Linux内核的自旋锁

作者:沙漠之狐 发布于:2019-5-17 19:11 分类:内核同步机制

 

作者简介:余华兵,在网络通信行业工作十多年,负责IPv4协议栈IPv6协议栈和Linux内核。在工作中看着2.6版本的专业书籍维护3.x4.x版本的Linux内核,感觉不方便,于是自己分析4.x版本的Linux内核整理出一本书,书名叫《Linux内核深度解析》,20195月出版,希望对同行有帮助。

自旋锁用于处理器之间的互斥,适合保护很短的临界区,并且不允许在临界区睡眠。申请自旋锁的时候,如果自旋锁被其他处理器占有,本处理器自旋等待(也称为忙等待)。

进程、软中断和硬中断都可以使用自旋锁。

自旋锁的实现经历了3个阶段:

(1)     最早的自旋锁是无序竞争的,不保证先申请的进程先获得锁。

(2)     2个阶段是入场券自旋锁,进程按照申请锁的顺序排队,先申请的进程先获得锁。

(3)     3个阶段是MCS自旋锁。入场券自旋锁存在性能问题:所有申请锁的处理器在同一个变量上自旋等待,缓存同步的开销大,不适合处理器很多的系统。MCS自旋锁的策略是为每个处理器创建一个变量副本,每个处理器在自己的本地变量上自旋等待,解决了性能问题。

入场券自旋锁和MCS自旋锁都属于排队自旋锁(queued spinlock),进程按照申请锁的顺序排队,先申请的进程先获得锁。

1. 数据结构

自旋锁的定义如下:

include/linux/spinlock_types.h

typedef struct spinlock {

    union {

        struct raw_spinlock rlock;

        …

    };

} spinlock_t;

typedef struct raw_spinlock {

    arch_spinlock_t raw_lock;

    …

} raw_spinlock_t;

可以看到,数据类型spinlockraw_spinlock做了封装,然后数据类型raw_spinlockarch_spinlock_t做了封装,各种处理器架构需要自定义数据类型arch_spinlock_t

spinlockraw_spinlock(原始自旋锁)有什么关系?

Linux内核有一个实时内核分支(开启配置宏CONFIG_PREEMPT_RT)来支持硬实时特性,内核主线只支持软实时。

对于没有打上实时内核补丁的内核,spinlock只是封装raw_spinlock,它们完全一样。如果打上实时内核补丁,那么spinlock使用实时互斥锁保护临界区,在临界区内可以被抢占和睡眠,但raw_spinlock还是自旋锁。

目前主线版本还没有合并实时内核补丁,说不定哪天就会合并进来,为了使代码可以兼容实时内核,最好坚持3个原则:

1)尽可能使用spinlock

2)绝对不允许被抢占和睡眠的地方,使用raw_spinlock,否则使用spinlock

3)如果临界区足够小,使用raw_spinlock 

 

2. 使用方法

定义并且初始化静态自旋锁的方法是:

DEFINE_SPINLOCK(x);

在运行时动态初始化自旋锁的方法是:

spin_lock_init(x);

申请自旋锁的函数是:

1void spin_lock(spinlock_t *lock);

申请自旋锁,如果锁被其他处理器占有,当前处理器自旋等待。

2void spin_lock_bh(spinlock_t *lock);

申请自旋锁,并且禁止当前处理器的软中断。

3void spin_lock_irq(spinlock_t *lock);

申请自旋锁,并且禁止当前处理器的硬中断。

4spin_lock_irqsave(lock, flags);

申请自旋锁,保存当前处理器的硬中断状态,并且禁止当前处理器的硬中断。

5int spin_trylock(spinlock_t *lock);

申请自旋锁,如果申请成功,返回1;如果锁被其他处理器占有,当前处理器不等待,立即返回0

释放自旋锁的函数是:

1void spin_unlock(spinlock_t *lock);

2void spin_unlock_bh(spinlock_t *lock);

释放自旋锁,并且开启当前处理器的软中断。

3void spin_unlock_irq(spinlock_t *lock);

释放自旋锁,并且开启当前处理器的硬中断。

4void spin_unlock_irqrestore(spinlock_t *lock, unsigned long flags);

释放自旋锁,并且恢复当前处理器的硬中断状态。

定义并且初始化静态原始自旋锁的方法是:

DEFINE_RAW_SPINLOCK(x);

在运行时动态初始化原始自旋锁的方法是:

raw_spin_lock_init (x);

申请原始自旋锁的函数是:

1raw_spin_lock(lock)

申请原始自旋锁,如果锁被其他处理器占有,当前处理器自旋等待。

2raw_spin_lock_bh(lock)

申请原始自旋锁,并且禁止当前处理器的软中断。

3raw_spin_lock_irq(lock)

申请原始自旋锁,并且禁止当前处理器的硬中断。

4raw_spin_lock_irqsave(lock, flags)

申请原始自旋锁,保存当前处理器的硬中断状态,并且禁止当前处理器的硬中断。

5raw_spin_trylock(lock)

申请原始自旋锁,如果申请成功,返回1;如果锁被其他处理器占有,当前处理器不等待,立即返回0

释放原始自旋锁的函数是:

1raw_spin_unlock(lock)

2raw_spin_unlock_bh(lock)

释放原始自旋锁,并且开启当前处理器的软中断。

3raw_spin_unlock_irq(lock)

释放原始自旋锁,并且开启当前处理器的硬中断。

4raw_spin_unlock_irqrestore(lock, flags)

释放原始自旋锁,并且恢复当前处理器的硬中断状态。

 

3. 入场券自旋锁

入场券自旋锁(ticket spinlock)的算法类似于银行柜台的排队叫号:

1)锁拥有排队号和服务号,服务号是当前占有锁的进程的排队号。

2)每个进程申请锁的时候,首先申请一个排队号,然后轮询锁的服务号是否等于自己的排队号,如果等于,表示自己占有锁,可以进入临界区,否则继续轮询。

3)当进程释放锁时,把服务号加一,下一个进程看到服务号等于自己的排队号,退出自旋,进入临界区。

ARM64架构定义的数据类型arch_spinlock_t如下所示:

arch/arm64/include/asm/spinlock_types.h

typedef struct {

#ifdef __AARCH64EB__     /* 大端字节序(高位存放在低地址) */

     u16 next;

     u16 owner;

#else                    /* 小端字节序(低位存放在低地址) */

     u16 owner;

     u16 next;

#endif

__aligned(4) arch_spinlock_t;

成员next是排队号,成员owner是服务号。

在多处理器系统中,函数spin_lock()负责申请自旋锁,ARM64架构的代码如下所示:

spin_lock() -> raw_spin_lock() -> _raw_spin_lock() -> __raw_spin_lock()  -> do_raw_spin_lock() -> arch_spin_lock()

arch/arm64/include/asm/spinlock.h

1    static inline void arch_spin_lock(arch_spinlock_t *lock)

2    {

3     unsigned int tmp;

4     arch_spinlock_t lockval, newval;

5

6     asm volatile(

7     ARM64_LSE_ATOMIC_INSN(

8     /* LL/SC */

9    "   prfm    pstl1strm, %3\n"

10   "1:   ldaxr   %w0, %3\n"

11   "   add   %w1, %w0, %w5\n"

12   "   stxr   %w2, %w1, %3\n"

13   "   cbnz   %w2, 1b\n",

14    /* 大系统扩展的原子指令 */

15   "   mov   %w2, %w5\n"

16   "   ldadda   %w2, %w0, %3\n"

17   __nops(3)

18   )

19

20   /* 我们得到锁了吗?*/

21  "   eor   %w1, %w0, %w0, ror #16\n"

22  "   cbz   %w1, 3f\n"

23  "   sevl\n"

24  "2:   wfe\n"

25  "   ldaxrh   %w2, %4\n"

26  "   eor   %w1, %w2, %w0, lsr #16\n"

27  "   cbnz   %w1, 2b\n"

28   /* 得到锁,临界区从这里开始*/

29  "3:"

30   : "=&r" (lockval), "=&r" (newval), "=&r" (tmp), "+Q" (*lock)

31   : "Q" (lock->owner), "I" (1 << TICKET_SHIFT)

32   : "memory");

33  }

618行代码,申请排队号,然后把自旋锁的排队号加1,这是一个原子操作,有两种实现方法:

1)第913行代码,使用指令ldaxr(带有获取语义的独占加载)和stxr(独占存储)实现,指令ldaxr带有获取语义,后面的加载/存储指令必须在指令ldaxr完成之后开始执行。

2)第1516行代码,如果处理器支持大系统扩展,那么使用带有获取语义的原子加法指令ldadda实现,指令ldadda带有获取语义,后面的加载/存储指令必须在指令ldadda完成之后开始执行。

2122行代码,如果服务号等于当前进程的排队号,进入临界区。

2427行代码,如果服务号不等于当前进程的排队号,那么自旋等待。使用指令ldaxrh(带有获取语义的独占加载,h表示halfword,即2字节)读取服务号,指令ldaxrh带有获取语义,后面的加载/存储指令必须在指令ldaxrh完成之后开始执行。

23行代码,sevlsend event local)指令的功能是发送一个本地事件,避免错过其他处理器释放自旋锁时发送的事件。

24行代码,wfewait for event)指令的功能是使处理器进入低功耗状态,等待事件。

函数spin_unlock()负责释放自旋锁,ARM64架构的代码如下所示:

spin_unlock() -> raw_spin_unlock() -> _raw_spin_unlock() -> __raw_spin_unlock()  -> do_raw_spin_unlock() -> arch_spin_unlock()

arch/arm64/include/asm/spinlock.h

1   static inline void arch_spin_unlock(arch_spinlock_t *lock)

2   {

3    unsigned long tmp;

4   

5    asm volatile(ARM64_LSE_ATOMIC_INSN(

6    /* LL/SC */

7    "    ldrh   %w1, %0\n"

8    "    add   %w1, %w1, #1\n"

9    "    stlrh   %w1, %0",

10   /* 大多统扩展的原子指令 */

11   "    mov   %w1, #1\n"

12   "    staddlh   %w1, %0\n"

13   __nops(1))

14   : "=Q" (lock->owner), "=&r" (tmp)

15   :

16   : "memory");

17  }

把自旋锁的服务号加1,有两种实现方法:

1)第79行代码,使用指令ldrh(加载,h表示halfword,即2字节)和stlrh(带有释放语义的存储)实现,指令stlrh带有释放语义,前面的加载/存储指令必须在指令stlrh开始执行之前执行完。因为一次只能有一个进程进入临界区,所以只有一个进程把自旋锁的服务号加1,不需要是原子操作。

2)第1112行代码,如果处理器支持大系统扩展,那么使用带有释放语义的原子加法指令staddlh实现,指令staddlh带有释放语义,前面的加载/存储指令必须在指令staddlh开始执行之前执行完。

在单处理器系统中,自旋锁是空的。

include/linux/spinlock_types_up.h

typedef struct { } arch_spinlock_t;

函数spin_lock()只是禁止内核抢占。

spin_lock() -> raw_spin_lock() -> _raw_spin_lock()

include/linux/spinlock_api_up.h

#define _raw_spin_lock(lock)             __LOCK(lock)

#define __LOCK(lock) \

  do { preempt_disable(); ___LOCK(lock); } while (0)

#define ___LOCK(lock) \

  do { __acquire(lock); (void)(lock); } while (0)

 

4. MCS自旋锁 

入场券自旋锁存在性能问题:所有等待同一个自旋锁的处理器在同一个变量上自旋等待,申请或者释放锁的时候会修改锁,导致其他处理器存放自旋锁的缓存行失效,在拥有几百甚至几千个处理器的大型系统中,处理器申请自旋锁时竞争可能很激烈,缓存同步的开销很大,导致系统性能大幅度下降。

MCSMCS是“Mellor-Crummey”和“Scott”这两个发明人的名字的首字母缩写)自旋锁解决了这个缺点,它的策略是为每个处理器创建一个变量副本,每个处理器在申请自旋锁的时候在自己的本地变量上自旋等待,避免缓存同步的开销。

4.1.   传统的MCS自旋锁

传统的MCS自旋锁包含:

1)一个指针tail指向队列的尾部。

2)每个处理器对应一个队列节点,即mcs_lock_node结构体,其中成员next指向队列的下一个节点,成员locked指示锁是否被其他处理器占有,如果成员locked的值为1,表示锁被其他处理器占有。 

结构体的定义如下所示:

typedef struct __mcs_lock_node {   

    struct __mcs_lock_node *next;

    int locked;

} ____cacheline_aligned_in_smp mcs_lock_node;

typedef struct {

    mcs_lock_node *tail;

    mcs_lock_node nodes[NR_CPUS];/* NR_CPUS是处理器的数量 */

} spinlock_t;

其中“____cacheline_aligned_in_smp”的作用是:在多处理器系统中,结构体的起始地址和长度都是一级缓存行长度的整数倍。

当没有处理器占有或者等待自旋锁的时候,队列是空的,tail是空指针。

 

4.1 处理器0申请MCS自旋锁

如图 4.1所示,当处理器0申请自旋锁的时候,执行原子交换操作,使tail指向处理器0mcs_lock_node结构体,并且返回tail的旧值。tail的旧值是空指针,说明自旋锁处于空闲状态,那么处理器0获得自旋锁。

 

4.2 处理器1申请MCS自旋锁

如图 4.2所示,当处理器0占有自旋锁的时候,处理器1申请自旋锁,执行原子交换操作,使tail指向处理器1mcs_lock_node结构体,并且返回tail的旧值。tail的旧值是处理器0mcs_lock_node结构体的地址,说明自旋锁被其他处理器占有,那么使处理器0mcs_lock_node结构体的成员next指向处理器1mcs_lock_node结构体,把处理器1mcs_lock_node结构体的成员locked设置为1,然后处理器1在自己的mcs_lock_node结构体的成员locked上面自旋等待,等待成员locked的值变成0

 

4.3 处理器0释放MCS自旋锁

如图 4.3所示,处理器0释放自旋锁,发现自己的mcs_lock_node结构体的成员next不是空指针,说明有申请者正在等待锁,于是把下一个节点的成员locked设置为0,处理器1获得自旋锁。

处理器1释放自旋锁,发现自己的mcs_lock_node结构体的成员next是空指针,说明自己是最后一个申请者,于是执行原子比较交换操作:如果tail指向自己的mcs_lock_node结构体,那么把tail设置为空指针。

4.2.   小巧的MCS自旋锁

传统的MCS自旋锁存在的缺陷是:结构体的长度太大,因为mcs_lock_node结构体的起始地址和长度都必须是一级缓存行长度的整数倍,所以MCS自旋锁的长度是(一级缓存行长度 + 处理器数量 * 一级缓存行长度),而入场券自旋锁的长度只有4字节。自旋锁被嵌入到内核的很多结构体中,如果自旋锁的长度增加,会导致这些结构体的长度增加。

经过内核社区技术专家的努力,成功地把MCS自旋锁放进4个字节,实现了小巧的MCS自旋锁。自旋锁的定义如下所示:

include/asm-generic/qspinlock_types.h

typedef struct qspinlock {

     atomic_t  val;

} arch_spinlock_t;

另外,为每个处理器定义1个队列节点数组,如下所示:

kernel/locking/qspinlock.c

#ifdef CONFIG_PARAVIRT_SPINLOCKS

#define MAX_NODES  8

#else

#define MAX_NODES  4

#endif

static DEFINE_PER_CPU_ALIGNED(struct mcs_spinlock, mcs_nodes[MAX_NODES]);

配置宏CONFIG_PARAVIRT_SPINLOCKS用来启用半虚拟化的自旋锁,给虚拟机使用,本文不考虑这种使用场景。每个处理器需要4个队列节点,原因如下:

(1)       申请自旋锁的函数禁止内核抢占,所以进程在等待自旋锁的过程中不会被其他进程抢占。

(2)       进程在等待自旋锁的过程中可能被软中断抢占,然后软中断等待另一个自旋锁。

(3)       软中断在等待自旋锁的过程中可能被硬中断抢占,然后硬中断等待另一个自旋锁。

(4)       硬中断在等待自旋锁的过程中可能被不可屏蔽中断抢占,然后不可屏蔽中断等待另一个自旋锁。

综上所述,一个处理器最多同时等待4个自旋锁。

和入场券自旋锁相比,MCS自旋锁增加的内存开销是数组mcs_nodes

队列节点的定义如下所示:

kernel/locking/mcs_spinlock.h

struct mcs_spinlock {

     struct mcs_spinlock *next;

     int locked;

     int count;

};

其中成员next指向队列的下一个节点;成员locked指示锁是否被前一个等待者占有,如果值为1,表示锁被前一个等待者占有;成员count是嵌套层数,也就是数组mcs_nodes已分配的数组项的数量。

自旋锁的32个二进制位被划分成4个字段:

(1)       locked字段,指示锁已经被占有,长度是一个字节,占用第0~7位。

(2)       一个pending位,占用第8位,第1个等待自旋锁的处理器设置pending位。

(3)       index字段,是数组索引,指示队列的尾部节点使用数组mcs_nodes的哪一项。

(4)       cpu字段,存放队列的尾部节点的处理器编号,实际存储的值是处理器编号加上1cpu字段减去1才是真实的处理器编号。

index字段和cpu字段合起来称为tail字段,存放队列的尾部节点的信息,布局分两种情况:

(1)       如果处理器的数量小于2的14次方,那么第9~15位没有使用,第16~17位是index字段,第18~31位是cpu字段。

(2)       如果处理器的数量大于或等于2的14次方,那么第9~10位是index字段,第11~31位是cpu字段。

MCS自旋锁放进4个字节的关键是:存储处理器编号和数组索引,而不是存储尾部节点的地址。

内核对MCS自旋锁做了优化:第1个等待自旋锁的处理器直接在锁自身上面自旋等待,不是在自己的mcs_spinlock结构体上自旋等待。这个优化带来的好处是:当锁被释放的时候,不需要访问mcs_spinlock结构体的缓存行,相当于减少了一次缓存没命中。后续的处理器在自己的mcs_spinlock结构体上面自旋等待,直到它们移动到队列的首部为止。

自旋锁的pending位进一步扩展这个优化策略。第1个等待自旋锁的处理器简单地设置pending位,不需要使用自己的mcs_spinlock结构体。第2个处理器看到pending被设置,开始创建等待队列,在自己的mcs_spinlock结构体的locked字段上自旋等待。这种做法消除了两个等待者之间的缓存同步,而且第1个等待者没使用自己的mcs_spinlock结构体,减少了一次缓存行没命中。

在多处理器系统中,申请MCS自旋锁的代码如下所示:

spin_lock() -> raw_spin_lock() -> _raw_spin_lock() -> __raw_spin_lock()  -> do_raw_spin_lock() -> arch_spin_lock()

include/asm-generic/qspinlock.h

1     #define arch_spin_lock(l)         queued_spin_lock(l)

2    

3     static __always_inline void queued_spin_lock(struct qspinlock *lock)

4     {

5     u32 val;

6    

7     val = atomic_cmpxchg_acquire(&lock->val, 0, _Q_LOCKED_VAL);

8     if (likely(val == 0))

9          return;

10   queued_spin_lock_slowpath(lock, val);

11   }

7行代码,执行带有获取语义的原子比较交换操作,如果锁的值是0,那么把锁的locked字段设置为1。获取语义保证后面的加载/存储指令必须在函数atomic_cmpxchg_acquire()完成之后开始执行。函数atomic_cmpxchg_acquire()返回锁的旧值。

8~9行代码,如果锁的旧值是0,说明申请锁的时候锁处于空闲状态,那么成功地获得锁。

10行代码,如果锁的旧值不是0,说明锁不是处于空闲状态,那么执行申请自旋锁的慢速路径。

申请MCS自旋锁的慢速路径如下所示:

kernel/locking/qspinlock.c

1     void queued_spin_lock_slowpath(struct qspinlock *lock, u32 val)

2     {

3     struct mcs_spinlock *prev, *next, *node;

4     u32 new, old, tail;

5     int idx;

6    

7     ...

8     if (val == _Q_PENDING_VAL) {

9          while ((val = atomic_read(&lock->val)) == _Q_PENDING_VAL)

10             cpu_relax();

11   }

12  

13   for (;;) {

14        if (val & ~_Q_LOCKED_MASK)

15             goto queue;

16  

17        new = _Q_LOCKED_VAL;

18        if (val == new)

19             new |= _Q_PENDING_VAL;

20  

21        old = atomic_cmpxchg_acquire(&lock->val, val, new);

22        if (old == val)

23             break;

24  

25        val = old;

26   }

27  

28   if (new == _Q_LOCKED_VAL)

29        return;

30  

31   smp_cond_load_acquire(&lock->val.counter, !(VAL & _Q_LOCKED_MASK));

32  

33   clear_pending_set_locked(lock);

34   return;

35  

36   queue:

37   node = this_cpu_ptr(&mcs_nodes[0]);

38   idx = node->count++;

39   tail = encode_tail(smp_processor_id(), idx);

40  

41   node += idx;

42   node->locked = 0;

43   node->next = NULL;

44   ...

45  

46   if (queued_spin_trylock(lock))

47        goto release;

48  

49   old = xchg_tail(lock, tail);

50   next = NULL;

51  

52   if (old & _Q_TAIL_MASK) {

53        prev = decode_tail(old);

54        smp_read_barrier_depends();

55  

56        WRITE_ONCE(prev->next, node);

57  

58        ...

59        arch_mcs_spin_lock_contended(&node->locked);

60  

61        next = READ_ONCE(node->next);

62        if (next)

63             prefetchw(next);

64   }

65  

66   ...

67   val = smp_cond_load_acquire(&lock->val.counter, !(VAL & _Q_LOCKED_PENDING_MASK));

68  

69   locked:

70   for (;;) {

71        if ((val & _Q_TAIL_MASK) != tail) {

72             set_locked(lock);

73             break;

74        }

75  

76        old = atomic_cmpxchg_relaxed(&lock->val, val, _Q_LOCKED_VAL);

77        if (old == val)

78             goto release;

79  

80        val = old;

81   }

82  

83   if (!next) {

84        while (!(next = READ_ONCE(node->next)))

85             cpu_relax();

86   }

87  

88   arch_mcs_spin_unlock_contended(&next->locked);

89   ...

90  

91   release:

92   __this_cpu_dec(mcs_nodes[0].count);

93   }

8~11行代码,如果锁的状态是pending,即{tail=0pending=1locked=0},那么等待锁的状态变成locked,即{tail=0pending=0locked=1}

14~15行代码,如果锁的tail字段不是0或者pending位是1,说明已经有处理器在等待自旋锁,那么跳转到标号queue,本处理器加入等待队列。

17~21行代码,如果锁处于locked状态,那么把锁的状态设置为locked & pending,即{tail=0pending=1locked=1};如果锁处于空闲状态(占有锁的处理器刚刚释放自旋锁),那么把锁的状态设置为locked

28~29行代码,如果上一步锁的状态从空闲变成locked,那么成功地获得锁。

31行代码,等待占有锁的处理器释放自旋锁,即锁的locked字段变成0

32行代码,成功地获得锁,把锁的状态从pending改成locked,即清除pending位,把locked字段设置为1

从第2个等待自旋锁的处理器开始,需要加入等待队列,处理如下:

(1)       37~43行代码,从本处理器的数组mcs_nodes分配一个数组项,然后初始化。

(2)       46~47行代码,如果锁处于空闲状态,那么获得锁。

(3)       49行代码,把自旋锁的tail字段设置为本处理器的队列节点的信息,并且返回前一个队列节点的信息。

(4)       52行代码,如果本处理器的队列节点不是队列首部,那么处理如下:

1)第56行代码,把前一个队列节点的next字段设置为本处理器的队列节点的地址。

2)第59行代码,本处理器在自己的队列节点的locked字段上面自旋等待,等待locked字段从0变成1,也就是等待本处理器的队列节点移动到队列首部。

(5)       67行代码,本处理器的队列节点移动到队列首部以后,在锁自身上面自旋等待,等待自旋锁的pending位和locked字段都变成0,也就是等待锁的状态变成空闲。

(6)       锁的状态变成空闲以后,本处理器把锁的状态设置为locked,分两种情况:

1)第71行代码,如果队列还有其他节点,即还有其他处理器在等待锁,那么处理如下:

q72行代码,把锁的locked字段设置为1

q83~86行代码,等待下一个等待者设置本处理器的队列节点的next字段。

q88行代码,把下一个队列节点的locked字段设置为1

2)第76行代码,如果队列只有一个节点,即本处理器是唯一的等待者,那么把锁的tail字段设置为0,把locked字段设置为1

(7)       92行代码,释放本处理器的队列节点。

释放MCS自旋锁的代码如下所示:

spin_unlock() -> raw_spin_unlock() -> _raw_spin_unlock() -> __raw_spin_unlock()  -> do_raw_spin_unlock() -> arch_spin_unlock()

include/asm-generic/qspinlock.h

1     #define arch_spin_unlock(l)       queued_spin_unlock(l)

2    

3     static __always_inline void queued_spin_unlock(struct qspinlock *lock)

4     {

5     (void)atomic_sub_return_release(_Q_LOCKED_VAL, &lock->val);

6     }

5行代码,执行带释放语义的原子减法操作,把锁的locked字段设置为0,释放语义保证前面的加载/存储指令在函数atomic_sub_return_release()开始执行之前执行完。

MCS自旋锁的配置宏是CONFIG_ARCH_USE_QUEUED_SPINLOCKS CONFIG_QUEUED_SPINLOCKS,目前只有x86处理器架构使用MCS自旋锁,默认开启MCS自旋锁的配置宏,如下所示:

arch/x86/kconfig

config X86

     def_bool y

     ...

     select ARCH_USE_QUEUED_SPINLOCKS

     ...

kernel/kconfig.locks

config ARCH_USE_QUEUED_SPINLOCKS

     bool

config QUEUED_SPINLOCKS

     def_bool y if ARCH_USE_QUEUED_SPINLOCKS

     depends on SMP


标签: Linux 自旋锁

评论:

jxh218@163.com
2019-09-05 14:40
处理器0申请MCS自旋锁图挂了么?
aaron0905
2019-08-30 10:38
您好,
文中提到“MCS自旋锁的策略是为每个处理器创建一个变量副本,每个处理器在自己的本地变量上自旋等待,解决了性能问题。”我有个疑问不太明白,每个处理器都有自己的副本,那么当其中一个处理器释放了自旋锁后,其他处理的副本是如何同步的呢
firo
2019-09-01 14:48
@aaron0905:其实不是副本. 只是一个变量而已. 持有锁的cpu, 在释放锁的时候, 回去更新下个cpu的本地变量(也就是你所谓的副本). 下个cpu看到自己的变量改变了, 就知道可以获取锁了.
沙漠之狐
2019-09-03 21:48
@aaron0905:释放自旋锁的时候,通过next指针得到队列的下一个节点,把下一个节点的成员locked设置为0。
wang
2019-08-08 09:44
学习了,请教一个问题,再arch_spin_unlock中为什么没有sev指令,lock中的wfe在什么地方被唤醒呢?
沙漠之狐
2019-08-09 21:08
@wang:等待自旋锁的时候,使用指令ldaxrh(带有获取语义的独占加载,h表示halfword,即2字节)读取服务号,独占加载操作会设置处理器的独占监视器,记录锁的物理地址。
释放锁的时候,使用stlrh指令修改锁的值,stlrh指令会清除所有监视锁的物理地址的处理器的独占监视器,清除独占监视器的时候会生成一个唤醒事件。
wang
2019-08-28 11:38
@沙漠之狐:多谢,找到了,吐槽一下 armv8 ref文档

An event caused by the clearing of the global monitor for the PE.
Totti_IT
2019-06-29 22:33
在4.2节 小巧的MSC自旋锁一节中,在解释一个处理器最多同时等待4个自旋锁的4条原因中,第一条原因说“申请自旋锁的函数禁止内核抢占,所以进程在等待自旋锁的过程中不会被其他进程抢占”,但是,在进程获取自旋锁没有成功,等待自旋锁的时候,是会调用preempt_enable恢复进程抢占的,所以,进程在等待自旋锁过程中是可以被高优先级进程抢占的。

不知我说的对不对,望赐教。
沙漠之狐
2019-07-08 21:40
@Totti_IT:在进程等待自旋锁的时候,没有调用preempt_enable()开启内核抢占,不会被高优先级进程抢占。

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