Linux内核中的同步和互斥分析报告

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） 。 };

假设开始时，count=1;sleepers=0。当进程A执行down()时，引用计数count--，如果这时它的值大于等于0，则从down()中直接返回。如果count少于0，则A的state改为TASK_INTERRUPTIBLE后进入这个信号量的等待队列中，同时使sleepers ;然后重新计算count=sleepers - 1 count,若这时引用计数仍小于0（一般情况下应为-1，因为count = - sleepers,不过在SMP结构中，期间别的进程可能执行了up()和down()从而使得引用计数的值可能变化），则执行进程切换。

 

当进程A又获得机会运行时，它先执行wake_up(&sem->wait)操作，唤醒等待队列里的一个进程，接着它进入临界区，从临界区出来时执行up()操作，使sem->count ,（如果进程A是从down()中直接返回，因为这时等待队列一定为空，所以它不用执行wake_up()操作，直接进入临界区，在从临界区出来时一样执行up()操作，使 sem->count ）。这时如果count的值小于等于0，这表明在它在临界区期间又有一个进程（可能就是它进入临界区时唤醒的那个进程）进入睡眠了，则执行wake_up()操作，反之，如果count的值已经大于0，这表明在它在临界区期间没有别的进程（包括在它进入临界区时被它唤醒过的那个进程）进入睡眠，那么它就可以直接返回了。

从被唤醒的那个进程看看，如果在唤醒它的进程没执行up()之前它就得到了运行机会，这时它又重新计算count=sleepers - 1 count=-1；从而sleepers被赋值1；这时它又必须进行调度让出运行的机会给别的进程，自己去睡眠。这正是发生在唤醒它的进程在临界区时运行的时候。如果是在唤醒它的进程执行了up()操作后它才得到了运行机会，而且在唤醒它的进程在临界区期间时没别的进程执行down()，则count的值在进程执行up()之前依然为0，这时在up()里面就不必要再执行wake_up()函数了。可以通过一个例子来说明具体的实现。设开始sem->count=sem->sleepers=0。也就是有锁但无等待队列 （一个进程已经在运行中）。先后分别进行3个down()操作，和3个up()操作，如下：为了阐述方便，只保留了一些会改变sleepers和count值的步骤，并且遵循从左到右依次进行的原则。

down1: count(0->-1),sleepers(0->1),sleepers-1 count(-1),count(-1),sleepers(1),调度    down2: count(-1->-2),sleepers(1->2),sleepers-1 count(-1),count(-1),sleepers(1),调度    down3: count(-1->-2),sleepers(1->2),sleepers-1 count(-1),count(-1),sleepers(1),调度

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()操作是交叉出现的，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)

可以看出，它和semaphore机制解决的都是两个进程的互斥问题，都是让一个进程退出临界区后另一个进程才进入的方法，不过sempahore机制实行的是让进程暂时让出CPU，进入等待队列等待的策略，而spin_lock实行的却是却进程在原地空转，等着另一个进程结束的策略。

下边考虑中断对临界区的影响。要互斥的还有进程和中断服务程序之间。当一个进程在执行一个临界区的代码时，可能发生中断，而中断函数可能就会调用这个临界区的代码，不让它进入的话就会产生死锁。这时一个有效的方法就是关中断了。

#define local_irq_save(x) __asm__ __volatile__("pushfl ; popl %0 ; cli": "=g" (x): /* no input */ :"memory") #define local_irq_restore(x) __asm__ __volatile__("pushl %0 ; popfl": /* no output */ :"g" (x):"memory") #define local_irq_disable() __asm__ __volatile__("cli": : :"memory") #define local_irq_enable() __asm__ __volatile__("sti": : :"memory") #define cpu_bh_disable(cpu) do { local_bh_count(cpu) ; barrier(); } while (0) #define cpu_bh_enable(cpu) do { barrier(); local_bh_count(cpu)--; } while (0) #define local_bh_disable() cpu_bh_disable(smp_processor_id()) #define local_bh_enable() cpu_bh_enable(smp_processor_id())

对于UP来说，上面已经是足够了，不过对于SMP来说，还要防止来自其它cpu的影响，这时解决的方法就可以把上面的spin_lock机制也综合进来了。

#define spin_lock_irqsave(lock, flags) do { local_irq_save(flags); sp in_lock(lock); } while (0) #define spin_lock_irq(lock) do { local_irq_disable(); spin_lock(lo ck); } while (0) #define spin_lock_bh(lock) do { local_bh_disable(); spin_lock(loc k); } while (0) #define spin_unlock_irqrestore(lock, flags) do { spin_unlock(lock); local_i rq_restore(flags); } while (0) #define spin_unlock_irq(lock) do { spin_unlock(lock); local_irq_enable(); } while (0) #define spin_unlock_bh(lock) do { spin_unlock(lock); local_bh_enable(); } while (0)

前面说过，对于UP来说，spin_lock（）是空的，所以以上的定义就一起适用于UP 和SMP的情形了。

read_lock_irqsave(lock, flags) , read_lock_irq(lock), read_lock_bh(lock) 和 write_lock_irqsave(lock, flags) , write_lock_irq(lock), write_lock_bh(lock )

就是spin_lock的一个小小的变型而己了。