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操作系统 :: windows

Linux2.4.x内核同步机制


http://www.gipsky.com/
  作者:杨沙洲



  本文将Linux内核中用于同步的几种机制集中起来分析,强调了它们之间在实现和使用上的不同。



  同步通常是为了达到多线程协同的目的而设计的一种机制,通常包含异步信号机制和互斥机制作为其实现的底层。在Linux 2.4内核中也有相应的技术实现,包括信号量、自旋锁、原子操作和等待队列,其中原子操作和等待队列又是实现信号量的底层。



  一. 等待队列和异步信号



  wait queue很早就作为一个基本的功能单位出现在Linux内核里了,它以队列为基础数据结构,与进程调度机制紧密结合,能够用于实现核心的异步事件通知机制。我们从它的使用范例着手,看看等待队列是如何实现异步信号功能的。



  在核心运行过程中,经常会因为某些条件不满足而需要挂起当前线程,直至条件满足了才继续执行。在2.4内核中提供了一组新接口来实现这样的功能,下面的代码节选自kernel/printk.c:



  unsigned long log_size;



  1: DECLARE_WAIT_QUEUE_HEAD(log_wait);...



  4: spinlock_t console_lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;...



  int do_syslog(int type,char *buf,int len){



  ...



  2: error=wait_event_interruptible(log_wait,log_size);



  if(error)



  goto out;



  ...



  5: spin_lock_irq(&console_lock);



   ...



  log_size--;



  ...



  6: spin_unlock_irq(&console_lock);



  ...



  }



  asmlinkage int printk(const char *fmt,...){



   ...



  7: spin_lock_irqsave(↦console_lock,flags);



  ...



  log_size ;...



  8: spin_unlock_irqrestore(&console_lock,flags);



  3: wake_up_interruptible(↦log_wait);



  ...



  }



  这段代码实现了printk调用和syslog之间的同步,syslog需要等待printk送数据到缓冲区,因此,在2:处等待log_size非0;而printk一边传送数据,一边增加log_size的值,完成后唤醒在log_wait上等待的所有线程(这个线程不是用户空间的线程概念,而是核内的一个执行序列)。执行了3:的wake_up_interruptible()后,2:处的wait_event_interruptible()返回0,从而进入syslog的实际动作。



  1:是定义log_wait全局变量的宏调用。



  在实际操作log_size全局变量的时候,还使用了spin_lock自旋锁来实现互斥,关于自旋锁,这里暂不作解释,但从这段代码中已经可以清楚的知道它的使用方法了。



  所有wait queue使用上的技巧体现在wait_event_interruptible()的实现上,代码位于include/linux/sched.h中,前置数字表示行号:



  779 #define __wait_event_interruptible(wq, condition, ret) 780 do { 781 wait_queue_t __wait; 782 init_waitqueue_entry(&__wait, current); 783 784 add_wait_queue(&wq, &__wait); 785 for (;;) { 786 set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE); 787 if (condition) 788 break; 789 if (!signal_pending(current)) { 790 schedule(); 791 continue; 792 } 793 ret = -ERESTARTSYS; 794 break; 795 } 796 current->state = TASK_RUNNING; 797 remove_wait_queue(&wq, &__wait); 798 } while (0)



  799



  800 #define wait_event_interruptible(wq, condition) 801 ({ 802 int __ret = 0; 803 if (!(condition)) 804 __wait_event_interruptible(wq, condition, __ret); 805 __ret; 806 })



  在wait_event_interruptible()中首先判断condition是不是已经满足,如果是则直接返回0,否则调用__wait_event_interruptible(),并用__ret来存放返回值。__wait_event_interruptible()首先定义并初始化一个wait_queue_t变量__wait,其中数据为当前进程结构current(struct task_struct),并把__wait入队。在无限循环中,__wait_event_interruptible()将本进程置为可中断的挂起状态,反复检查condition是否成立,如果成立则退出,如果不成立则继续休眠;条件满足后,即把本进程运行状态置为运行态,并将__wait从等待队列中清除掉,从而进程能够调度运行。如果进程当前有异步信号(POSIX的),则返回-ERESTARTSYS。



  挂起的进程并不会自动转入运行的,因此,还需要一个唤醒动作,这个动作由wake_up_interruptible()完成,它将遍历作为参数传入的log_wait等待队列,将其中所有的元素(通常都是task_struct)置为运行态,从而可被调度到,执行__wait_event_interruptible()中的代码。



  DECLARE_WAIT_QUEUE_HEAD(log_wait)经过宏展开后就是定义了一个log_wait等待队列头变量:



  struct __wait_queue_head log_wait = {



   lock: SPIN_LOCK_UNLOCKED,



   task_list: { ↦log_wait.task_list, &log_wait.task_list }



  }



  其中task_list是struct list_head变量,包括两个list_head指针,一个next、一个prev,这里把它们初始化为自身,属于队列实现上的技巧,其细节可以参阅关于内核list数据结构的讨论,add_wait_queue()和remove_wait_queue()就等同于list_add()和list_del()。



  wait_queue_t结构在include/linux/wait.h中定义,关键元素即为一个struct task_struct变量表征当前进程。



  除了wait_event_interruptible()/wake_up_interruptible()以外,与此相对应的还有wait_event()和wake_up()接口,interruptible是更安全、更常用的选择,因为可中断的等待可以接收信号,从而挂起的进程允许被外界kill。



  wait_event*()接口是2.4内核引入并推荐使用的,在此之前,最常用的等待操作是interruptible_sleep_on(wait_queue_head_t *wq),当然,与此配套的还有不可中断版本sleep_on(),另外,还有带有超时控制的*sleep_on_timeout()。sleep_on系列函数的语义比wait_event简单,没有条件判断功能,其余动作与wait_event完全相同,也就是说,我们可以用interruptible_sleep_on()来实现wait_event_interruptible()(仅作示意〉:



  do{



   interruptible_sleep_on(&log_wait);



  if(condition)



   break;



  }while(1);



  相对而言,这种操作序列有反复的入队、出队动作,更加耗时,而很大一部分等待操作的确是需要判断一个条件是否满足的,因此2.4才推荐使用wait_event接口。



  在wake_up系列接口中,还有一类wake_up_sync()和wake_up_interruptible_sync()接口,保证调度在wake_up返回之后进行。



  二. 原子操作和信号量



  POSIX有信号量,SysV IPC有信号量,核内也有信号量,接口很简单,一个down(),一个up(),分别对应P操作和V操作,down()调用可能引起线程挂起,因此和sleep_on类似,也有interruptible系列接口。down意味着信号量减1,up意味着信号量加1,这两个操作显然需要互斥。在Linux 2.4中,并没有如想象中的用锁实现,而是使用了原子操作。



  在include/asm/atomic.h中定义了一系列原子操作,包括原子读、原子写、原子加等等,大多是直接用汇编语句来实现的,这里就不详细解释。



  我们从信号量数据结构开始,它定义在include/asm/semaphore.h中:



  struct semaphore {



  atomic_t count;



  int sleepers;



  wait_queue_head_t wait;



  }



  down()操作可以理解为申请资源,up()操作可以理解为释放资源,因此,信号量实际表示的是资源的数量以及是否有进程正在等待。在semaphore结构中,count相当于资源计数,为正数或0时表示可用资源数,-1则表示没有空闲资源且有等待进程。而等待进程的数量并不关心。这种设计主要是考虑与信号量的原语相一致,当某个进程执行up()函数释放资源,点亮信号灯时,如果count恢复到0,则表示尚有进程在等待该资源,因此执行唤醒操作。一个典型的down()-up()流程是这样



  
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