linux驱动开发之信号量与自旋锁

在驱动程序中，当多个线程同时访问相同的资源时（驱动程序中的全局变量是一种典型的共享资源），可能会引发"竞态"，因此我们必须对共享资源进行并发控制。Linux内核中解决并发控制的最常用方法是自旋锁与信号量（绝大多数时候作为互斥锁使用）。

自旋锁与信号量"类似而不类"，类似说的是它们功能上的相似性，"不类"指代它们在本质和实现机理上完全不一样，不属于一类。

 

自旋锁不会引起调用者睡眠，如果自旋锁已经被别的执行单元保持，调用者就一直循环查看是否该自旋锁的保持者已经释放了锁，"自旋"就是"在原地打转"。而信号量则引起调用者睡眠，它把进程从运行队列上拖出去，除非获得锁。这就是它们的"不类"。

 

但是，无论是信号量，还是自旋锁，在任何时刻，最多只能有一个保持者，即在任何时刻最多只能有一个执行单元获得锁。这就是它们的"类似"。

 

鉴于自旋锁与信号量的上述特点，一般而言，自旋锁适合于保持时间非常短的情况，它可以在任何上下文使用；信号量适合于保持时间较长的情况，会只能在进程上下文使用。如果被保护的共享资源只在进程上下文访问，则可以以信号量来保护该共享资源，如果对共享资源的访问时间非常短，自旋锁也是好的选择。但是，如果被保护的共享资源需要在中断上下文访问（包括底半部即中断处理句柄和顶半部即软中断），就必须使用自旋锁。

 

与信号量相关的API主要有：

 

定义信号量

 

struct semaphore sem;

 

初始化信号量

 

void sema_init (struct semaphore *sem, int val);

 

该函数初始化信号量，并设置信号量sem的值为val

 

void init_MUTEX (struct semaphore *sem);

 

该函数用于初始化一个互斥锁，即它把信号量sem的值设置为1，等同于sema_init (struct semaphore *sem, 1)；

 

void init_MUTEX_LOCKED (struct semaphore *sem);

 

该函数也用于初始化一个互斥锁，但它把信号量sem的值设置为0，等同于sema_init (struct semaphore *sem, 0)；

 

获得信号量

 

void down(struct semaphore * sem);

 

该函数用于获得信号量sem，它会导致睡眠（这个睡眠和下面所说的不知道有什么不同，既然不能被其它地方唤醒，那么这个down有什么用呢？），因此不能在中断上下文使用；

 

int down_interruptible(struct semaphore * sem);

 

该函数功能与down类似，不同之处为，down不能被信号打断，但down_interruptible能被信号打断；（这个能被信号打断，有点疑惑，我现在做的项目是使用的是被中断打断，不知道它这个地方所说的是什么意思）

 

int down_trylock(struct semaphore * sem);

 

该函数尝试获得信号量sem，如果能够立刻获得，它就获得该信号量并返回0，否则，返回非0值。它不会导致调用者睡眠，可以在中断上下文使用。

 

释放信号量

 

void up(struct semaphore * sem);

 

该函数释放信号量sem，唤醒等待者。

 

与自旋锁相关的API主要有：

 

定义自旋锁

 

spinlock_t spin;

 

初始化自旋锁

 

spin_lock_init(lock)

 

该宏用于动态初始化自旋锁lock

 

获得自旋锁

 

spin_lock(lock)

 

该宏用于获得自旋锁lock，如果能够立即获得锁，它就马上返回，否则，它将自旋在那里，直到该自旋锁的保持者释放；

 

spin_trylock(lock)

 

该宏尝试获得自旋锁lock，如果能立即获得锁，它获得锁并返回真，否则立即返回假，实际上不再"在原地打转"；

 

释放自旋锁

 

spin_unlock(lock)

 

该宏释放自旋锁lock，它与spin_trylock或spin_lock配对使用；

 

除此之外，还有一组自旋锁使用于中断情况下的API。

 

2.5.1　自旋锁和互斥体

访问共享资源的代码区域称作临界区。自旋锁(spinlock)和互斥体(mutex，mutual exclusion的缩写)是保护内核临界区的两种基本机制。我们逐个分析。

自旋锁可以确保在同时只有一个线程进入临界区。其他想进入临界区的线程必须不停地原地打转，直到第1个线程释放自旋锁。注意：这里所说的线程不是内核线程，而是执行的线程。

下面的例子演示了自旋锁的基本用法：

#include <linux/spinlock.h>

spinlock_t mylock = SPIN_LOCK_UNLOCKED; /* Initialize */

 

/* Acquire the spinlock. This is inexpensive if there

* is no one inside the critical section. In the face of

* contention, spinlock() has to busy-wait.

*/

spin_lock(&mylock);

 

/* ... Critical Section code ... */

 

spin_unlock(&mylock); /* Release the lock */

与自旋锁不同的是，互斥体在进入一个被占用的临界区之前不会原地打转，而是使当前线程进入睡眠状态。如果要等待的时间较长，互斥体比自旋锁更合适，因为自旋锁会消耗CPU资源。在使用互斥体的场合，多于2次进程切换时间都可被认为是长时间，因此一个互斥体会引起本线程睡眠，而当其被唤醒时，它需要被切换回来。

因此，在很多情况下，决定使用自旋锁还是互斥体相对来说很容易：

(1) 如果临界区需要睡眠，只能使用互斥体，因为在获得自旋锁后进行调度、抢占以及在等待队列上睡眠都是非法的;

(2) 由于互斥体会在面临竞争的情况下将当前线程置于睡眠状态，因此，在中断处理函数中，只能使用自旋锁。(第4章将介绍更多的关于中断上下文的限制。)

下面的例子演示了互斥体使用的基本方法：

#include <linux/mutex.h>

 

/* Statically declare a mutex. To dynamically

create a mutex, use mutex_init() */

static DEFINE_MUTEX(mymutex);

 

/* Acquire the mutex. This is inexpensive if there

* is no one inside the critical section. In the face of

* contention, mutex_lock() puts the calling thread to sleep.

*/

mutex_lock(&mymutex);

 

/* ... Critical Section code ... */

 

mutex_unlock(&mymutex);      /* Release the mutex */

为了论证并发保护的用法，我们首先从一个仅存在于进程上下文的临界区开始，并以下面的顺序逐步增加复杂性：

(1) 非抢占内核，单CPU情况下存在于进程上下文的临界区;

(2) 非抢占内核，单CPU情况下存在于进程和中断上下文的临界区;

(3) 可抢占内核，单CPU情况下存在于进程和中断上下文的临界区;

(4) 可抢占内核，SMP情况下存在于进程和中断上下文的临界区。

旧的信号量接口

互斥体接口代替了旧的信号量接口(semaphore)。互斥体接口是从-rt树演化而来的，在2.6.16内核中被融入主线内核。

尽管如此，但是旧的信号量仍然在内核和驱动程序中广泛使用。信号量接口的基本用法如下：

#include <asm/semaphore.h>  /* Architecture dependent header */

 

/* Statically declare a semaphore. To dynamically

create a semaphore, use init_MUTEX() */

static DECLARE_MUTEX(mysem);

 

down(&mysem);    /* Acquire the semaphore */

 

/* ... Critical Section code ... */

 

up(&mysem);      /* Release the semaphore */

1. 案例1：进程上下文，单CPU，非抢占内核

这种情况最为简单，不需要加锁，因此不再赘述。

2. 案例2：进程和中断上下文，单CPU，非抢占内核

在这种情况下，为了保护临界区，仅仅需要禁止中断。如图2-4所示，假定进程上下文的执行单元A、B以及中断上下文的执行单元C都企图进入相同的临界区。

 

图2-4　进程和中断上下文进入临界区

由于执行单元C总是在中断上下文执行，它会优先于执行单元A和B，因此，它不用担心保护的问题。执行单元A和B也不必关心彼此会被互相打断，因为内核是非抢占的。因此，执行单元A和B仅仅需要担心C会在它们进入临界区的时候强行进入。为了实现此目的，它们会在进入临界区之前禁止中断：

Point A：

local_irq_disable();  /* Disable Interrupts in local CPU */

/* ... Critical Section ...  */

local_irq_enable();   /* Enable Interrupts in local CPU */

但是，如果当执行到Point A的时候已经被禁止，local_irq_enable()将产生副作用，它会重新使能中断，而不是恢复之前的中断状态。可以这样修复它：

unsigned long flags;

 

Point A:

local_irq_save(flags);     /* Disable Interrupts */

/* ... Critical Section ... */

local_irq_restore(flags);  /* Restore state to what it was at Point A */

不论Point A的中断处于什么状态，上述代码都将正确执行。

3. 案例3：进程和中断上下文，单CPU，抢占内核

如果内核使能了抢占，仅仅禁止中断将无法确保对临界区的保护，因为另一个处于进程上下文的执行单元可能会进入临界区。重新回到图2-4，现在，除了C以外，执行单元A和B必须提防彼此。显而易见，解决该问题的方法是在进入临界区之前禁止内核抢占、中断，并在退出临界区的时候恢复内核抢占和中断。因此，执行单元A和B使用了自旋锁API的irq变体：

unsigned long flags;

 

Point A:

/* Save interrupt state.

* Disable interrupts - this implicitly disables preemption */

spin_lock_irqsave(&mylock, flags);

 

/* ... Critical Section ... */

 

/* Restore interrupt state to what it was at Point A */

spin_unlock_irqrestore(&mylock, flags);

我们不需要在最后显示地恢复Point A的抢占状态，因为内核自身会通过一个名叫抢占计数器的变量维护它。在抢占被禁止时(通过调用preempt_disable())，计数器值会增加;在抢占被使能时(通过调用preempt_enable())，计数器值会减少。只有在计数器值为0的时候，抢占才发挥作用。

4. 案例4：进程和中断上下文，SMP机器，抢占内核

现在假设临界区执行于SMP机器上，而且你的内核配置了CONFIG_SMP和CONFIG_PREEMPT。

到目前为止讨论的场景中，自旋锁原语发挥的作用仅限于使能和禁止抢占和中断，时间的锁功能并未被完全编译进来。在SMP机器内，锁逻辑被编译进来，而且自旋锁原语确保了SMP安全性。SMP使能的含义如下：

unsigned long flags;

 

Point A:

/*

- Save interrupt state on the local CPU

- Disable interrupts on the local CPU. This implicitly disables preemption.

- Lock the section to regulate access by other CPUs

*/

spin_lock_irqsave(&mylock, flags);

 

/* ... Critical Section ... */

 

/*

- Restore interrupt state and preemption to what it

was at Point A for the local CPU

- Release the lock

*/

spin_unlock_irqrestore(&mylock, flags);

在SMP系统上，获取自旋锁时，仅仅本CPU上的中断被禁止。因此，一个进程上下文的执行单元(图2-4中的执行单元A)在一个CPU上运行的同时，一个中断处理函数(图2-4中的执行单元C)可能运行在另一个CPU上。非本CPU上的中断处理函数必须自旋等待本CPU上的进程上下文代码退出临界区。中断上下文需要调用spin_lock()/spin_unlock()：

spin_lock(&mylock);

 

/* ... Critical Section ... */

 

spin_unlock(&mylock);

除了有irq变体以外，自旋锁也有底半部(BH)变体。在锁被获取的时候，spin_lock_bh()会禁止底半部，而spin_unlock_bh()则会在锁被释放时重新使能底半部。我们将在第4章讨论底半部。

-rt树

实时(-rt)树，也被称作CONFIG_PREEMPT_RT补丁集，实现了内核中一些针对低延时的修改。该补丁集可以从www.kernel.org/pub/linux/kernel/projects/rt下载，它允许内核的大部分位置可被抢占，但是用自旋锁代替了一些互斥体。它也合并了一些高精度的定时器。数个-rt功能已经被融入了主线内核。详细的文档见http://rt.wiki.kernel.org/。

为了提高性能，内核也定义了一些针对特定环境的特定的锁原语。使能适用于代码执行场景的互斥机制将使代码更高效。下面来看一下这些特定的互斥机制。

2.5.2　原子操作

原子操作用于执行轻量级的、仅执行一次的操作，例如修改计数器、有条件的增加值、设置位等。原子操作可以确保操作的串行化，不再需要锁进行并发访问保护。原子操作的具体实现取决于体系架构。