Jan 18, 2024
本文阅读量次【深入理解Linux锁机制】一、内核锁的由来 # 在Linux设备驱动中，我们必须要解决的一个问题是：多个进程对共享资源的并发访问，并发的访问会导致竞态。
1、并发和竞态 # 并发（Concurrency）：指的是多个执行单元同时、并行的被执行。
竞态（RaceConditions）：并发执行的单元对共享资源的访问，容易导致竞态。
共享资源：硬件资源和软件上的全局变量、静态变量等。
解决竞态的途径是：保证对共享资源的互斥访问。
互斥访问：一个执行单元在访问共享资源的时候，其他执行单元被禁止访问。
临界区（Critical Sections）：访问共享资源的代码区域成为临界区。临界区需要以某种互斥机制加以保护。
常见的互斥机制包括：中断屏蔽，原子操作，自旋锁，信号量，互斥体等。
2、竞态发生的场合 # 2.1 多对称处理器（SMP）的多个CPU之间 # 多个CPU使用共同的系统总线，可以访问共同的外设和存储器。在SMP的情况下，多核（CPU0、CPU1）的竞态可能发生于：
CPU0的进程和CPU1的进程之间 CPU0的进程和CPU1的中断之间 CPU0的中断和CPU1的中断之间 2.2 单CPU内，该进程与抢占它的进程之间 # 在单CPU内，多个进程并发执行，当一个进程执行的时间片耗尽，也有可能被另一个高优先级进程打断，会发生竞态，即所谓的调度引发竞态。
2.3 中断（软中断、硬中断、Tasklet、底半部）与进程之间 # 当一个进程正在执行，一个外部/内部中断（软中断、硬中断、Tasklet等）将其打断，会导致竞态发生。
3、编译乱序和执行乱序 # 除了并发访问导致的竞态外，还需要了解编译器和处理器的一些特点所引发的一些问题。
3.1 编译乱序 # 现代的高性能编译器，为了提高Cache命中率以及CPU的Load/Store工作效率，会对目标代码进行乱序优化，减少逻辑上不必要的访存！
因此，在打开编译器优化后，生成的汇编码并没有严格按照代码的逻辑顺序执行，这是正常的。
为了解决编译乱序的问题，可以加入barrier()编译屏障。
顾名思义，编译屏障，也就是为了阻挡编译器的编译优化，加入barrier()编译屏障，即可保证正确的执行顺序。
编译屏障代码实现如下：
#define barrier() __asm__ __volatile__("": : :"memory") 这里详细解释一下barrier的汇编实现：
__asm__：向编译器说明在此插入汇编代码 __volatile__：用于告诉编译器，严禁将此处的汇编语句与其它的语句重组合优化。 ("": : :"memory")：一条汇编语句，第一个:前为汇编指令，这里是空操作；第二个:前表示输出操作数，为空；第三个冒号前为输入操作数，也是要修改的寄存器；最后memory表示该指令对内存进行访问，该指令确保了命令之前的内存操作需要完全执行，不被优化。 使用案例：
int main(int argc,char *argv[]) { int a = 0,b,c,d[4096],e; e = d[4095]; barrier(); b = a; c = a; return 0; } 3.
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Jan 18, 2024
本文阅读量次【深入理解Linux内核锁】二、中断屏蔽 # 上一篇了解了内核锁的由来，本篇文章主要来讲一下中断屏蔽的底层实现以及原理。
1、中断屏蔽思想 # 中断屏蔽，正如其名，屏蔽掉CPU的中断响应功能，解决并发引起的竞态问题。
在进入临界区前屏蔽中断，这么做有什么好处，以及有什么弊端？
好处在于：
解决了进程与中断之间的并发：保证在执行临界区代码时，不被中断所打断。 解决了进程与进程之间调度的并发：系统的进程调度与中断息息相关，同时也限制了系统进程的并发，解决了系统进程并发带来的竞态问题。 弊端在于：
各类中断类型较多，一棒子打死影响大：Linux内核中，除了系统进程调度依赖中断，还有一些异步I/O等众多操作都依赖中断，因此长时间屏蔽中断是很危险的，会对系统造成严重影响，因此也要求临界区代码要简短。 解决的不够完善：关闭中断能够解决进程调度、中断引发的竞态，但是这些都是单CPU内部的，对于SMP对称多处理器，仍然不可避免的会收到其他CPU的中断。因此，并不能解决SMP多CPU引发的竞态。 因此，单独使用中断屏蔽通常不是一种值得推荐的避免竞态的方法
2、Linux内核中断屏蔽的实现 # 2.1 Linux内核提供的API接口 # 关于中断屏蔽，Linux内核所提供的接口如下：
local_irq_enable() // 使能本CPU的中断 local_irq_disable() // 禁止本CPU的中断 local_irq_save(flags) // 禁止本CPU的中断，并保存CPU中断位的信息 local_irq_restore(flags) // 使能本CPU的中断，并恢复CPU中断位的信息 local_bh_disable(void) // 禁止本CPU底半部中断 local_bh_enable(void) // 使能本CPU底半部中断 文件位置：kernel/include/linux/irqflags.h
local_irq_enable与local_irq_disable：直接打开/关闭本CPU内的中断，包括了顶半部和底半部中断的打开和关闭。 local_irq_save与local_irq_restore：直接打开/关闭本CPU中断，并且保存中断屏蔽前的状态，便于后续恢复 local_bh_enable与local_bh_disable：直接打开/关闭本CPU内的底半部中断 2.2 API接口实现分析 # 因为中断屏蔽与底层芯片架构有关，不同架构处理方式不同，我们以ARM为例
2.2.1 local_irq_enable # #define local_irq_enable() do { raw_local_irq_enable(); } while (0) #define raw_local_irq_enable() arch_local_irq_enable() #define arch_local_irq_enable arch_local_irq_enable static inline void arch_local_irq_enable(void) { asm volatile( " cpsie i @ arch_local_irq_enable" : : : "memory", "cc"); } 函数介绍：local_irq_enable函数用于将CPSR寄存器中的中断使能位设为1，从而使得CPU能够响应中断。
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Jan 18, 2024
本文阅读量次【深入理解Linux内核锁】三、原子操作 # 1、原子操作思想 # 原子操作（atomic operation），不可分割的操作。其通过原子变量来实现，以保证单个CPU周期内，读写该变量不能被打断，进而判断该变量的值，来解决并发引起的互斥。
Atomic类型的变量可以在执行期间禁止中断，并保证在访问变量时的原子性。
简单来说，我们可以把原子变量看作为一个标志位，然后再来检测该标志位的值。
其原子性表现在：操作该标志位的值，不可被打断。
在Linux内核中，提供了两类原子操作的接口，分别是针对位和整型变量的原子操作。
2、整型变量原子操作 # 2.1 API接口 # 对于整形变量的原子操作，内核提供了一系列的 API接口
/*设置原子变量的值*/ atomic_t v = ATOMIC_INIT(0); /* 定义原子变量v并初始化为0 */ void atomic_set(atomic_t *v, int i); /* 设置原子变量的值为i */ /*获取原子变量的值*/ atomic_read(atomic_t *v); /* 返回原子变量的值*/ /*原子变量的加减*/ void atomic_add(int i, atomic_t *v); /* 原子变量增加i */ void atomic_sub(int i, atomic_t *v); /* 原子变量减少i */ /*原子变量的自增，自减*/ void atomic_inc(atomic_t *v); /* 原子变量增加1 */ void atomic_dec(atomic_t *v); /* 原子变量减少1 */ /*原子变量的操作并测试*/ int atomic_inc_and_test(atomic_t *v); /*进行对应操作后，测试原子变量值是否为0*/ int atomic_dec_and_test(atomic_t *v); int atomic_sub_and_test(int i, atomic_t *v); /*原子变量的操作并返回*/ int atomic_add_return(int i, atomic_t *v); /*进行对应操作后，返回新的值*/ int atomic_sub_return(int i, atomic_t *v); int atomic_inc_return(atomic_t *v); int atomic_dec_return(atomic_t *v); 2.
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Jan 18, 2024
本文阅读量次【深入理解Linux内核锁】四、自旋锁 # 上两节主要讲解了中断屏蔽和原子操作，这两个作为最底层的操作，几乎在Linux内核中都不单独使用，下面我们来带大家了解一下常用的自旋锁！
1、什么是自旋锁？ # 自旋锁是一种典型的对临界资源进行互斥访问的手段。
它的底层实现逻辑是：原子变量+判断检测。
原子变量我们可以理解为一把锁，通过操作原子变量（锁）的状态，并对其进行判断，如果锁未被锁定，我们就继续往下执行；如果锁已经被锁定，我们就原地自旋，直到等到锁被打开。
在ARM平台下，自旋锁的实现使用了ldrex、strex、以及内存屏障指令dmb、dsb、wfe、sev等。
2、自旋锁思想 # 自旋锁主要针对于SMP或者单CPU但内核可抢占的情况，对于单CPU内核不可抢占的情况时，自旋锁退化为空操作。 自旋锁实际为忙等锁，当锁不可用时，CPU一直处于等待状态，直到该锁被释放。 自旋锁可能会导致内核死锁，当递归使用自旋锁时，则将该CPU锁死。 在多核SMP的情况下，任何一个核拿到了自旋锁，该核上的抢占调度也暂时禁止了，但是没有禁止另外一个核的抢占调度。 在自旋锁锁定期间，不能调用引起进程调度的函数，如copy_from_user()、copy_to_user()、kmalloc()和msleep()，否则会导致内核崩溃 3、自旋锁的定义及实现 # 3.1 API接口 # // 定义自旋锁 spinlock_t lock; // 初始化自旋锁 spin_lock_init(&lock) // 获得自旋锁 spin_lock(&lock) // 获取自旋锁，如果立即获得锁，则直接返回，否则，自旋等待，直到锁被释放 spin_trylock(&lock) // 尝试获取自旋锁，如果立即获得锁，返回true，否则直接返回false，不原地等待 // 释放自旋锁 spin_unlock(&lock) 自旋锁保证了不受其他CPU或者单CPU内的抢占进程的干扰，但是对于临界区代码，仍然有可能会受到中断和底半部的影响。
为了解决这种问题，我们就要使用自旋锁的衍生。
spin_lock_irq() = spin_lock() + local_irq_disable() // 获取自旋锁并关中断 spin_unlock_irq() = spin_unlock() + local_irq_enable() // 释放自旋锁并开中断 spin_lock_irqsave() = spin_lock() + local_irq_save() // 获取自旋锁并关中断，保存中断状态 spin_unlock_irqrestore() = spin_unlock() + local_irq_restore()//释放自旋锁，开中断并恢复中断状态 spin_lock_bh() = spin_lock() + local_bh_disable() // 获取自旋锁并关底半部中断 spin_unlock_bh() = spin_unlock() + local_bh_enable() // 释放自旋锁并发开底半部中断 当我们的临界区代码，有可能被进程或者中断访问时，就需要在进程上下文中，调用spin_lock_irqsave()、spin_unlock_irqrestore()，在中断上下文中调用spin_lock()、spin_unlock()，如下图：
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Jan 18, 2024
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