Linux 下的同步機制

2017-03-10

回想下最初的計算機設計，在單個cpu的情況下，同一時刻只能由乙個執行緒（在linux下為程序）占用cpu，且2.6之前的linux核心並不支援核心搶占，當程序在系統位址執行時，能打斷當前操作的只有中斷，而中斷處理完成後發現之前的狀態是在核心，就不觸發地排程，只有在返回使用者空間時，才會觸發排程。所以核心中的共享資源在單個cpu的情況下其實不需要考慮同步機制，儘管表面上看起來是多個程序在同時執行，其實那只是排程器以很小的時間粒度，排程各個程序執行的結果，事實上是乙個偽並行。但是隨著時代的發展，單個處理器根本滿足不了人們對效能的需求，多處理器架構才應運而生。這種情況下，多個處理器之間的工作互不干擾，可實現真正的並行。

但是作業系統只有乙個，其中不乏很多全域性共享的變數，即使是多cpu也不能同時對其程序操作。然而在多處理器情況下，如果我們不加以防護措施，極有可能兩個程序同時對同一變數進行訪問，這樣就容易造成資料的不同步。這種情況是開發者和使用者都無法忍受的。況且，在2.6之後的核心啟用了核心搶占，即使程序執行在系統位址空間也有可能被搶占，基於此，核心同步機制便被提出來。

核心中的同步機制又很多，具體由原子操作、訊號量、自旋鎖、讀寫者鎖，rcu機制等。每種方案都有其優缺點，且適用於不同的應用場景。

原子操作

原子操作在核心中主要保護某個共享變數，防止該變數被同時訪問造成資料不同步問題。為此，核心中定義了一系列的api，在核心中定義了atomic_t資料型別，其定義的資料操作都像是一條彙編指令執行，中間不會被中斷。atomic_t定義的資料型別和標準資料型別int/short等不相容，資料的加減不能通過標準運算子，必須通過其本身的api，下面是一些該型別操作的api

static __inline__ void atomic_add(int i, atomic_t *v)
static __inline__ void atomic_sub(int i, atomic_t *v)
static inline int atomic_add_return(int i, atomic_t *v)
static __inline__ long atomic_sub_return(int i, atomic_t * v)

基於上面的基礎api，還實現了其他的api，這裡就不在列舉。

訊號量

訊號量一般實現互斥操作，但是可以指定處於臨界區的程序數目，當規定數目為1時，表示此為互斥訊號量。訊號量在核心中的結構如下

struct
semaphore ;

開頭是乙個自旋鎖，用以保護該資料結構的操作，count指定了訊號量關聯的資源允許同時訪問的程序數目，wait_list是等待訪問資源的程序鍊錶。和自旋鎖相比，訊號量的乙個好處允許等待的程序睡眠，而不是一直在輪詢請求。所以訊號量比較適合於較長的臨界區。訊號量操作很簡單，初始初始化乙個訊號量，在臨界資源前需要down操作以請求獲得訊號量，執行完畢執行up操作釋放資源。

相關**如下

void down(struct semaphore *sem)

void up(struct semaphore *sem)

對於down操作，首先獲取訊號量結構的自旋鎖，並會關閉當前cpu的中斷，然後如果count還大於0，則直接分配資源，count--，否則呼叫down函式阻塞當前程序，down函式中直接呼叫了down_common函式。

static inline int __sched __down_common(struct semaphore *sem, long
state,
long
timeout)
timed_out:
list_del(&waiter.list);
return -etime;
interrupted:
list_del(&waiter.list);
return -eintr;
}

首先構建了乙個semaphore_waiter結構，插入到訊號量結構的等待程序鍊錶中。timeout是乙個超時時間，當設定為小於等於0時表示不在此等待資源。通過這些檢查後，設定當前程序為task_interruptible狀態，表示可被中斷喚醒的阻塞。然後開啟本地中斷表示當前任務告一段落，下面要呼叫schedule_timeout程序排程。在具體切換程序後，下半部分的**就是下次被排程的時候執行了。

而對於up操作，首先獲取自旋鎖，如果當前等待隊列為空，則單純的增加count表示可用資源增加，否則執行_up操作，該函式實現比較簡單。首先從等待鍊錶中移除對應節點，設定結構的up訊號為true，然後呼叫wake_up_process函式喚醒執行程序。這樣喚醒是吧程序加入就緒鍊錶中，可以被排程器正常排程。

static noinline void __sched __up(struct semaphore *sem)

自旋鎖

自旋鎖恐怕是核心中應用最為廣泛的同步機制了，在核心中表現為兩個功用：

1、對於資料結構或者變數的保護

2、對於臨界區**的保護

對於自旋鎖的操作很簡單，其結構spinlock_t，對於自旋鎖的操作，根據對臨界區的不會要求級別，有多種api可以選擇

static inline void spin_lock(spinlock_t *lock
)static inline void spin_unlock(spinlock_t *lock
)static inline void spin_lock_bh(spinlock_t *lock
)static inline void spin_unlock_bh(spinlock_t *lock
)static inline void spin_lock_irq(spinlock_t *lock
)static inline void spin_unlock_irq(spinlock_t *lock)

前面最基礎的還是spin_lock，用以獲取自旋鎖，在具體獲取之前會呼叫preempt_disable禁止核心搶占，所以自旋鎖保護的臨界**執行期間會不會被排程。本局臨界**的性質，可以呼叫spin_lock_bh禁止軟中斷或者通過呼叫spin_lock_irq禁止本地cpu的中斷。有自旋鎖保護的**不能進入睡眠狀態，因為等待獲取鎖的cpu會一直輪詢，不做其他事情，如果在臨界區內睡眠，則對cpu效能耗能較大。

通過上面函式獲取鎖和釋放鎖主要用於對臨界**的保護，操作本身是乙個原子操作。

對於資料結構的保護，自旋鎖往往作為乙個字段嵌入到資料結構中，在操作具體的結構之前，需要獲取鎖，操作完畢釋放鎖。

讀寫者鎖

讀寫者問題其實就是針對讀寫操作分別做的處理，可以看到其他的同步機制沒有區分讀寫操作，只要是執行緒訪問，就需要加鎖，但是很多資源在不是寫操作的情況下，是可以允許多程序訪問的。因此為了提高效率，讀寫者鎖就應運而生。讀寫者鎖在執行寫操作時，需要加writelock，此時只有乙個執行緒可以進入臨界區，而在執行讀操作時，加readlock，此時可以允許多個執行緒進入臨界區。適用於讀操作明顯多於寫操作的臨界區。

rcu機制

rcu機制是一種較新的核心同步機制，可以提供兩種型別的保護：對資料結構和對鍊錶。在核心中應用的相當頻繁。

rcu機制使用條件：

rcu保護的資料結構，不能反引用其指標，即不能*ptr獲取其內容，必須使用其對應的api。同時反引用指標並使用其結果的**，必須使用rcu_read_lock()和rcu_read_unlock()保護起來。

如果要修改ptr指向的物件，需要先建立乙個副本，然後呼叫rcu_assign_pointer(ptr,new_ptr)進行修改。所以這種情況，受保護的資料結構允許讀寫併發執行，因為實質上是操作兩個結構，只有在對舊的資料結構訪問完成後，才會修改指標指向。

記憶體和優化屏障

在看核心原始碼的時候經常看見有barrier()的出現，相當於一堵牆，讓編譯器在處理完屏障之前的**之前，不會處理屏障後面的**。原來為了提高**的執行效率，編譯器都會適當的對**進行指令重排，一般情況下這種重排不會影響程式功能，但是編譯器畢竟不是人，某些對順序有嚴格要求的**，很可能無法被編譯器準確識別，比如關閉和啟用搶占的**，這樣，如果編譯器把核心**移出關閉搶占區間，那麼很可能影響最終結果，因此，這種時候在關閉搶占後應該加上記憶體屏障，保障不會把後面的**排到前面來。

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