內(nèi)核中的互斥之我見

/*e4gle:在我修改linux源代碼的過程中曾被大量的內(nèi)核互斥現(xiàn)象所困擾，這需要利用內(nèi)核鎖去解決，雖然最后大部分解決，但我覺得應該留下些什么，也沒時間寫了，偶爾看見這位兄弟的文章，覺得正是我想整理的，所以拿出來給大家分享，關(guān)于bottom_half和中斷的問題，在tcp/ip半底中絕對不能對文件讀寫操作，不然就panic，恰恰我在linux中的增強功能就有這個操作，使我郁悶了很久，歡迎大家討論
*/
內(nèi)核中的互斥之我見
by wheelz

看了前面各位的討論，我也有些想法，與大家商榷。
需要澄清的是，互斥手段的選擇，不是根據(jù)臨界區(qū)的大小，而是根據(jù)臨界區(qū)的性質(zhì)，以及 有哪些部分的代碼，即哪些內(nèi)核執(zhí)行路徑來爭奪。
從嚴格意義上說，semaphore和spinlock_XXX屬于不同層次的互斥手段，前者的 實現(xiàn)有賴于后者，這有點象HTTP和TCP的關(guān)系，都是協(xié)議，但層次是不同的。
先說semaphore，它是進程級的，用于多個進程之間對資源的互斥，雖然也是在 內(nèi)核中，但是該內(nèi)核執(zhí)行路徑是以進程的身份，代表進程來爭奪資源的。如果 競爭不上，會有context switch，進程可以去sleep，但CPU不會停，會接著運行 其他的執(zhí)行路徑。從概念上說，這和單CPU或多CPU沒有直接的關(guān)系，只是在 semaphore本身的實現(xiàn)上，為了保證semaphore結(jié)構(gòu)存取的原子性，在多CPU中需要spinlock來互斥。
在內(nèi)核中，更多的是要保持內(nèi)核各個執(zhí)行路徑之間的數(shù)據(jù)訪問互斥，這是最基本的互斥問題，即保持數(shù)據(jù)修改的原子性。semaphore的實現(xiàn)，也要依賴這個。在單CPU中，主要是中斷和bottom_half的問題，因此，開關(guān)中斷就可以了。在多CPU中，又加上了其他CPU的干擾，因此需要spinlock來幫助。這兩個部分結(jié)合起來，就形成了spinlock_XXX。它的特點是，一旦CPU進入了spinlock_XXX，它就不會干別的，而是一直空轉(zhuǎn)，直到鎖定成功為止。因此，這就決定了被spinlock_XXX鎖住的臨界區(qū)不能停，更不能context switch，要存取完數(shù)據(jù)后趕快出來，以便其他的在空轉(zhuǎn)的執(zhí)行路徑能夠獲得spinlock。這也是spinlock的原則所在。如果當前執(zhí)行路徑一定要進行context switch，那就要在schedule()之前釋放spinlock，否則，容易死鎖。因為在中斷和bh中，沒有context，無法進行context switch，只能空轉(zhuǎn)等待spinlock，你context switch走了，誰知道猴年馬月才能回來。
因為spinlock的原意和目的就是保證數(shù)據(jù)修改的原子性，因此也沒有理由在spinlock 鎖住的臨界區(qū)中停留。
spinlock_XXX有很多形式，有
spin_lock()/spin_unlock()，
spin_lock_irq()/spin_unlock_irq()，
spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore()
spin_lock_bh()/spin_unlock_bh()
local_irq_disable/local_irq_enable
local_bh_disable/local_bh_enable
那么，在什么情況下具體用哪個呢？這要看是在什么內(nèi)核執(zhí)行路徑中，以及要與哪些內(nèi)核執(zhí)行路徑相互斥。我們知道，內(nèi)核中的執(zhí)行路徑主要有：
1 用戶進程的內(nèi)核態(tài)，此時有進程context，主要是代表進程在執(zhí)行系統(tǒng)調(diào)用 等。
2 中斷或者異?；蛘咦韵莸龋瑥母拍钌险f，此時沒有進程context，不能進行
context switch。
3 bottom_half，從概念上說，此時也沒有進程context。
4 同時，相同的執(zhí)行路徑還可能在其他的CPU上運行。
這樣，考慮這四個方面的因素，通過判斷我們要互斥的數(shù)據(jù)會被這四個因素中
的哪幾個來存取，就可以決定具體使用哪種形式的spinlock。如果只要和其他CPU互斥，就要用spin_lock/spin_unlock，如果要和irq及其他CPU互斥，就要用
spin_lock_irq/spin_unlock_irq，如果既要和irq及其他CPU互斥，又要保存EFLAG的狀態(tài)，就要用spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore，如果要和bh及其他CPU互斥，就要用spin_lock_bh/spin_unlock_bh，如果不需要和其他CPU互斥，只要和irq互斥，則用local_irq_disable/local_irq_enable，
如果不需要和其他CPU互斥，只要和bh互斥，則用local_bh_disable/local_bh_enable，
等等。值得指出的是，對同一個數(shù)據(jù)的互斥，在不同的內(nèi)核執(zhí)行路徑中，
所用的形式有可能不同(見下面的例子)。
舉一個例子。在中斷部分中有一個irq_desc_t類型的結(jié)構(gòu)數(shù)組變量irq_desc[]，
該數(shù)組每個成員對應一個irq的描述結(jié)構(gòu)，里面有該irq的響應函數(shù)等。
在irq_desc_t結(jié)構(gòu)中有一個spinlock，用來保證存取(修改)的互斥。
對于具體一個irq成員，irq_desc[irq]，對其存取的內(nèi)核執(zhí)行路徑有兩個，一是
在設(shè)置該irq的響應函數(shù)時(setup_irq)，這通常發(fā)生在module的初始化階段，或
系統(tǒng)的初始化階段；二是在中斷響應函數(shù)中(do_IRQ)。代碼如下：
int setup_irq(unsigned int irq, struct irqaction * new)
{
int shared = 0;
unsigned long flags;
struct irqaction *old, **p;
irq_desc_t *desc = irq_desc + irq;
/*
* Some drivers like serial.c use request_irq() heavily,
* so we have to be careful not to interfere with a
* running system.
*/
if (new->flags & SA_SAMPLE_RANDOM) {
/*
* This function might sleep, we want to call it first,
* outside of the atomic block.
* Yes, this might clear the entropy pool if the wrong
* driver is attempted to be loaded, without actually
* installing a new handler, but is this really a problem,
* only the sysadmin is able to do this.
*/
rand_initialize_irq(irq);
}
/*
* The following block of code has to be executed atomically
*/
[1] spin_lock_irqsave(&desc->lock,flags);
p = &desc->action;
if ((old = *p) != NULL) {
/* Can't share interrupts unless both agree to */
if (!(old->flags & new->flags & SA_SHIRQ)) {
[2] spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags);
return -EBUSY;
}
/* add new interrupt at end of irq queue */
do {
p = &old->next;
old = *p;
} while (old);
shared = 1;
}
*p = new;
if (!shared) {
desc->depth = 0;
desc->status &= ~(IRQ_DISABLED | IRQ_AUTODETECT | IRQ_WAITING);
desc->handler->startup(irq);
}
[3] spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags);
register_irq_proc(irq);
return 0;
}
asmlinkage unsigned int do_IRQ(struct pt_regs regs)
{
/*
* We ack quickly, we don't want the irq controller
* thinking we're snobs just because some other CPU has
* disabled global interrupts (we have already done the
* INT_ACK cycles, it's too late to try to pretend to the
* controller that we aren't taking the interrupt).
*
* 0 return value means that this irq is already being
* handled by some other CPU. (or is disabled)
*/
int irq = regs.orig_eax & 0xff; /* high bits used in ret_from_ code */
int cpu = smp_processor_id();
irq_desc_t *desc = irq_desc + irq;
struct irqaction * action;
unsigned int status;
kstat.irqs[cpu][irq]++;
[4] spin_lock(&desc->lock);
desc->handler->ack(irq);
/*
REPLAY is when Linux resends an IRQ that was dropped earlier
WAITING is used by probe to mark irqs that are being tested
*/
status = desc->status & ~(IRQ_REPLAY | IRQ_WAITING);
status |= IRQ_PENDING; /* we _want_ to handle it */
/*
* If the IRQ is disabled for whatever reason, we cannot
* use the action we have.
*/
action = NULL;
if (!(status & (IRQ_DISABLED | IRQ_INPROGRESS))) {
action = desc->action;
status &= ~IRQ_PENDING; /* we commit to handling */
status |= IRQ_INPROGRESS; /* we are handling it */
}
desc->status = status;
/*
* If there is no IRQ handler or it was disabled, exit early.
Since we set PENDING, if another processor is handling
a different instance of this same irq, the other processor
will take care of it.
*/
if (!action)
goto out;
/*
* Edge triggered interrupts need to remember
* pending events.
* This applies to any hw interrupts that allow a second
* instance of the same irq to arrive while we are in do_IRQ
* or in the handler. But the code here only handles the _second_
* instance of the irq, not the third or fourth. So it is mostly
* useful for irq hardware that does not mask cleanly in an
* SMP environment.
*/
for (;;) {
[5] spin_unlock(&desc->lock);
handle_IRQ_event(irq, ®s, action);
[6] spin_lock(&desc->lock)