin_lock_irq/spin_unlock_irq。 我建议不要使用此变体，因为它会假设中断状态。

最后，如果内核线程通过 bottom half 方式共享数据，那么可以使用自旋锁的另一个变体。bottom half 方法可以将设备驱动程序中的工作延迟到中断处理后执行。这种自旋锁禁用了本地 CPU 上的软中断。这可以阻止 softirq、tasklet 和 bottom half 在本地 CPU 上运行。这个变体如清单 8 所示。

                
                spin_lock_bh( &my_spinlock );

// critical section

spin_unlock_bh( &my_spinlock );

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在 许多情形下，对数据的访问是由大量的读和少量的写操作来完成的（读取数据比写入数据更常见）。读/写锁的创建就是为了支持这种模型。这个模型有趣的地方在 于允许多个线程同时访问相同数据，但同一时刻只允许一个线程写入数据。如果执行写操作的线程持有此锁，则临界段不能由其他线程读取。如果一个执行读操作的 线程持有此锁，那么多个读线程都可以进入临界段。清单 9 演示了这个模型。

                
rwlock_t my_rwlock;

rwlock_init( &my_rwlock );

write_lock( &my_rwlock );

// critical section -- can read and write

write_unlock( &my_rwlock );


read_lock( &my_rwlock );

// critical section -- can read only

read_unlock( &my_rwlock );

根据对锁的需求，还针对 bottom half 和中断请求（IRQ）对读/写自旋锁进行了修改。显然，如果您使用的是原版的读/写锁，那么按照标准自旋锁的用法使用这个自旋锁，而不区分读线程和写线程。

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在 内核中可以使用互斥锁来实现信号量行为。内核互斥锁是在原子 API 之上实现的，但这对于内核用户是不可见的。互斥锁很简单，但是有一些规则必须牢记。同一时间只能有一个任务持有互斥锁，而且只有这个任务可以对互斥锁进行 解锁。互斥锁不能进行递归锁定或解锁，并且互斥锁可能不能用于交互上下文。但是互斥锁比当前的内核信号量选项更快，并且更加紧凑，因此如果它们满足您的需 求，那么它们将是您明智的选择。

可以通过 DEFINE_MUTEX 宏使用一个操作创建和初始化互斥锁。这将创建一个新的互斥锁并初始化其结构。可以在 ./linux/include/linux/mutex.h 中查看该实现。

                DEFINE_MUTEX( my_mutex );

互斥锁 API 提供了 5 个函数：其中 3 个用于锁定，一个用于解锁，另一个用于测试互斥锁。首先看一下锁定函数。在需要立即锁定以及希望在互斥锁不可用时掌握控制的情形下，可以使用第一个函数 mutex_trylock。该函数如清单 10 所示。

                
ret = mutex_trylock( &my_mutex );
if (ret != 0) {
  // Got the lock!
} else {
  // Did not get the lock
}

如果想等待这个锁，可以调用 mutex_lock。这个调用在互斥锁可用时返回，否则，在互斥锁锁可用之前它将休眠。无论在哪种情形中，当控制被返回时，调用者将持有互斥锁。最后，当调用者休眠时使用 mutex_lock_interruptible。在这种情况下，该函数可能返回 -EINTR。清单 11 中显示了这两种调用。

                
                mutex_lock( &my_mutex );

// Lock is now held by the caller.

if (mutex_lock_interruptible( &my_mutex ) != 0)  {

  // Interrupted by a signal, no mutex held

}

当一个互斥锁被锁定后，它必须被解锁。这是由 mutex_unlock 函数来完成的。这个函数不能从中断上下文调用。最后，可以通过调用 mutex_is_locked 检查互斥锁的状态。这个调用实际上编译成一个内联函数。如果互斥锁被持有（锁定），那么就会返回 1；否则，返回 0。清单 12 演示了这些函数。

                
                mutex_unlock( &my_mutex );

if (mutex_is_locked( &my_mutex ) == 0) {

  // Mutex is unlocked

}

互斥锁 API 存在着自身的局限性，因为它是基于原子 API 的。但是其效率比较高，如果能满足你的需要，还是可以使用的。

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最后看一下大内核锁（BLK）。它在内核中的用途越来越小，但是仍然有一些保留下来的用法。BKL 使多处理器 Linux 成为可能，但是细粒度（finer-grained）锁正在慢慢取代 BKL。BKL 通过 lock_kernel 和 unlock_kernel 函数提供。要获得更多信息，请查看 ./linux/lib/kernel_lock.c。

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Linux 性能非凡，其锁定方法也一样。原子锁不仅提供了一种锁定机制，同时也提供了算术或 bitwise 操作。自旋锁提供了一种锁定机制（主要应用于 SMP），而且读/写自旋锁允许多个读线程且仅有一个写线程获得给定的锁。最后，互斥锁是一种新的锁定机制，提供了一种构建在原子之上的简单 API。不管你需要什么，Linux 都会提供一种锁定方案保护您的数据。

学习

• 您可以参阅本文在 developerWorks 全球站点上的 英文原文。
  
  
• 查阅 developerWorks 上 Tim 的所有 Anatomy of... 文章。
  
  
• “Linux 和对称多处理”（developerWorks，2007 年 3 月）探讨了使用 SMP 进行多处理和开发 Linux 应用程序的思想。引入 SMP 之后，锁定机制就变得更加重要了。
  
  
• Rusty Russell 的 讨论了关于 Linux 内核锁定的一个早期的话题。
  
  
• 在 LWN.net 上查阅 “”，了解为什么大内核锁在 Linux 内核中仍然占有一席之地。
  
  
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		M. Tim Jones 是一名嵌入式软件工程师，他是 GNU/Linux Application Programming、AI Application Programming 以及 BSD Sockets Programming from a Multilanguage Perspective 等书的作者。他的工程背景非常广泛，从同步宇宙飞船的内核开发到嵌入式架构设计，再到网络协议的开发。Tim 是位于科罗拉多州 Longmont 的 Emulex Corp. 的一名顾问工程师。