ldd3学习之五：并发与竞态

迈不过友情╰ 2022-06-18 03:21 163阅读 0赞

对并发的管理是操作系统编程中核心的问题之一。 并发产生竞态，竞态导致对 共享数据 的非控制访问，会产生非预期的结果。竞态常会导致 系统崩溃 ， 数据被破坏 或者产生 安全问题 。因为竞态是一种极端低可能性的事件，因此程序员往往会忽视竞态。但是 在计算机世界中，百万分之一的事件可能没几秒就会发生 ，而其结果是灾难性的。

**1.并发及其管理**

在设计自己的驱动程序时，第一个要记住的规则是： 只要可能，就应该避免资源的共享。若没有并发访问，就不会有竞态。 这种思想的最明显的应用是避免使用全局变量。

但是，资源的共享是不可避免的 ，如硬件资源本质上就是共享、指针传递等等。

资源共享的硬性规则：

（1）在单个执行线程之外共享硬件或软件资源的任何时候，因为另外一个线程可能产生对该资源的不一致观察，因此 必须显示地管理对该资源的访问。访问管理的常见技术成为“锁定”或者“互斥”：确保一次只有一个执行线程可操作共享资源。

（2）当内核代码创建了一个可能和其他内核部分共享的对象时，该对象必须在还有其他组件引用自己时保持存在（并正确工作）。对象尚不能正确工作时，不能将其对内核可用。

**2.信号量和互斥体**

一个信号量（semaphore）本质上是一个整数值，它和一对函数联合使用，这一对函数通常称为P和V（操作系统原理里）。希望 进入临界区的进程将在相关信号量上 调用P；如果信号量的值 大于零，则该值会 减一，而进程可以 继续。相反，如果信号量的值 为零（或更小），进程必须 等待直到其他人释放该信号。对信号量的解锁通过调用 V完成；该函数增加信号量的值，并在必要时 唤醒等待的进程。

当信号量用于互斥时（即避免多个进程同时在一个临界区运行），信号量的值应初始化为1。这种信号量在任何给定时刻只能 由单个进程或线程拥有。在这种使用模式下，一个信号量也被称为一个“互斥体（mutex）”,它是互斥（mutual exclusion）的简称。 Linux内核中几乎所有的信号量均用于互斥。

使用信号量，内核代码必须包含  。

1.  void sema\_init(struct semaphore \*sem, int val);

由于信号量通常被用于互斥模式。所以以下是内核提供的一组辅助函数和宏：

1.  /\*方法一、声明+初始化宏，编译时，初始化\*/  
    
2.  DECLARE\_MUTEX(name);  
    
3.  DECLARE\_MUTEX\_LOCKED(name);  
    
4.    
    
5.  /\*方法二、初始化函数,动态初始化，运行时\*/  
    
6.  void init\_MUTEX(struct semaphore \*sem);  
    
7.  void init\_MUTEX\_LOCKED(struct semaphore \*sem);  
    
8.    
    
9.  /\*带有“\_LOCKED”的是将信号量初始化为0，即锁定，允许任何线程访问时必须先解锁。没带的为1。\*/

P函数:

1.  void down(struct semaphore \*sem); /\*一般不用，会建立不可杀进程\*/  
    
2.    
    
3.  int down\_interruptible(struct semaphore \*sem);/\*推荐使用，使用down\_interruptible需要格外小心，若操作被中断，该函数会返回非零值，而调用者不会拥有该信号量。对down\_interruptible的正确使用需要始终检查返回值，并做出相应的响应。\*/  
    
4.  if （down\_interruptible(&dev\->sem)）  
    
5.      return \-ERESTARTSYS;  
    
6.  若返回非零值，说明操作被中断，通常返回-ERESTARTSYS。kernel会对这个返回重新启动内核调用，要么会将该错误返回给用户，若返回-ERESTARTSYS，这必须首先撤销已经做出的任何用户可见的修改，这样系统调用可以重试，如无法撤销，则应该返回-EINTR。  
    
7.  int down\_trylock(struct semaphore \*sem);/\*带有“\_trylock”的永不休眠，若信号量在调用是不可获得，会返回非零值。\*/

V函数为：

1.  void up(struct semaphore \*sem);/\*任何拿到信号量的线程都必须通过一次（只有一次）对up的调用而释放该信号量。在出错时，要特别小心；若在拥有一个信号量时发生错误，必须在将错误状态返回前释放信号量。\*/

**在scull中使用信号量**

在初始化scull\_dev的地方：

1.  /\* Initialize each device. \*/  
    
2.      for (i = 0; i < scull\_nr\_devs; i\+\+) \{   
    
3.          scull\_devices\[i\].quantum = scull\_quantum;  
    
4.          scull\_devices\[i\].qset = scull\_qset;  
    
5.          init\_MUTEX(&scull\_devices\[i\].sem);/\* 注意顺序：先初始化好互斥信号量 ，再使scull\_devices可用。\*/  
    
6.          scull\_setup\_cdev(&scull\_devices\[i\], i);  
    
7.      \}

而且要确保在不拥有信号量的时候不会访问scull\_dev结构体

**3.读取者/写入者信号量**

只读任务可并行完成它们的工作，而不需要等待其他读取者退出临界区。Linux内核提供了读取者/写入者信号量“rwsem”，使用是必须包括  。

初始化：

1.  void init\_rwsem(struct rw\_semaphore \*sem);

只读接口：

1.  void down\_read(struct rw\_semaphore \*sem);  
    
2.  int down\_read\_trylock(struct rw\_semaphore \*sem);  
    
3.  void up\_read(struct rw\_semaphore \*sem);

写入接口：

1.  void down\_write(struct rw\_semaphore \*sem);  
    
2.  int down\_write\_trylock(struct rw\_semaphore \*sem);  
    
3.  void up\_write(struct rw\_semaphore \*sem);  
    
4.    
    
5.  void downgrade\_write(struct rw\_semaphore \*sem);/\*该函数用于把写者降级为读者，这有时是必要的。因为写者是排他性的，因此在写者保持读写信号量期间，任何读者或写者都将无法访问该读写信号量保护的共享资源，对于那些当前条件下不需要写访问的写者，降级为读者将，使得等待访问的读者能够立刻访问，从而增加了并发性，提高了效率。×/

一个 rwsem 允许一个写者或无限多个读者来拥有该信号量. 写者有优先权; 当某个写者试图进入临界区, 就不会允许读者进入直到写者完成了它的工作. 如果有大量的写者竞争该信号量，则这个实现可能导致读者“饿死”，即可能会长期拒绝读者访问。因此, rwsem 最好用在很少请求写的时候, 并且写者只占用短时间.

**4.completion**  
completion是一种轻量级的机制，它允许一个线程告诉另一个线程某个工作已经完成。代码必须包含 。使用的代码如下：

1.  DECLARE\_COMPLETION(my\_completion);/\* 创建completion（声明+初始化） \*/  
    
2.    
    
3.  struct completion my\_completion;/\* 动态声明completion 结构体\*/  
    
4.  static inline void init\_completion(&my\_completion);/\*动态初始化completion\*/  
    
5.    
    
6.  void wait\_for\_completion(struct completion \*c);/\* 等待completion \*/  
    
7.  void complete(struct completion \*c);/\*唤醒一个等待completion的线程\*/  
    
8.  void complete\_all(struct completion \*c);/\*唤醒所有等待completion的线程\*/  
    
9.    
    
10. /\*如果未使用completion\_all，completion可重复使用；否则必须使用以下函数重新初始化completion\*/  
    
11. INIT\_COMPLETION(struct completion c);/\*快速重新初始化completion\*/

completion的典型应用是模块退出时的内核线程终止。在这种原型中，某些驱动程序的内部工作由一个内核线程在while(1)循环中完成。当内核准备清除该模块时，exit函数会告诉该线程退出并等待completion。为此内核包含了用于这种线程的一个特殊函数：

1.  void complete\_and\_exit(struct completion \*c, long retval);

5.自旋锁

自旋锁可在不能休眠的代码中使用，比如中断例程。  
自旋锁是一个互斥设备，他只能会两个值：“锁定”和“解锁”。它通常实现为某个整数值中的单个位。  
“测试并设置”的操作必须以原子方式完成。当存在自旋锁时，等待执行忙循环的处理器做不了任何有用的工作。任何时候，只要内核代码拥有自旋锁，在相关CPU上的抢占就会被禁止。所有的自旋锁等待在本质上都是不可中断的。

适用于自旋锁的核心规则：  
① 任何拥有自旋锁的代码都必须是原子的，他不能休眠，事实上，它不能因为任何原因放弃处理器。除了服务中断外。（某些情况下也不能放弃CPU,如中断服务也要获得自旋锁。为了避免这种锁陷阱，需要在拥有自旋锁时禁止中断）。只要内核代码拥有自旋锁，在相关处理器上的抢占就应该禁止（如休眠，休眠可发生在许多无法预期的地方）。否则CPU将有可能永远自旋下去（死机）。  
② 拥有自旋锁的时间越短越好（会导致高优先级线程等待，降低系统性能）。

自旋锁原语所需包含的文件是 ,以下是自旋锁的内核API:

1.  spinlock\_t my\_lock = SPIN\_LOCK\_UNLOCKED;/\* 编译时初始化spinlock\*/  
    
2.  void spin\_lock\_init(spinlock\_t \*lock);/\* 运行时初始化spinlock\*/  
    
3.    
    
4.  /\* 所有spinlock等待本质上是不可中断的，一旦调用spin\_lock，在获得锁之前一直处于自旋状态\*/  
    
5.  void spin\_lock(spinlock\_t \*lock);/\* 获得spinlock\*/  
    
6.  void spin\_lock\_irqsave(spinlock\_t \*lock, unsigned long flags);/\* 获得spinlock，禁止本地cpu中断，保存中断标志于flags\*/  
    
7.  void spin\_lock\_irq(spinlock\_t \*lock);/\* 获得spinlock,禁止本地cpu中断\*/  
    
8.  void spin\_lock\_bh(spinlock\_t \*lock)/\* 获得spinlock,禁止软件中断，保持硬件中断打开\*/  
    
9.    
    
10. /\* 以下是对应的锁释放函数\*/  
    
11. void spin\_unlock(spinlock\_t \*lock);  
    
12. void spin\_unlock\_irqrestore(spinlock\_t \*lock, unsigned long flags);  
    
13. void spin\_unlock\_irq(spinlock\_t \*lock);  
    
14. void spin\_unlock\_bh(spinlock\_t \*lock);  
    
15.   
    
16. /\* 以下非阻塞自旋锁函数，成功获得，返回非零值；否则返回零\*/  
    
17. int spin\_trylock(spinlock\_t \*lock);  
    
18. int spin\_trylock\_bh(spinlock\_t \*lock);  
    
19.   
    
20. /\*新内核的 包含了更多函数，spin\_lock\_nest\_lock/spin\_lock\_irqsave\_nested等\*/

读取者/写入者自旋锁

1.  rwlock\_t my\_rwlock = RW\_LOCK\_UNLOCKED;/\* 编译时初始化\*/  
    
2.    
    
3.  rwlock\_t my\_rwlock;  
    
4.  rwlock\_init(&my\_rwlock); /\* 运行时初始化\*/  
    
5.    
    
6.    
    
7.  void read\_lock(rwlock\_t \*lock);  
    
8.  void read\_lock\_irqsave(rwlock\_t \*lock, unsigned long flags);  
    
9.  void read\_lock\_irq(rwlock\_t \*lock);  
    
10. void read\_lock\_bh(rwlock\_t \*lock);  
    
11.   
    
12. void read\_unlock(rwlock\_t \*lock);  
    
13. void read\_unlock\_irqrestore(rwlock\_t \*lock, unsigned long flags);  
    
14. void read\_unlock\_irq(rwlock\_t \*lock);  
    
15. void read\_unlock\_bh(rwlock\_t \*lock);  
    
16.   
    
17. /\* 新内核已经有了read\_trylock\*/  
    
18.   
    
19. void read\_trylock(rwlock\_t \* lock);  
    
20.   
    
21. void write\_lock(rwlock\_t \*lock);  
    
22. void write\_lock\_irqsave(rwlock\_t \*lock, unsigned long flags);  
    
23. void write\_lock\_irq(rwlock\_t \*lock);  
    
24. void write\_lock\_bh(rwlock\_t \*lock);  
    
25. int  write\_trylock(rwlock\_t \*lock);  
    
26. void write\_unlock(rwlock\_t \*lock);  
    
27. void write\_unlock\_irqrestore(rwlock\_t \*lock, unsigned long flags);  
    
28. void write\_unlock\_irq(rwlock\_t \*lock);  
    
29. void write\_unlock\_bh(rwlock\_t \*lock);

锁陷阱

锁定模式必须在一开始就安排好，否则其后的改进将会非常困难。

不明确规则：①如果某个获得锁的函数要调用其他同样试图获取这个锁的函数，代码就会死锁。②不管是信号量还是自旋锁，都不允许锁拥有者第二次获得这个锁，否则系统将挂起。

锁的顺序规则：①在必须获取多个锁时，应该始终以相同的顺序获得；②如果必须获取一个局部锁（比如一个设备），以及一个属于内核更中心位置的锁，这应该首先获取自己的局部锁；③如果拥有信号量和自旋锁的组合，则必须先获得信号量，在拥有自旋锁时调用down()（可导致休眠）是个严重的错误。

作为通常的规则，我们应该在最初使用粗粒度的锁，除非有真正的原因相信竞争会导致问题。我们需要抑制自己过早考虑优化的欲望，因为真正的性能约束通常出现在非预期的情况下。

信号量与自旋锁差别

信号量：①可有多个持有者，当只有一个时，是互斥信号量；②保持较长时间。

自旋锁：①一个持有者;②时间非常短.

6.除了锁之外的办法

⑴免锁算法:经常用于免锁的生产者/消费者任务的数据结构之一是循环缓冲区（circular buffer）.循环缓冲区的使用在设备驱动程序中相当普遍，特别是网络适配器，经常使用循环缓冲区和处理器交换数据。内核里有一个通用的循环缓冲区实现，在

⑵原子变量：完整的锁机制对一个简单的整数来讲显得有些浪费，针对这种情况，内核提供了一种原子的证书类型，atomic\_t，定义在中

1.  void atomic\_set(atomic\_t \*v, int i); /\*设置原子变量 v 为整数值 i.\*/  
    
2.  atomic\_t v = ATOMIC\_INIT(0); /\*编译时使用宏定义 ATOMIC\_INIT 初始化原子值.\*/  
    
3.    
    
4.  int atomic\_read(atomic\_t \*v); /\*返回 v 的当前值.\*/  
    
5.    
    
6.  void atomic\_add(int i, atomic\_t \*v);/\*由 v 指向的原子变量加 i. 返回值是 void\*/  
    
7.  void atomic\_sub(int i, atomic\_t \*v); /\*从 \*v 减去 i.\*/  
    
8.    
    
9.  void atomic\_inc(atomic\_t \*v);  
    
10. void atomic\_dec(atomic\_t \*v); /\*递增或递减一个原子变量.\*/  
    
11.   
    
12. int atomic\_inc\_and\_test(atomic\_t \*v);  
    
13. int atomic\_dec\_and\_test(atomic\_t \*v);  
    
14. int atomic\_sub\_and\_test(int i, atomic\_t \*v);  
    
15. /\*进行一个特定的操作并且测试结果; 如果, 在操作后, 原子值是 0, 那么返回值是真; 否则, 它是假. 注意没有 atomic\_add\_and\_test.\*/  
    
16.   
    
17. int atomic\_add\_negative(int i, atomic\_t \*v);  
    
18. /\*加整数变量 i 到 v. 如果结果是负值返回值是真, 否则为假.\*/  
    
19.   
    
20. int atomic\_add\_return(int i, atomic\_t \*v);  
    
21. int atomic\_sub\_return(int i, atomic\_t \*v);  
    
22. int atomic\_inc\_return(atomic\_t \*v);  
    
23. int atomic\_dec\_return(atomic\_t \*v);  
    
24. /\*像 atomic\_add 和其类似函数, 除了它们返回原子变量的新值给调用者.\*/

atomic\_t数据项必须只能通过上述函数来访问，如果将原子变量传递给了需要整形参数的函数，则会遇到编译错误。只有原子变量的数目是原子的，atomic\_t变量才能工作，需要多个atomic\_t变量的操作，仍然需要某种类型的锁

⑶位操作：内核提供了一套函数来原子地修改或测试单个位。原子位操作非常快, 因为它们使用单个机器指令来进行操作, 并且不需要禁止中断. 函数依赖于具体的框架，在 中声明. nr 参数(描述要操作哪个位)在ARM体系中定义为unsigned int：

1.  void set\_bit(nr, void \*addr); /\*设置第 nr 位在 addr 指向的数据项中。\*/  
    
2.    
    
3.  void clear\_bit(nr, void \*addr); /\*清除指定位在 addr 处的无符号长型数据.\*/  
    
4.    
    
5.  void change\_bit(nr, void \*addr);/\*翻转nr位.\*/  
    
6.    
    
7.  test\_bit(nr, void \*addr); /\*这个函数是唯一一个不需要是原子的位操作; 它简单地返回这个位的当前值.\*/  
    
8.    
    
9.    
    
10. /\*以下原子操作如同前面列出的, 除了它们还返回这个位以前的值.\*/  
    
11.   
    
12. int test\_and\_set\_bit(nr, void \*addr);  
    
13. int test\_and\_clear\_bit(nr, void \*addr);  
    
14. int test\_and\_change\_bit(nr, void \*addr);

⑷seqlock：2.6内核包含了一对新机制来提供快速地， 无锁地存取一个共享资源。 seqlock要保护的资源小， 简单，并且常常被存取，并且很少写存取但是必须要快。seqlock 通常不能用在保护包含指针的数据结构。seqlock 定义在  。

1.  /\*两种初始化方法\*/  
    
2.  seqlock\_t lock1 = SEQLOCK\_UNLOCKED;  
    
3.    
    
4.  seqlock\_t lock2;  
    
5.  seqlock\_init(&lock2);

如果你的 seqlock 可能从一个中断处理里存取, 你应当使用 IRQ 安全的版本来代替:

1.  unsigned int read\_seqbegin\_irqsave(seqlock\_t \*lock, unsigned long flags);  
    
2.  int read\_seqretry\_irqrestore(seqlock\_t \*lock, unsigned int seq, unsigned long flags);

写者必须获取一个排他锁来进入由一个 seqlock 保护的临界区，写锁由一个自旋锁实现， 调用:

1.  void write\_seqlock(seqlock\_t \*lock);  
    
2.  void write\_sequnlock(seqlock\_t \*lock);

因为自旋锁用来控制写存取, 所有通常的变体都可用:

1.  void write\_seqlock\_irqsave(seqlock\_t \*lock, unsigned long flags);  
    
2.  void write\_seqlock\_irq(seqlock\_t \*lock);  
    
3.  void write\_seqlock\_bh(seqlock\_t \*lock);  
    
4.    
    
5.  void write\_sequnlock\_irqrestore(seqlock\_t \*lock, unsigned long flags);  
    
6.  void write\_sequnlock\_irq(seqlock\_t \*lock);  
    
7.  void write\_sequnlock\_bh(seqlock\_t \*lock);

如果write\_tryseqlock可以获得自旋锁，它也会返回非零值。  
⑸RCU：读取-复制-更新（read-copy-update）是一个高级的互斥方法, 在正确的条件下可获得高的性能.很知名，但在驱动中的使用很少。一个应用实例是，网络路由表。

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