Роберт Лав - Разработка ядра Linux

Наиболее часто используемый тип блокировки в ядре Linux — это спин-блокировки ( spin lock ). Спин-блокировка — это блокировка, которую может удерживать не более чем один поток выполнения. Если поток выполнения пытается захватить блокировку, которая находится в состоянии конфликта ( contended ), т.е. уже захвачена, поток начинает выполнять постоянную циклическую проверку (busy loop) — " вращаться " ( spin ), ожидая на освобождение блокировки. Если блокировка не находится в состоянии конфликта при захвате, то поток может сразу же захватить блокировку и продолжить выполнение. Циклическая проверка предотвращает ситуацию, в которой более одного потока одновременно может находиться в критическом участке. Следует заметить, что одна и та же блокировка может использоваться в нескольких разных местах кода, и при этом всегда будет гарантирована защита и синхронизация при доступе, например, к какой-нибудь структуре данных.

Тот факт, что спин-блокировка, которая находится в состоянии конфликта, заставляет потоки, ожидающие на освобождение этой блокировки, выполнять замкнутый цикл (и, соответственно, тратить процессорное время), является важным. Неразумно удерживать спин-блокировку в течение длительного времени. По своей сути спин-блокировка — это быстрая блокировка, которая должна захватываться на короткое время одним потоком. Альтернативным является поведение, когда при попытке захватить блокировку, которая находится в состоянии конфликта, поток переводится в состояние ожидания и возвращается к выполнению, когда блокировка освобождается. В этом случае процессор может начать выполнение другого кода. Такое поведение вносит некоторые накладные затраты, основные из которых — это два переключения контекста. Вначале переключение на новый поток, а затем обратное переключение на заблокированный поток. Поэтому разумным будет использовать спин-блокировку, когда время удержания этой блокировки меньше длительности двух переключений контекста. Так как у большинства людей есть более интересные занятия, чем измерение времени переключения контекста, то необходимо стараться удерживать блокировки по возможности в течение максимально короткого периода времени [47] Сейчас это требование становится еще более важным, так как ядро является преемптивным. Время, в течение которого удерживаются блокировки, эквивалентно времени задержки (латентности) системного планировщика. . В следующем разделе будут описаны семафоры ( semaphore ) — механизм блокировок, который позволяет переводить потоки, ожидающие на освобождение блокировки, в состояние ожидания, вместо того чтобы периодически проверять, не освободилась ли блокировка, находящаяся в состоянии конфликта.

Спин-блокировки являются зависимыми от аппаратной платформы и реализованы на языке ассемблера. Зависимый от аппаратной платформы код определен в заголовочном файле . Интерфейс пользователя определен в файле . Рассмотрим пример использования спин-блокировок.

spinlock_t mr_lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;

spin_lock(&mr_lock);

/* критический участок ... */

spin_unlock(&mr_lock);

В любой момент времени блокировка может удерживаться не более чем одним потоком выполнения. Следовательно, только одному потоку позволено войти в критический участок в данный момент времени. Это позволяет организовать защиту от состояний конкуренции на многопроцессорной машине. Заметим, что на однопроцессорной машине блокировки не компилируются в исполняемый код, и, соответственно, их просто не существует. Блокировки играют роль маркеров, чтобы запрещать и разрешать вытеснение кода (преемптивность) в режиме ядра. Если преемптивность ядра отключена, то блокировки совсем не компилируются.

В отличие от реализаций в других операционных системах, спин-блокировки в операционной системе Linux не рекурсивны. Это означает, что если поток пытается захватить блокировку, которую он уже удерживает, то этот поток начнет периодическую проверку, ожидая, пока он сам не освободит блокировку. Но поскольку поток будет периодически проверять, не освободилась ли блокировка, он никогда не сможет ее освободить, и возникнет тупиковая ситуация (самоблокировка). Нужно быть внимательными!

Спин-блокировки могут использоваться в обработчиках прерываний (семафоры не могут использоваться, поскольку они переводят процесс в состояние ожидания). Если блокировка используется в обработчике прерывания, то перед тем, как захватить эту блокировку (в другом месте — не в обработчике прерывания), необходимо запретить все локальные прерывания (запросы на прерывания на данном процессоре). В противном случае может возникнуть такая ситуация, что обработчик прерывания прерывает выполнение кода ядра, Который уже удерживает данную блокировку, и обработчик прерывания также пытается захватить эту же блокировку. Обработчик прерывания постоянно проверяет (spin), не освободилась ли блокировка. С другой стороны, код ядра, который удерживает блокировку, не будет выполняться, пока обработчик прерывания не закончит выполнение. Это пример взаимоблокировки (двойной захват), который обсуждался в предыдущей главе. Следует заметить, что прерывания необходимо запрещать только на текущем процессоре. Если прерывание возникает на другом процессоре (по отношению к коду ядра, захватившего блокировку) и обработчик будет ожидать на освобождение блокировки, то это не приведет к тому, что код ядра, который захватил блокировку, не сможет никогда ее освободить.

Ядро предоставляет интерфейс, который удобным способом позволяет запретить прерывания и захватить блокировку. Использовать его можно следующим образом.

spinlock_t mr_lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;

unsigned long flags;

spin_lock_irqsave(&mr_lock, flags);

/* критический участок ... */

spin_unlock_irqrestore(&mr_lock, flags);

Подпрограмма spin_lock_irqsave()сохраняет текущее состояние системы прерываний, запрещает прерывания и захватывает указанную блокировку. Функция spin_unlock_irqrestore(), наоборот, освобождает указанную блокировку и восстанавливает предыдущее состояние системы прерываний. Таким образом, если прерывания были запрещены, показанный код не разрешит их по ошибке. Заметим, что переменная flagsпередается по значению. Это потому, что указанные функции частично выполнены в виде макросов.

На однопроцессорной машине показанный пример только лишь запретит прерывания, чтобы предотвратить доступ обработчика прерывания к совместно используемым данным, а механизм блокировок скомпилирован не будет. Функции захвата и освобождения блокировки также соответственно запрещают и разрешают преемптивность ядра.