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分类: LINUX

2010-07-20 21:25:55

Linux 2.4.x及以前的版本都是非抢占式内核方式,如果编译成单处理器系统,在同一时间只有一个进程在执行,除非它自己放弃,不然只有通过"中断"才能中断其 执行。因此,在单处理器非抢占式内核中,如果需要修改某个重要的数据结构,或者执行某些关键代码,只需要禁止中断。( 只有禁止中断)


在对称多处理器,仅仅禁止某个CPU的中断是不够的,当然我们也可以将所有CPU的中断都禁止,但这样做开销很 大,整个系统的性能会明显下降。此外,即使在单处理器上,如果内核是抢占式的,也可能出现不同进程上下文同时进入临界区的情况。为此,Linux内核中提 供了"自旋锁(spinlock)"的同步机制。 (只是禁止中断是不行的,引入spinlock)


自旋锁与互斥锁有点类似,只是自旋锁不会引起调用者睡眠,如果自旋锁已经被别的执行单元保持,调用者就一直循环在那里看是否该自旋锁的保持者已经释放了锁,"自旋"因此而得名. (自旋锁不会睡眠,只会在那里不停的循环等待)


因此,中断(或软中断)禁止用于防止同一CPU上中断(或软中断)对共享资源的非同步访问。而自旋锁则防止在不同CPU上的执行单元对共享资源的同时访问,以及不同进程上下文互相抢占导致的对共享资源的非同步访问。

自旋锁的代码在include/asm-i386 (spinlock.h  spinlock_types.h)代码是以汇编的形式写的。
如何才能在那里不停的循环等待呢。很简单,用code来实现。
do
{}while(0)

js/jmp等汇编跳转语句

Linux内核中的自旋锁
在Linux内核中,自旋锁的基本使用方式如下:
先声明一个spinlock_t类型的自旋锁变量,并初始化为"未加锁"状态。在进入临界区之前,调用加锁函数获得锁,在退出临界区之前,调用解锁函数释放锁。例如:
spinlock_t lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;
spin_lock(&lock);
/* 临界区 */
spin_unlock(&lock);


获得自旋锁和释放自旋锁的函数有多种变体。

spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore

spin_lock_irq/spin_unlock_irq

spin_lock_bh/spin_unlock_bh/spin_trylock_bh


上面各组函数最终都需要调用自旋锁操作函数。spin_lock函数用于获得自旋锁,如果能够立即获得锁,它就马 上返回,否则,它将自旋在那里,直到该自旋锁的保持者释放。spin_unlock函数则释放自旋锁。此外,还有一个spin_trylock函数。尽力 获得自旋锁lock,如果能立即获得锁,它获得锁并返回真,否则不能立即获得锁,立即返回假。它不会自旋等待lock被释放


code解释:

typedef struct {
      volatile unsigned int lock;
} spinlock_t;
static inline void spin_lock(spinlock_t *lock)
{
      __asm__ __volatile__(
          spin_lock_string
          :"=m" (lock->lock) : : "memory");
}
从上看到,spin_lock的主要内容是spin_lock_string宏,定义如下:
#define spin_lock_string \
      "\n1:\t" \
      "lock ; decb %0\n\t" \
      "js 2f\n" \
      LOCK_SECTION_START("") \
      "2:\t" \
      "cmpb $0,%0\n\t" \
      "rep;nop\n\t" \
      "jle 2b\n\t" \
      "jmp 1b\n" \
      LOCK_SECTION_END
在上面的汇编代码中,首先将lock递减,如果为负(表明锁已被持有),则进入自旋。每次自旋在执行一条空指令后,根据lock和0的比较结果进行跳转。如果lock小于或等于0,则继续自旋;否则(说明锁已被释放),则将lock递减后返回。
在这里,采取了一种优化手段,因为在大多数情况下,自旋锁是能成功获取的,而自旋部分代码,只是在锁被持有时才执行,因此利用 LOCK_SECTION_START和LOCK_SECTION_END将这些代码放到一个专门的区(.text.lock)中。如果把它跟别的常用指 令混在一起,会浪费指令缓存的空间。
理解这一点,我们也就能明白spin_lock是如何退出的了。事实上,由于不再同一个区(section),所以"js 2f"的下一条指令并不是"cmpb $0,%0"。


#define LOCK_SECTION_NAME     \
      ".text.lock." __stringify(KBUILD_BASENAME)
#define LOCK_SECTION_START(extra)    \
      ".subsection 1\n\t"     \
      extra       \
      ".ifndef " LOCK_SECTION_NAME "\n\t" \
      LOCK_SECTION_NAME ":\n\t"    \
      ".endif\n\t"
#define LOCK_SECTION_END     \
      ".previous\n\t"
如果用类C语言来描述上述过程,将是:
void spin_lock(int &lock)
{
      int flag;

label1:
      flag = lock--;
      if (flag >= 0) {
          return;
      } else {
          do {
              nop;
          } while(lock <= 0);
          goto label1;
      }
}

由于spin_trylock不需要自旋,实现中采用xchgb指令(该指令将自动锁总线,而不需要再使用lock前缀)。若lock原来的值为1,说明未上锁,因此返回为真,表明成功获得锁;否则返回为假。
static inline int spin_trylock(spinlock_t *lock)
{
      char oldval;
      __asm__ __volatile__(
          "xchgb %b0,%1"
          :"=q" (oldval), "=m" (lock->lock)
          :"0" (0) : "memory");
          return oldval > 0;
}


自旋锁的应用
在讨论自旋锁的应用时,我们一般区分两种平台:单处理器非抢占式内核和对称多处理器或抢占式内核。在前面我们看到,在单处理器非抢占式内核下,自旋锁根本 不存在。这体现了一种出色的设计策略,既然没有别人能够同时刻执行,就没有理由加锁。对于抢占式内核,我们将它等同于对称多处理器来考虑。
1. 用户上下文之间
如果数据结构只可能被用户上下文访问,最高效的办法就是使用信号量。(我们在后面将讨论信号量机制)。
2. 用户上下文与softirq之间
这种情况下,使用spin_lock_bh()/spin_unlock_bh()可以满足要求。如果是单处理器非抢占式内核,自旋锁消失 了,spin_lock_bh等同于local_bh_disable,会进制在用户上下文时进制softirq,从而避免用户上下文和softirq同 时进入临界区。如果是对称多处理器或者抢占式内核,即使是在不同CPU上的用户上下文和softirq同时运行,自旋锁机制保证了只有一个持有者,只有在 它释放锁之后,另一个才能进入临界区。
3. 用户上下文和Tasklet/Timer之间
同上。同加锁观点来看,Tasklet和Timer的地位是同样的。
4. Tasklet或Timer之间
这里有两点需要说明:(1)同一时刻,一个Tasklet或Timer不会同时在两个CPU上执行;(2)如果CPU已经处在Tasklet或Timer 中,它不会同时再执行其它的Tasklet或Timer。因此我们只需要考虑在不同CPU上运行两个不同Tasklet或Timer的情况,而这种情况只 需要使用自旋锁机制,即spin_lock和spin_unlock函数。
5. Softirq之间或和Tasklet/Timer之间
同一个softirq可能在不同的CPU上执行,同上道理,使用spin_lock和spin_unlock可以在不同CPU的同一个或不同softirq,或者Softirq与Tasklet或Timer之间保护共享数据。
6. 硬件中断之间
如果被保护的共享资源在软中断(包括tasklet和timer)或进程上下文和硬中断上下文访问,那么在软中断或进程上下文访问期间,可能被硬中断打 断,从而进入硬中断上下文对共享资源进行访问,因此,在进程或软中断上下文需要使用spin_lock_irq和spin_unlock_irq来保护对 共享资源的访问。
而在中断处理句柄中使用什么版本,需依情况而定,如果只有一个中断处理句柄访问该共享资源,那么在中断处理句柄中仅需要spin_lock和spin_unlock来保护对共享资源的访问就可以了。
因为在执行中断处理句柄期间,不可能被同一CPU上的软中断或进程打断。但是如果有不同的中断处理句柄访问该共享资源,那么需要在中断处理句柄中使用spin_lock_irq和spin_unlock_irq来保护对共享资源的访问。
在使用spin_lock_irq和spin_unlock_irq的情况下,完全可以用spin_lock_irqsave和 spin_unlock_irqrestore取代,具体应该使用哪一个也需要依情况而定,如果可以确信在对共享资源访问前中断是打开的,那么使用 spin_lock_irq更好一些,因为它比spin_lock_irqsave要快一些。
但是如果不能确定是否中断使能,那么使用spin_lock_irqsave和spin_unlock_irqrestore更好,因为它将恢复访问共享 资源前的中断标志而不是直接打开中断。 当然,有些情况下需要在访问共享资源时必须禁止中断,而访问完后必须打开中断,这样的情形使用spin_lock_irq和 spin_unlock_irq最好。



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