Linux 同步方法剖析(2)

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。
  
  
• 在 developerWorks Linux 专区 中查找关于 Linux 开发人员的更多资源，浏览我们的 最流行的文章和教程。 
  
  
• 在 developerWorks 上查看所有的 Linux 技巧 和 Linux 教程。 
  
  
• 随时关注 developerWorks 技术活动和网络广播。 
  
  

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