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Linux中常见并发访问的保护机制设计原理浅析

2020-9-24 10:24:02  252 Linux 并发访问
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今天谈谈linux中常见并发访问的保护机制设计原理。这既可以考察面试者对锁的原理的理解,又可以考察面试者编程技能)。我们抛开linux中汇编代码。用C语言为大家呈现背后实现的原理。同时,文章中的代码都没有考虑并发情况(例如某些操作需要原子性,或者数据需要保护等)。
注:部分代码都是根据ARM64架构汇编代码翻译成C语言并经过精简(例如:spin lock、read-write lock)。也有部分代码实现是为了呈现背后设计的原理自己编写的,而不是精简linux中实现的代码(例如mutex)。
自旋锁(spin lock)
自旋锁是linux中使用非常频繁的锁,原理简单。当进程A申请锁成功后,进程B申请锁就会失败,但是不会调度,原地自旋。就在原地转到天昏地暗只为等到进程A释放锁。由于不会睡眠和调度的特性,在中断上下文中,数据的保护一般都是选择自旋锁。如果有多个进程去申请锁。当第一个申请锁成功的线程在释放的时候,其他进程是竞争的关系。因此是一种不公平。所以现在的linux采用的是排队机制。先到先得。谁先申请,谁就先得到锁。
原理
举个例子,大家应该都去过银行办业务吧。银行的办事大厅一般会有几个窗口同步进行。今天很不巧,只有一个窗口提供服务。现在的银行服务都是采用取号排队,叫号服务的方式。当你去银行办理业务的时候,首先会去取号机器领取小票,上面写着你排多少号。然后你就可以排队等待了。一般还会有个显示屏,上面会显示一个数字(例如:"请xxx号到1号窗口办理"),代表当前可以被服务顾客的排队号码。每办理完一个顾客的业务,显示屏上面的数字都会增加1。等待的顾客都会对比自己手上写的编号和显示屏上面是否一致,如果一致的话,就可以去前台办理业务了。现在早上刚开业,顾客A是今天的第一个顾客,去取号机器领取0号(next计数)小票,然后看到显示屏上显示0(owner计数),顾客A就知道现在轮到自己办理业务了。顾客A到前台办理业务(持有锁)中,顾客B来了。同样,顾客B去取号机器拿到1号(next计数)小票。然后乖乖的坐在旁边等候。顾客A依然在办理业务中,此时顾客C也来了。顾客C去取号机器拿到2号(next计数)小票。顾客C也乖乖的找个座位继续等待。终于,顾客A的业务办完了(释放锁)。然后,显示屏上面显示1(owner计数)。顾客B和C都对比显示屏上面的数字和自己手中小票的数字是否相等。顾客B终于可以办理业务了(持有锁)。顾客C依然等待中。顾客B的业务办完了(释放锁)。然后,显示屏上面显示2(owner计数)。顾客C终于开始办理业务(持有锁)。顾客C的业务办完了(释放锁)。3个顾客都办完了业务离开了。只留下一个银行柜台服务员。最终,显示屏上面显示3(owner计数)。取号机器的下一个排队号也是3号(next计数)。无人办理业务(锁是释放状态)。
linux中针对每一个spin lock会有两个计数。分别是next和owner(初始值为0)。进程A申请锁时,会判断next和owner的值是否相等。如果相等就代表锁可以申请成功,否则原地自旋。直到owner和next的值相等才会退出自旋。假设进程A申请锁成功,然后会next加1。此时owner值为0,next值为1。进程B也申请锁,保存next得值到局部变量tmp(tmp = 1)中。由于next和owner值不相等,因此原地自旋读取owner的值,判断owner和tmp是否相等,直到相等退出自旋状态。当然next的值还是加1,变成2。进程A释放锁,此时会将owner的值加1,那么此时B进程的owner和tmp的值都是1,因此B进程获得锁。当B进程释放锁后,同样会将owner的值加1。最后owner和next都等于2,代表没有进程持有锁。next就是一个记录申请锁的次数,而owner是持有锁进程的计数值。
实现
我们首先定义描述自旋锁的结构体arch_spinlock_t。
typedef struct {
union {
unsigned int slock;
struct __raw_tickets {
unsigned short owner;
unsigned short next;
} TIckets;
};
} arch_spinlock_t;
如上面的原理描述,我们需要两个计数,分别是owner和next。slock所占内存区域覆盖owner和next(据说C语言学好的都能看得懂)。下面实现申请锁操作 arch_spin_lock。
staTIc inline void arch_spin_lock(arch_spinlock_t *lock)
{
arch_spinlock_t old_lock;
old_lock.slock = lock->slock; /* 1 */
lock->TIckets.next++; /* 2 */
while (old_lock.TIckets.next != old_lock.tickets.owner) { /* 3 */
wfe(); /* 4 */
old_lock.tickets.owner = lock->tickets.owner; /* 5 */
}
}
继续上面的举例。顾客从取号机器得到排队号。
取号机器更新下个顾客将要拿到的排队号。
看一下显示屏,判断是否轮到自己了。
wfe()函数是指ARM64架构的WFE(wait for event)汇编指令。WFE是让ARM核进入低功耗模式的指令。当进程拿不到锁的时候,原地自旋不如cpu睡眠。节能。睡下去之后,什么时候醒来呢?就是等到持有锁的进程释放的时候,醒过来判断是否可以持有锁。如果不能获得锁,继续睡眠即可。这里就相当于顾客先小憩一会,等到广播下一位排队者的时候,醒来看看是不是自己。
前台已经为上一个顾客办理完成业务,剩下排队的顾客都要抬头看一下显示屏是不是轮到自己了。
释放锁的操作就非常简单了。还记得上面银行办理业务的例子吗?释放锁的操作仅仅是显示屏上面的排队号加1。我们仅仅需要将owner计数加1即可。arch_spin_unlock实现如下。
static inline void arch_spin_unlock(arch_spinlock_t *lock)
{
lock->tickets.owner++;
sev();
}
sev()函数是指ARM64架构的SEV汇编指令。当进程无法获取锁的时候会使用WFE指令使CPU睡眠。现在释放锁了,自然要唤醒所有睡眠的CPU醒来检查自己是不是可以获取锁。
信号量(semaphore)
信号量(semaphore)是进程间通信处理同步互斥的机制。是在多线程环境下使用的一种措施,它负责协调各个进程,以保证他们能够正确、合理的使用公共资源。 它和spin lock最大的不同之处就是:无法获取信号量的进程可以睡眠,因此会导致系统调度。
原理
信号量一般可以用来标记可用资源的个数。老规矩,还是举个例子。假设图书馆有2本《C语言从入门到放弃》书籍。A同学想学C语言,于是发现这本书特别的好。于是就去学校的图书馆借书,A同学成功的从图书馆借走一本。这时,A同学室友B同学发现A同学竟然在偷偷的学习武功秘籍(C语言)。于是,B同学也去借一本。此时,图书馆已经没有书了。C同学也想借这本书,可能是这本书太火了。图书馆管理员告诉C同学,图书馆这本书都被借走了。如果有同学换回来,会第一时间通知你。于是,管理员就把C同学的信息登记先来,以备后续通知C同学来借书。所以,C同学只能悲伤的走了(如果是自旋锁的原理的话,那么C同学将会端个小板凳坐在图书馆,一直要等到A同学或者B同学还书并借走)。
实现
为了记录可用资源的数量,我们肯定需要一个count计数,标记当前可用资源数量。当然还要一个可以像图书管理员一样的笔记本功能。用来记录等待借书的同学。所以,一个双向链表即可。因此只需要一个count计数和等待进程的链表头即可。描述信号量的结构体如下。
struct semaphore {
unsigned int count;
struct list_head wait_list;
};
在linux中,每个进程就相当于是每个借书的同学。通知一个同学,就相当于唤醒这个进程。因此,我们还需要一个结构体记录当前的进程信息(task_struct)。
struct semaphore_waiter {
struct list_head list;
struct task_struct *task;
};
struct semaphore_waiter的list成员是当进程无法获取信号量的时候挂入semaphore的wait_list成员。task成员就是记录后续被唤醒的进程信息。
一切准备就绪,现在就可以实现信号量的申请函数。
void down(struct semaphore *sem)
{
struct semaphore_waiter waiter;
if (sem->count > 0) {
sem->count--; /* 1 */
return;
}
waiter.task = current; /* 2 */
list_add_tail(&waiter.list, &sem->wait_list); /* 2 */
schedule(); /* 3 */
}
如果信号量标记的资源还有剩余,自然可以成功获取信号量。只需要递减可用资源计数。
既然无法获取信号量,就需要将当前进程挂入信号量的等待队列链表上。
schedule()主要是触发任务调度的示意函数,主动让出CPU使用权。在让出之前,需要将当前进程从运行队列上移除。
释放信号的实现也是比较简单。实现如下。
void up(struct semaphore *sem)
{
struct semaphore_waiter waiter;
if (list_empty(&sem->wait_list)) {
sem->count++; /* 1 */
return;
}
waiter = list_first_entry(&sem->wait_list, struct semaphore_waiter, list);
list_del(&waiter->list); /* 2 */
wake_up_process(waiter->task); /* 2 */
}
如果等待链表没有进程,那么自然只需要增加资源计数。
从等待进程链表头取出第一个进程,并从链表上移除。然后就是唤醒该进程。
读写锁(read-write lock)
不管是自旋锁还是信号量在同一时间只能有一个进程进入临界区。对于有些情况,我们是可以区分读写操作的。因此,我们希望对于读操作的进程可以并发进行。对于写操作只限于一个进程进入临界区。而这种同步机制就是读写锁。读写锁一般具有以下几种性质。
同一时间有且仅有一个写进程进入临界区。
在没有写进程进入临界区的时候,同时可以有多个读进程进入临界区。
读进程和写进程不可以同时进入临界区。
读写锁有两种,一种是信号量类型,另一种是spin lock类型。下面以spin lock类型讲解。
原理
老规矩,还是举个例子理解读写锁。我绞尽脑汁才想到一个比较贴切的例子。这个例子来源于生活。我发现公司一般都会有保洁阿姨打扫厕所。如果以男厕所为例的话,我觉得男士进入厕所就相当于读者进入临界区。因为可以有多个男士进厕所。而保洁阿姨进入男士厕所就相当于写者进入临界区。假设A男士发现保洁阿姨不在打扫厕所,就进入厕所。随后B和C同时也进入厕所。然后保洁阿姨准备打扫厕所,发现有男士在厕所里面,因此只能在门口等待。ABC都离开了厕所。保洁阿姨迅速进入厕所打扫。然后D男士去上厕所,发现保洁阿姨在里面。灰溜溜的出来了在门口等着。现在体会到了写者(保洁阿姨)具有排他性,读者(男士)可以并发进入临界区了吧。
既然我们允许多个读者进入临界区,因此我们需要一个计数统计读者的个数。同时,由于写者永远只存在一个进入临界区,因此只需要一个bit标记是否有写进程进入临界区。所以,我们可以将两个计数合二为一。只需要1个unsigned int类型即可。最高位(bit31)代表是否有写者进入临界区,低31位(0~30bit)统计读者个数。
+----+-------------------------------------------------+
| 31 | 30 0 |
+----+-------------------------------------------------+
| |
| +----> [0:30] Read Thread Counter
+-------------------------> [31] Write Thread Counter
实现
描述读写锁只需要1个变量即可,因此我们可以定义读写锁的结构体如下。
typedef struct {
volatile unsigned int lock;
} arch_rwlock_t;
既然区分读写操作,因此肯定会有两个申请锁函数,分别是读和写。首先,我们看一下read_lock操作的实现。
static inline void arch_read_lock(arch_rwlock_t *rw)
{
unsigned int tmp;
sevl(); /* 1 */
do {
wfe();
tmp = rw->lock;
tmp++; /* 2 */
} while(tmp & (1 << 31)); /* 3 */
rw->lock = tmp;
}
sevl()函数是ARM64架构中SEVL汇编指令。SEVL和SEV的区别是,SEVL仅仅修改本地CPU的PE寄存器值,这样下面的WFE指令第一次执行的时候不会睡眠。
增加读者计数,最后会更新到rw->lock中。
更新rw->lock前提是没有写者,因此这里会判断是否有写者已经进入临界区(判断方法是rw->lock变量bit31的值)。如果,有写者已经进入临界区,就在这里循环,并WFE指令睡眠。类似上面介绍的spin lock实现。
当读进程离开临界区的时候会调用read_unlock释放锁。read_unlock实现如下。
static inline void arch_read_unlock(arch_rwlock_t *rw)
{
rw->lock--;
sev();
}
实现很简单,和spin_unlock如出一辙。递减读者计数,然后使用SEV指令唤醒所有的CPU,检查等待状态的进程是否可以获取锁。
读操作看完了,我们看看写操作是如何实现的。arch_write_lock实现如下。
static inline void arch_write_lock(arch_rwlock_t *rw)
{
unsigned int tmp;
sevl();
do {
wfe();
tmp = rw->lock;
} while(tmp); /* 1 */
rw->lock = 1 << 31; /* 2 */
}
由于写者是排他的(读者和写者都不能有),因此这里只有rw->lock的值为0,当前的写者才可以进入临界区。
置位rw->lock的bit31,代表有写者进入临界区。
当写进程离开临界区的时候会调用write_unlock释放锁。write_unlock实现如下。
static inline void arch_write_unlock(arch_rwlock_t *rw)
{
rw->lock = 0; /* 1 */
sev(); /* 2 */
}
同样由于写者是排他的,因此只需要将rw->lock置0即可。代表没有任何进程进入临界区。毕竟是因为同一时间只能有一个写者进入临界区,当这个写者离开临界区的时候,肯定是意味着现在没有任何进程进入临界区。
使用SEV指令唤醒所有的CPU,检查等待状态的进程是否可以获取锁。
以上的代码实现其实会导致写进程饿死现象。例如,A、B、C三个进程进入读临界区,D进程尝试获得写锁,此时只能等待A、B、C三个进程退出临界区。如果在退出之前又有F、G进程进入读临界区,那么将出现D进程饿死现象。
互斥量(mutex)
前文提到的semaphore在初始化count计数的时候,可以分为计数信号量和互斥信号量(二值信号量)。mutex和初始化计数为1的二值信号量有很大的相似之处。他们都可以用做资源互斥。但是mutex却有一个特殊的地方:只有持锁者才能解锁。但是,二值信号量却可以在一个进程中获取信号量,在另一个进程中释放信号量。如果是应用在嵌入式应用的RTOS,针对mutex的实现还会考虑优先级反转问题。
原理
既然mutex是一种二值信号量,因此就不需要像semaphore那样需要一个count计数。由于mutex具有“持锁者才能解锁”的特点,所以我们需要一个变量owner记录持锁进程。释放锁的时候必须是同一个进程才能释放。当然也需要一个链表头,主要用来便利睡眠等待的进程。原理和semaphore及其相似,因此在代码上也有体现。
实现
mutex的实现代码和linux中实现会有差异,但是依然可以为你呈现设计的原理。下面的设计代码更像是部分RTOS中的代码。mutex和semaphore一样,我们需要两个类似的结构体分别描述mutex。
struct mutex_waiter {
struct list_head list;
struct task_struct *task;
};
struct mutex {
long owner;
struct list_head wait_list;
};
struct mutex_waiter的list成员是当进程无法获取互斥量的时候挂入mutex的wait_list链表。
首先实现申请互斥量的函数。
void mutex_take(struct mutex *mutex)
{
struct mutex_waiter waiter;
if (!mutex->owner) {
mutex->owner = (long)current; /* 1 */
return;
}
waiter.task = current;
list_add_tail(&waiter.list, &mutex->wait_list); /* 2 */
schedule(); /* 2 */
}
当mutex->owner的值为0的时候,代表没有任何进程持有锁。因此可以直接申请成功。然后,记录当前申请锁进程的task_struct。
既然不能获取互斥量,自然就需要睡眠等待,挂入等待链表。
互斥量的释放代码实现也同样和semaphore有很多相似之处。不信,你看。
int mutex_release(struct mutex *mutex)
{
struct mutex_waiter *waiter;
if (mutex->owner != (long)current) /* 1 */
return -1;
if (list_empty(&mutex->wait_list)) {
mutex->owner = 0; /* 2 */
return 0;
}
waiter = list_first_entry(&mutex->wait_list, struct mutex_waiter, list);
list_del(&waiter->list);
mutex->owner = (long)waiter->task; /* 3 */
wake_up_process(waiter->task); /* 4 */
return 0;
}
mutex具有“持锁者才能解锁”的特点就是在这行代码体现。
如果等待链表没有进程,那么自然只需要将mutex->owner置0,代表没有锁是释放状态。
mutex->owner的值改成当前可以持锁进程的task_struct。
从等待进程链表取出第一个进程,并从链表上移除。然后就是唤醒该进程。

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