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Linux内核中的同步和互斥分析报告

来源: 作者: 时间:2007-05-20 Tag: 点击:

先看进程间的互斥。在linux内核中主要通过semaphore机制和spin_lock 机制实现。主要的区别是在semaphore机制中,进不了临界区时会进行进程的切换,而spin_lock刚执行忙等(在SMP中)。先看内核中的 semaphore机制。前提是对引用计数count增减的原子性操作。内核用atomic_t的数据结构和在它上面的一系列操作如atomic_add ()、atomic_sub()等等实现。(定义在atomic.h中)semaphone机制主要通过up()和down()两个操作实现。 semaphone的结构为:

struct semaphore
{
atomic_t count;
int sleepers;
wait_queue_head_t wait;
};

相应的down()函数为:

static inline void down(struct semaphore*sem)
{
/* 1 */sem->count--; //为原子操作
if(sem->count<0)
{
struct task_struct *tsk = current;
DECLARE_WAITQUEUE(wait, tsk);
tsk->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;
add_wait_queue_exclusive(&sem->wait, &wait);
spin_lock_irq(&semaphore_lock);
/* 2 */ sem->sleepers++;
for (;;) {
int sleepers = sem->sleepers;
/*
* Add "everybody else" into it. They aren't
* playing, because we own the spinlock.
*/
/* 3 */ if (!atomic_add_negative(sleepers - 1, &sem->count)) {
/* 4 */ sem->sleepers = 0; //这时sem->count=0
break;
}
/* 4 */ sem->sleepers = 1; /* us - see -1 above */ // 这时sem
->count
=-1
spin_unlock_irq(&semaphore_lock);
schedule();
tsk->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;
spin_lock_irq(&semaphore_lock);
}
spin_unlock_irq(&semaphore_lock);
remove_wait_queue(&sem->wait, &wait);
tsk->state = TASK_RUNNING;
wake_up(&sem->wait);
}
}

相应的up()函数为:

void up(struct semaphore*sem)
{
sem->count++; //为原子操作
if(sem->count<=0)
{
//唤醒等待队列中的一个符合条件的进程(因为每个进程都加了TASK_EXCLUSIVE标志)
。
};

 

up1:
count(-1->0),唤醒一个睡眠进程(设为1),(进程1得到机会运行)
sleepers-1+count(0),count(0),sleepers(0),break,
唤醒另一个睡眠进程(设为2),(进程2得到机会运行)
sleepers-1+count(-1),count(-1),sleepers(1),
调度(没达到条件,又得睡觉)也可能是这样的:
up1`:
count(-1->0),唤醒一个睡眠进程(设为1),(进程1得到机会运行)
sleepers-1+count(0),count(0),sleepers(0),break,
唤醒另一个睡眠进程(设为2),进程2在以后才得到机会运行)
up2:
count(-1->0),(因为count<=0)唤醒一个睡眠进程(设为2),进程2得到机会运行)
sleepers-+count(0) , count(0) , sleepers(0) ,break,
唤醒另一个睡眠进程(设为3),进程3得到机会运行)
sleepers-1+count(-1),count(-1),sleepers(1),
调度(没达到条件,又得睡觉)对应上面的1`:
up2`:
count(0->1),(因为count>0,所以直接返回)进程2得到机会运行)
sleepers-1+count(0),count(0),sleepers(0),break,
唤醒另一个睡眠进程,(设为3)
up3:
count(-1->0),(因为count<=0)唤醒一个睡眠进程(设为3),进程3得到机会运行)
sleepers-1+count(0),count(0),sleepers(0),break,
唤醒另一个睡眠进程(这时队列里没进程了)
进程3运行结束,执行up(), 使count =1 ,这时变成没锁状态 )
对应上边的2`:
up3`:
count(0->1),(因为count>0,所以直接返回)进程3得到机会运行)
sleepers-1+count(0),count(0),sleepers(0),break,
唤醒另一个睡眠进程(这时队列里没进程了)
进程3运行结束,执行up(), 使count =1 ,这时变成没锁状态 )

 

当然,还有另一种情况,就是up()操作和down()操作是交*出现的,一般的规律就是,如果进程在临界区期间又有进程(无论是哪个进程,新来的还是刚被唤醒的那个)进入睡眠,就会令count的值从0变为-1,从而进程在从临界区出来执行 up()里就必须执行一次wake_up(),以确保所有的进程都能被唤醒,因为多唤醒几个是没关系的。如果进程在临界区期间没有别的进程进入睡眠,则从临界区出来执行up()时就用不着去执行wake_up()了(当然,执行了也没什么影响,不过多余罢了)。而为什么要把wake_up()和count ++分开呢,可以从上面的up1看出来,例如,进程2第一次得到机会运行时,本来这时唤醒它的进程还没执行up()的,但有可能其它进程执行了up() 了,所以真有可能会发现count==1的情况,这时它就真的不用睡觉了,令count=sleepers=0,就可以接着往下执行了。还可看出一点,一般的,( count ,sleepers)的值的取值范围为(n ,0)[n>0] 和(0 ,0)和 (1 ,-1)。下边看看spin_lock机制。

Spin_lock采用的方式是让一个进程运行,另外的进程忙等待,由于在只有一个cpu的机器(UP)上微观上只有一个进程在运行。所以在UP中,spin_lock和spin_unlock就都是空的了。在SMP中, spin_lock()和spin_unlock()定义如下:

typedef struct {
volatile unsigned int lock;
} spinlock_t;
static inline void spin_lock(spinlock_t *lock)
{
__asm__ __volatile__(
"\n1:\t"
"lock ; decb %0\n\t"
"js 2f\n" //lock->lock< 0 ,jmp 2 forward
".section .text.lock,\"ax\"\n"
"2:\t"
"cmpb $0,%0\n\t" //wait lock->lock==1
"rep;nop\n\t"
"jle 2b\n\t"
"jmp 1b\n"
".previous"
:"=m" (lock->lock) : : "memory");
}
static inline void spin_unlock(spinlock_t *lock)
{
__asm__ __volatile__(
"movb $1,%0"
:"=m" (lock->lock) : : "memory"); //lock->lock=1
}

一般是如此使用:

#define SPIN_LOCK_UNLOCKED (spinlock_t) { 1 }
spinlock_t xxx_lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;
spin_lock_(&xxx_lock)
...
critical section
...
spin_unlock (&xxx_lock)




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