内核中的互斥之我见

/*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
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　　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)