【深入剖析Linux内核】Linux内核之旅--(三)同步

1、概述
同步问题是操作系统中的经典问题，它伴随着并发处理而自诞生。现代体系结构中常见的并发处理情况可以分为如下三种情况：
(1)多个线程在单处理器上执行——多线程编程
(2)多个线程在多处理器上执行——并行计算
(3)多个线程在分布的多个处理上执行——分布式计算
相应的编程也分成三种情况：
共享变量编程、分布式（基于消息）编程和并行编程。
1.1、并发程序设计的本质
并发程序通常包括两个或多个进程一起工作，共同完成一项任务，于是进程(线程)间的通信产生，也就产生了同步问题。进程(或者线程)间需要通信是产生同步的根本原因，正是因为需要通信，才需要同步。进程之间有两种通信方式：共享变量(shared variables)和消息传递(message passing)。使用共享变量时，一个进程对变量进行写操作，另一个进程进行读操作。使用消息传递时，一个进程发送消息，一个进程接收消息。不管使用哪种通信方式，进程之间需要进行同步。有两种基本的同步方式：互斥(mutual exclusion)和条件同步(condition synchronization)。互斥保证关键代码段不会同一时刻执行。条件同步会阻塞进程，直到相应的条件发生。例如，对于通过共享内存方式来实现通信生产者和消费者进程，互斥变量保证生产者访问内存时，消费者不会访问内存。条件同步保证生产者写数据之前，消费者不会读数据。
同步的根本目的是创建临界区(critical region）或者等待特定的条件，常用的方式有：锁(lock)、信号量(semaphore)和管程(monitor)。前两者在Linux都有实现，最后一种方式一般在用户态层面实现(比如Java就是采用管程来实现同步原语的)。
    并发编程的硬件来源：中断和多处理器。
1.2、硬件架构
常见而流行的三种计算机架构：(1)单处理器和内存(2)共享内存多处理器(3)分布式内存，包括多计算机和计算机网络。
1.2.1、单处理器体系结构

1.2.2、共享内存多处理器
    处理器与内存之间通过互连网络连接起来。小规模的多处理器计算机可以包括30个处理器不等。互连网络通过内存总路(memory bus)或交换开关(crossbar switch)来实现。这种架构通常叫做UMA计算机，因为每个处理器和内存之间有相同的访问机会。UMA机器也叫做SMP。

1.2.3、分布式内存多处理器
    在分布式内存多处理器结构中，也存在用于通信的互连网络，但是每个处理器都有它自己的私有内存(private memory)。

这种结构使用消息传递，而不是读写内存；不存在缓存和内存一致性问题。

为了利用多个处理器，有三种应用程序：多线程系统、分布式系统和并行计算。

2、Linux内核同步
Linux内核中产生并发处理的硬件来源有两个：中断和多CPU。其基本同步方式有四种：关闭中断(只对本地CPU)、原子操作(atomic operation)、自旋锁(spin lock)和信号量。原子操作实际上只是对CPU原子指令的简单包装，它的原子性由硬件保证。而硬件提供的原子指令是实现锁和信号量的基础。
对于内核态，CPU可能处于两处不同的内核控制路径：中断处理和异常处理(包括系统调用)。对中断处理程序，在单CPU下，可以通过禁止中断实现临界区；在多CPU下，可以通过自旋锁实现临界区。对异常处理程序，在单CPU下，可以通过禁止内核抢占实现临界区；在多CPU下，可以通过信号量实现临界区。

2.1、自旋锁(spin lock)
自旋锁主要是针对多CPU的，它是一种忙等待形式的同步(所以浪费CPU机器周期)，主要用于中断处理。对于由自旋锁保护的临界区，会禁止内核抢占。对于单CPU，自旋锁除了禁止(或者开启)内核抢占外，什么也不做。

2.1.1、硬件支持
在X86平台下，可以对如下一些指令加上LOCK前缀来保证指令的原子性执行：
 
(1)    位测试修改指令，如BTS,BTR和BTC；
(2)    交换指令XCHG，实际上，对于该指令，即使不加LOCK前缀，也是自动原子执行；
(3)    一些单操作数算术和逻辑运算指令，如INC, DEC ,NOT和NEG；
(4)    一些双操作数指令，如ADD, ADC,SUB,SBB, AND ,OR和XOR。
这些原子操作是实现自旋锁和信号量的基础。

2.1.2、自旋锁的实现
提供的接口如下：

数据结构：

//include/asm-i386/spinlock.h 
/*自旋锁数据结构,2.6.10*/
typedef struct {
    volatile unsigned int lock;
#ifdef CONFIG_DEBUG_SPINLOCK
    unsigned magic;
#endif
} spinlock_t; 

/*从2.6.11开始,与2.6.10有些变化*/
typedef struct {
    volatile unsigned int slock;
#ifdef CONFIG_DEBUG_SPINLOCK
    unsigned magic;
#endif
#ifdef CONFIG_PREEMPT
    unsigned int break_lock;
#endif
} spinlock_t; 

接口的实现：

//include/linux/spinlock.h
#define spin_lock(lock)        _spin_lock(lock) 
#define spin_unlock(lock)    _spin_unlock(lock) 

////////////////////////////抢占内核的spin_lock//////////////////////
//kernel/spinlock.c
void __lockfunc _spin_lock(spinlock_t *lock)
{
    preempt_disable(); //禁止内核抢占
    if (unlikely(!_raw_spin_trylock(lock)))
        __preempt_spin_lock(lock);
}

//include/asm-i386/spinlock.h
//返回1表示获得了自旋锁,返回0表示获取自旋锁失败
static inline int _raw_spin_trylock(spinlock_t *lock)
{
    char oldval;
    /*xchgb是原子字令.
    **这些指令相当于:oldval=0;tmp=oldval;oldval=lock->lock;lock->lock=tmp;
    **即读取lock字段的旧值,将将其设为0(即锁住状态)
 旧
    */
    __asm__ __volatile__(
        "xchgb %b0,%1"
        :"=q" (oldval), "=m" (lock->lock)
        :"0" (0) : "memory");
        //如果自旋锁的旧值为正数(即原自旋锁处于unlock状态,当前内核控制中径可以获取锁),则函数返回1,否则返回0
    return oldval > 0;
}
//include/linux/preempt.h
#define preempt_disable() \
do { \
    inc_preempt_count(); \
    barrier(); \
} while (0)

//kernel/spinlock.c
//当前CPU内核控制路径获取自旋锁失败时调用该函数
static inline void __preempt_spin_lock(spinlock_t *lock)
{
    if (preempt_count() > 1) {
        _raw_spin_lock(lock);
        return;
    }

    do {
        //抢占计数器值减1,在等待自旋锁时,允许内核抢占
        preempt_enable();
        while (spin_is_locked(lock))
            cpu_relax();
        preempt_disable();
    } while (!_raw_spin_trylock(lock));//循环请求自旋锁
}

///////////////////////////对于非抢占内核的spin_lock//////////////////////////////
//对于非抢占的内核spin_lock
void __lockfunc _spin_lock(spinlock_t *lock)
{
    //对于非抢占内核,什么也不做
    preempt_disable(); 
    _raw_spin_lock(lock);
}
//include/asm-i386/spinlock.h
static inline void _raw_spin_lock(spinlock_t *lock)
{
#ifdef CONFIG_DEBUG_SPINLOCK
    if (unlikely(lock->magic != SPINLOCK_MAGIC)) {
        printk("eip: %p\n", __builtin_return_address(0));
        BUG();
    }
#endif
    __asm__ __volatile__(
        spin_lock_string
        :"=m" (lock->lock) : : "memory");
}

#define spin_lock_string \
    "\n1:\t" \
    "lock ; decb %0\n\t" \ #锁计数器值减1
    "jns 3f\n" \       #如果小于0,则跳到标号3
    "2:\t" \
    "rep;nop\n\t" \    #执行空指令
    "cmpb $0,%0\n\t" \ #与0比较
    "jle 2b\n\t" \     #小于或等于0,则跳到2
    "jmp 1b\n" \       #大于0,则跳到1
    "3:\n\t"
    
/////////////////////////spin_unlock的实现/////////////////////////////////    
    
void __lockfunc _spin_unlock(spinlock_t *lock)
{
    _raw_spin_unlock(lock);
    preempt_enable();
}
//include/asm-i386/spinlock.h
static inline void _raw_spin_unlock(spinlock_t *lock)
{
#ifdef CONFIG_DEBUG_SPINLOCK
    BUG_ON(lock->magic != SPINLOCK_MAGIC);
    BUG_ON(!spin_is_locked(lock));
#endif
    __asm__ __volatile__(
        spin_unlock_string
    );
}
#define spin_unlock_string \
    "movb $1,%0" \
        :"=m" (lock->lock) : : "memory"

2.2、睡眠与唤醒

在操作系统中，睡眠和唤醒原语实际上是操作系统的基本原语，也是实现同步的一种方式，而且它还是实现信号量的基础。当进程请求的资源(如内存、文件等)不能得到满足时，就会主动放弃CPU，进入等待状态(可中断等待或者不可中断等待)。当资源满足时，就会由别的进程唤醒，从而投入运行。

2.2.1、等待队列

等待队列表示一组睡眠的进程，这些进程正在等待特定的事件发生(或者说条件为真)，比如，等待足够的内存。等待队列是一个双链表，每个队列都有一个队列头，其定义如下：

//include/linux/wait.h
//等待队列头
struct __wait_queue_head {
      // 自旋锁
    spinlock_t lock;
    struct list_head task_list;
};
typedef struct __wait_queue_head wait_queue_head_t;

等待队列链表中的元素类型为：

typedef struct __wait_queue wait_queue_t;
//唤醒函数指针
typedef int (*wait_queue_func_t)(wait_queue_t *wait, unsigned mode, int sync, void *key);
//默认的唤醒函数
int default_wake_function(wait_queue_t *wait, unsigned mode, int sync, void *key);

struct __wait_queue {
    /*取值为WQ_FLAG_EXCLUSIVE(=1)表示互斥进程,由内核有选择的唤醒.为0时表示非互斥进程,由内核在
    **事件发生时唤醒所有等待进程.
    **/
    unsigned int flags;
#define WQ_FLAG_EXCLUSIVE    0x01
    //等待的任务描述符
    struct task_struct * task;

    //唤醒函数,默认为default_wake_function
    wait_queue_func_t func;
    struct list_head task_list;
};

其典型的结构如下：

等待队列头的初始化：
DECLARE_WAIT_QUEUE_HEAD(name)；
其定义如下：

//incude/linux/wait.h
#define __WAIT_QUEUE_HEAD_INITIALIZER(name) {                \
    .lock        = SPIN_LOCK_UNLOCKED,                \
    .task_list    = { &(name).task_list, &(name).task_list } }

//初始化等待队列头
#define DECLARE_WAIT_QUEUE_HEAD(name) \
    wait_queue_head_t name = __WAIT_QUEUE_HEAD_INITIALIZER(name)

或者如下：
wait_queue_head_t my_queue; 
init_waitqueue_head(&my_queue);

等待队列元素初始化：

//linux/wait.h
//wait_queue_t初始化
static inline void init_waitqueue_entry(wait_queue_t *q, struct task_struct *p)
{
    q->flags = 0;
    q->task = p;
    q->func = default_wake_function;
}

2.2.2、等待事件(Waiting on the Event)
内核提供的等待接口包括wait_event(), wait_event_ interruptible(), 和wait_event_interruptible_timeout()。此外sleep_on(), sleep_on_timeout(), 和interruptible_sleep_on()在2.6中仍然支持，但已经过时。这些接口的基本实现如下：

具体代码如下：

//linux/wait.h
#define wait_event(wq, condition)                     \
do {                                    \
    if (condition)    //条件发生                         \
        break;                            \
    __wait_event(wq, condition);                    \
} while (0)

#define __wait_event(wq, condition)                     \
do {                                    \
    DEFINE_WAIT(__wait);                        \
                                    \
    for (;;) {                            \
        prepare_to_wait(&wq, &__wait, TASK_UNINTERRUPTIBLE);    \
        if (condition)                        \
            break;                        \
        schedule();//调度                        \
    }                                \
    finish_wait(&wq, &__wait);                    \
} while (0)

//kernel/wait.c
void fastcall
prepare_to_wait(wait_queue_head_t *q, wait_queue_t *wait, int state)
{
    unsigned long flags;
    //非互斥进程
    wait->flags &= ~WQ_FLAG_EXCLUSIVE;
    //关中断,并请求自旋锁
    spin_lock_irqsave(&q->lock, flags);
    if (list_empty(&wait->task_list))
        __add_wait_queue(q, wait);  //将等待任务加入等待队列
    /*
     * don't alter the task state if this is just going to
     * queue an async wait queue callback
     */
    if (is_sync_wait(wait))
        set_current_state(state);  //设置任务当前的状态
    //释放自旋锁,并恢复处理器状态
    spin_unlock_irqrestore(&q->lock, flags);
}

//等待完成之后,应该设置任务的状态为运行状态,并从等待队列中删除
void fastcall finish_wait(wait_queue_head_t *q, wait_queue_t *wait)
{
    unsigned long flags;

    __set_current_state(TASK_RUNNING); //设置为运行状态
    
    if (!list_empty_careful(&wait->task_list)) {
        spin_lock_irqsave(&q->lock, flags);
        list_del_init(&wait->task_list);    //从等待队列中删除
        spin_unlock_irqrestore(&q->lock, flags);
    }
}

2.2.3、唤醒(Waking Up)
接口如下：

//include/inux/wait.h
#define wake_up(x)            __wake_up(x, TASK_UNINTERRUPTIBLE | TASK_INTERRUPTIBLE, 1, NULL)
#define wake_up_nr(x, nr)        __wake_up(x, TASK_UNINTERRUPTIBLE | TASK_INTERRUPTIBLE, nr, NULL)
#define wake_up_all(x)            __wake_up(x, TASK_UNINTERRUPTIBLE | TASK_INTERRUPTIBLE, 0, NULL)
#define wake_up_interruptible(x)    __wake_up(x, TASK_INTERRUPTIBLE, 1, NULL)
#define wake_up_interruptible_nr(x, nr)    __wake_up(x, TASK_INTERRUPTIBLE, nr, NULL)
#define wake_up_interruptible_all(x)    __wake_up(x, TASK_INTERRUPTIBLE, 0, NULL)
#define    wake_up_locked(x)        __wake_up_locked((x), TASK_UNINTERRUPTIBLE | TASK_INTERRUPTIBLE)
#define wake_up_interruptible_sync(x)   __wake_up_sync((x),TASK_INTERRUPTIBLE, 1)

具体实现：

//kernel/sched.c
void fastcall __wake_up(wait_queue_head_t *q, unsigned int mode,
                int nr_exclusive, void *key)
{
    unsigned long flags;
    //请求自旋锁,并关中断
    spin_lock_irqsave(&q->lock, flags);
    __wake_up_common(q, mode, nr_exclusive, 0, key);
    spin_unlock_irqrestore(&q->lock, flags);
}
static void __wake_up_common(wait_queue_head_t *q, unsigned int mode,
                 int nr_exclusive, int sync, void *key)
{
    struct list_head *tmp, *next;

    list_for_each_safe(tmp, next, &q->task_list) {
        wait_queue_t *curr;
        unsigned flags;
        curr = list_entry(tmp, wait_queue_t, task_list);
        flags = curr->flags;
        //调用相应的唤醒函数, 唤醒第1个有WQ_FLAG_EXCLUSIVE标志的进程后停止
        if (curr->func(curr, mode, sync, key) &&
            (flags & WQ_FLAG_EXCLUSIVE) &&
            !--nr_exclusive)
            break;
    }
}
//默认的唤醒函数
int default_wake_function(wait_queue_t *curr, unsigned mode, int sync, void *key)
{
    task_t *p = curr->task;
    return try_to_wake_up(p, mode, sync);
}

try_to_wake_up是唤醒原语中核心部分，其具体代码如下：

/*p被唤醒的进程描述符.
**state被唤醒的进程的状态掩码
**sync禁止被唤醒的进程抢占本地CPU正在运行的进程
*/
static int try_to_wake_up(task_t * p, unsigned int state, int sync)
{
    int cpu, this_cpu, success = 0;
    unsigned long flags;
    long old_state;
    runqueue_t *rq;
#ifdef CONFIG_SMP
    unsigned long load, this_load;
    struct sched_domain *sd;
    int new_cpu;
#endif
    //关闭中断,并获取最后执行该进程的CPU(可能不同于本地CPU)的运行队列的锁
    rq = task_rq_lock(p, &flags);
    schedstat_inc(rq, ttwu_cnt);
    old_state = p->state;
    if (!(old_state & state))
        goto out;

    if (p->array)
        goto out_running;
    
    //最后执行该任务的CPU
    cpu = task_cpu(p);
    //本地CPU
    this_cpu = smp_processor_id();
    
/*对于多CPU系统,检查要被唤醒的进程是否应该从最近执行该进程的CPU的运行队列,
**转移到另外一个CPU的运行队列.
*/
#ifdef CONFIG_SMP
    if (unlikely(task_running(rq, p)))
        goto out_activate;

    new_cpu = cpu;

    if (cpu == this_cpu || unlikely(!cpu_isset(this_cpu, p->cpus_allowed)))
        goto out_set_cpu;

    load = source_load(cpu);
    this_load = target_load(this_cpu);

    /*
     * If sync wakeup then subtract the (maximum possible) effect of
     * the currently running task from the load of the current CPU:
     */
    if (sync)
        this_load -= SCHED_LOAD_SCALE;

    /* Don't pull the task off an idle CPU to a busy one */
    if (load < SCHED_LOAD_SCALE/2 && this_load > SCHED_LOAD_SCALE/2)
        goto out_set_cpu;

    new_cpu = this_cpu; /* Wake to this CPU if we can */

    /*
     * Scan domains for affine wakeup and passive balancing
     * possibilities.
     */
    for_each_domain(this_cpu, sd) {
        unsigned int imbalance;
        /*
         * Start passive balancing when half the imbalance_pct
         * limit is reached.
         */
        imbalance = sd->imbalance_pct + (sd->imbalance_pct - 100) / 2;

        if ((sd->flags & SD_WAKE_AFFINE) &&
                !task_hot(p, rq->timestamp_last_tick, sd)) {
            /*
             * This domain has SD_WAKE_AFFINE and p is cache cold
             * in this domain.
             */
            if (cpu_isset(cpu, sd->span)) {
                schedstat_inc(sd, ttwu_wake_affine);
                goto out_set_cpu;
            }
        } else if ((sd->flags & SD_WAKE_BALANCE) &&
                imbalance*this_load <= 100*load) {
            /*
             * This domain has SD_WAKE_BALANCE and there is
             * an imbalance.
             */
            if (cpu_isset(cpu, sd->span)) {
                schedstat_inc(sd, ttwu_wake_balance);
                goto out_set_cpu;
            }
        }
    }

    new_cpu = cpu; /* Could not wake to this_cpu. Wake to cpu instead */
out_set_cpu:
    schedstat_inc(rq, ttwu_attempts);
    new_cpu = wake_idle(new_cpu, p);
    if (new_cpu != cpu && cpu_isset(new_cpu, p->cpus_allowed)) {
        schedstat_inc(rq, ttwu_moved);
        set_task_cpu(p, new_cpu);
        task_rq_unlock(rq, &flags);
        /* might preempt at this point */
        rq = task_rq_lock(p, &flags);
        old_state = p->state;
        if (!(old_state & state))
            goto out;
        if (p->array)
            goto out_running;

        this_cpu = smp_processor_id();
        cpu = task_cpu(p);
    }

out_activate:
#endif /* CONFIG_SMP */
    if (old_state == TASK_UNINTERRUPTIBLE) {
        rq->nr_uninterruptible--;
        /*
         * Tasks on involuntary sleep don't earn
         * sleep_avg beyond just interactive state.
         */
        p->activated = -1;
    }

    /*
     * Sync wakeups (i.e. those types of wakeups where the waker
     * has indicated that it will leave the CPU in short order)
     * don't trigger a preemption, if the woken up task will run on
     * this cpu. (in this case the 'I will reschedule' promise of
     * the waker guarantees that the freshly woken up task is going
     * to be considered on this CPU.)
     */
     //将进程p加入目标CPU的可运行队列
    activate_task(p, rq, cpu == this_cpu);
    /*如果没有设置sync标志(表示允许抢占),且目标CPU不是本地CPU,则检查p是否比rq运行队列中当前进程的动态优先级高.
    **即(p)->prio < (rq)->curr->prio,如果是,则调用resched_task()抢占rq->curr。
    */
    if (!sync || cpu != this_cpu) {
        if (TASK_PREEMPTS_CURR(p, rq))
            /*在单CPU中,仅仅设置TIF_NEED_RESCHED标志.多CPU系统中,则检查相应标志,并使目标CPU重新调度
            */
            resched_task(rq->curr);
    }
    success = 1;

out_running:
    //设置进程的状态
    p->state = TASK_RUNNING;
out:
    //释放rq的锁,并打开本地中断
    task_rq_unlock(rq, &flags);

    return success;
}


#ifdef CONFIG_SMP
//多CPU系统
static void resched_task(task_t *p)
{
    int need_resched, nrpolling;

    BUG_ON(!spin_is_locked(&task_rq(p)->lock));

    /* minimise the chance of sending an interrupt to poll_idle() */
    nrpolling = test_tsk_thread_flag(p,TIF_POLLING_NRFLAG);
    need_resched = test_and_set_tsk_thread_flag(p,TIF_NEED_RESCHED);
    nrpolling |= test_tsk_thread_flag(p,TIF_POLLING_NRFLAG);
    
    if (!need_resched && !nrpolling && (task_cpu(p) != smp_processor_id()))
        //产生IPI,强制目标CPU重新调度
        smp_send_reschedule(task_cpu(p));
}
#else
//单CPU系统
static inline void resched_task(task_t *p)
{
    set_tsk_need_resched(p);
}
#endif

2.2.4、互斥等待
当调用wake_up唤醒等待队列时，等待队列上的所有进程都转置为可运行。在一些情况下，这种做法是正确的，比如等待某个特定的事件。但是在另外一些情况，可以提前知道只有一个被唤醒的进程能够成功的获取资源，比如等待临界区资源，其它的进程将再次睡眠。如果等待队列中的进程数量太大，将会严重影响系统性能，这就是所谓的thundering herd行为。为此，内核引入互斥等待，它与非互斥等待的区别如下：
(1) 当一个等待队列入口有 WQ_FLAG_EXCLUSEVE 标志置位, 它被添加到等待队列的尾部. 没有这个标志的入口项, 相反, 添加到开始。
(2) 当 wake_up 被在一个等待队列上调用, 它在唤醒第一个有 WQ_FLAG_EXCLUSIVE 标志的进程后停止。
这样，进行互斥等待的进程一次只唤醒一个。使一个进程进入互斥等待是调用prepare_to_wait_exclusive完成的。

//kernel/wait.c
void fastcall
prepare_to_wait_exclusive(wait_queue_head_t *q, wait_queue_t *wait, int state)
{
    unsigned long flags;
    //互斥标志
    wait->flags |= WQ_FLAG_EXCLUSIVE;
    spin_lock_irqsave(&q->lock, flags);
    if (list_empty(&wait->task_list))
        __add_wait_queue_tail(q, wait);
    /*
     * don't alter the task state if this is just going to
      * queue an async wait queue callback
     */
    if (is_sync_wait(wait))
        set_current_state(state);
    spin_unlock_irqrestore(&q->lock, flags);
}