/*e4gle:在我修改Linux源代码的过程中曾被大量的内核互斥现象所困扰，这需要利用内核锁去解决，虽然最后大部分解决，但我觉得应该留下些什么，也没时间写了，偶尔看见这位兄弟的文章，觉得正是我想整理的，所以拿出来给大家分享，关于bottom_half和中断的问题，在tcp/ip半底中绝对不能对文件读写操作，不然就panic，恰恰我在linux中的增强功能就有这个操作，使我郁闷了很久，欢迎大家讨论 */ 内核中的互斥之我见 by wheelz 看了前面各位的讨论，我也有些想法，与大家商榷。 需要澄清的是，互斥手段的选择，不是根据临界区的大小，而是根据临界区的性质，以及 有哪些部分的代码，即哪些内核执行路径来争夺。 从严格意义上说，semaphore和spinlock_XXX属于不同层次的互斥手段，前者的 实现有赖于后者，这有点象HTTP和TCP的关系，都是协议，但层次是不同的。 先说semaphore，它是进程级的，用于多个进程之间对资源的互斥，虽然也是在 内核中，但是该内核执行路径是以进程的身份，代表进程来争夺资源的。如果 竞争不上，会有context switch，进程可以去sleep，但CPU不会停，会接着运行 其他的执行路径。从概念上说，这和单CPU或多CPU没有直接的关系，只是在 semaphore本身的实现上，为了保证semaphore结构存取的原子性，在多CPU中需要spinlock来互斥。 在内核中，更多的是要保持内核各个执行路径之间的数据访问互斥，这是最基本的互斥问题，即保持数据修改的原子性。semaphore的实现，也要依赖这个。在单CPU中，主要是中断和bottom_half的问题，因此，开关中断就可以了。在多CPU中，又加上了其他CPU的干扰，因此需要spinlock来帮助。这两个部分结合起来，就形成了spinlock_XXX。它的特点是，一旦CPU进入了spinlock_XXX，它就不会干别的，而是一直空转，直到锁定成功为止。因此，这就决定了被spinlock_XXX锁住的临界区不能停，更不能context switch，要存取完数据后赶快出来，以便其他的在空转的执行路径能够获得spinlock。这也是spinlock的原则所在。如果当前执行路径一定要进行context switch，那就要在schedule()之前释放spinlock，否则，容易死锁。因为在中断和bh中，没有context，无法进行context switch，只能空转等待spinlock，你context switch走了，谁知道猴年马月才能回来。 因为spinlock的原意和目的就是保证数据修改的原子性，因此也没有理由在spinlock 锁住的临界区中停留。 spinlock_XXX有很多形式，有 spin_lock()/spin_unlock()， spin_lock_irq()/spin_unlock_irq()， spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore() spin_lock_bh()/spin_unlock_bh() local_irq_disable/local_irq_enable local_bh_disable/local_bh_enable 那么，在什么情况下具体用哪个呢？这要看是在什么内核执行路径中，以及要与哪些内核执行路径相互斥。我们知道，内核中的执行路径主要有： 1 用户进程的内核态，此时有进程context，主要是代表进程在执行系统调用 等。 2 中断或者异常或者自陷等，从概念上说，此时没有进程context，不能进行 context switch。 3 bottom_half，从概念上说，此时也没有进程context。 4 同时，相同的执行路径还可能在其他的CPU上运行。 这样，考虑这四个方面的因素，通过判断我们要互斥的数据会被这四个因素中 的哪几个来存取，就可以决定具体使用哪种形式的spinlock。如果只要和其他CPU互斥，就要用spin_lock/spin_unlock，如果要和irq及其他CPU互斥，就要用 spin_lock_irq/spin_unlock_irq，如果既要和irq及其他CPU互斥，又要保存EFLAG的状态，就要用spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore，如果要和bh及其他CPU互斥，就要用spin_lock_bh/spin_unlock_bh，如果不需要和其他CPU互斥，只要和irq互斥，则用local_irq_disable/local_irq_enable， 如果不需要和其他CPU互斥，只要和bh互斥，则用local_bh_disable/local_bh_enable， 等等。值得指出的是，对同一个数据的互斥，在不同的内核执行路径中， 所用的形式有可能不同(见下面的例子)。 举一个例子。在中断部分中有一个irq_desc_t类型的结构数组变量irq_desc[]， 该数组每个成员对应一个irq的描述结构，里面有该irq的响应函数等。 在irq_desc_t结构中有一个spinlock，用来保证存取(修改)的互斥。 对于具体一个irq成员，irq_desc[irq]，对其存取的内核执行路径有两个，一是 在设置该irq的响应函数时(setup_irq)，这通常发生在module的初始化阶段，或 系统的初始化阶段；二是在中断响应函数中(do_IRQ)。代码如下： int setup_irq(unsigned int irq, strUCt irqaction * new) { int shared = 0; unsigned long flags; struct irqaction *old, **p; irq_desc_t *desc = irq_desc + irq; /* * Some drivers like serial.c use request_irq() heavily, * so we have to be careful not to interfere with a * running system. */ if (new->flags & SA_SAMPLE_RANDOM) { /* * This function might sleep, we want to call it first, * outside of the atomic block. * Yes, this might clear the entropy pool if the wrong * driver is attempted to be loaded, without actually * installing a new handler, but is this really a problem, * only the sysadmin is able to do this. */ rand_initialize_irq(irq); } /* * The following block of code has to be executed atomically */ [1] spin_lock_irqsave(&desc->lock,flags); p = &desc->action; if ((old = *p) != NULL) { /* Can't share interrupts unless both agree to */ if (!(old->flags & new->flags & SA_SHIRQ)) { [2] spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags); return -EBUSY; } /* add new interrupt at end of irq queue */ do { p = &old->next; old = *p; } while (old); shared = 1; } *p = new; if (!shared) { desc->depth = 0; desc->status &= ~(IRQ_DISABLED IRQ_AUTODETECT IRQ_WAITING); desc->handler->startup(irq); } [3] spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags); register_irq_proc(irq); return 0; } asmlinkage unsigned int do_IRQ(struct pt_regs regs) { /* * We ack quickly, we don't want the irq controller * thinking we're snobs just because some other CPU has * disabled global interrupts (we have already done the * INT_ACK cycles, it's too late to try to pretend to the * controller that we aren't taking the interrupt). * * 0 return value means that this irq is already being * handled by some other CPU. (or is disabled) */ int irq = regs.orig_eax & 0xff; /* high bits used in ret_from_ code */ int cpu = smp_processor_id(); irq_desc_t *desc = irq_desc + irq; struct irqaction * action; unsigned int status; kstat.irqs[cpu][irq]++; [4] spin_lock(&desc->lock); desc->handler->ack(irq); /* REPLAY is when Linux resends an IRQ that was dropped earlier WAITING is used by probe to mark irqs that are being tested */ status = desc->status & ~(IRQ_REPLAY IRQ_WAITING); status = IRQ_PENDING; /* we _want_ to handle it */ /* * If the IRQ is disabled for whatever reason, we cannot * use the action we have. */ action = NULL; if (!(status & (IRQ_DISABLED IRQ_INPROGRESS))) { action = desc->action; status &= ~IRQ_PENDING; /* we commit to handling */ status = IRQ_INPROGRESS; /* we are handling it */ } desc->status = status; /* * If there is no IRQ handler or it was disabled, exit early. Since we set PENDING, if another processor is handling a different instance of this same irq, the other processor will take care of it. */ if (!action) goto out; /* * Edge triggered interrupts need to remember * pending events. * This applies to any hw interrupts that allow a second * instance of the same irq to arrive while we are in do_IRQ * or in the handler. But the code here only handles the _second_ * instance of the irq, not the third or fourth. So it is mostly * useful for irq hardware that does not mask cleanly in an * SMP environment. */ for (;;) { [5] spin_unlock(&desc->lock); handle_IRQ_event(irq, ®s, action); [6] spin_lock(&desc->lock)
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（出处：http://www.sheup.com）
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