简单分析Linux信号量机制

　　说明：Kernel版本：4.14 ARM64处理器，Contex-A53，双核 使用工具：Source Insight 3.5， Visio 1. 概述信号量 semaphore ，是操作系统中一种常用的同步与互斥的机制；信号量允许多个进程（计数值>1）同时进入临界区； 如果信号量的计数值为1，一次只允许一个进程进入临界区，这种信号量叫二值信号量； 信号量可能会引起进程睡眠，开销较大，适用于保护较长的临界区； 与读写自旋锁类似，linux内核也提供了读写信号量的机制；
　　本文将分析信号量与读写信号量的机制，开始吧。 2. 信号量2.1 流程分析可以将信号量比喻成一个盒子，初始化时在盒子里放入N把钥匙，钥匙先到先得，当N把钥匙都被拿走完后，再来拿钥匙的人就需要等待了，只有等到有人将钥匙归还了，等待的人才能拿到钥匙；
　　信号量的实现很简单，先看一下数据结构： struct semaphore { 	raw_spinlock_t		lock;       //自旋锁，用于count值的互斥访问 	unsigned int		count;      //计数值，能同时允许访问的数量，也就是上文中的N把锁 	struct list_head	wait_list;      //不能立即获取到信号量的访问者，都会加入到等待列表中 };   struct semaphore_waiter { 	struct list_head list;      //用于添加到信号量的等待列表中 	struct task_struct *task;   //用于指向等待的进程，在实际实现中，指向current 	bool up;                    //用于标识是否已经释放 };
　　流程如下：
　　down 接口用于获取信号量，up 用于释放信号量；调用 down 时，如果sem->count > 0 时，也就是盒子里边还有多余的锁，直接自减并返回了，当sem->count == 0 时，表明盒子里边的锁被用完了，当前任务会加入信号量的等待列表中，设置进程的状态，并调用schedule_timeout 来睡眠指定时间，实际上这个时间设置的无限等待，也就是只能等着被唤醒，当前任务才能继续运行；调用 up 时，如果等待列表为空，表明没有多余的任务在等待信号量，直接将sem->count 自加即可。如果等待列表非空，表明有任务正在等待信号量，那就需要对等待列表中的第一个任务（等待时间最长）进行唤醒操作，并从等待列表中将需要被唤醒的任务进行删除操作；
　　更多linux内核视频教程文档资料免费领取后台私信【内核】自行获取.
　　2.2 信号量缺点对比下 《Linux Mutex机制分析》 说过的Mutex ，Semaphore 与Mutex 在实现上有一个重大的区别：ownership 。Mutex 被持有后有一个明确的owner ，而Semaphore 并没有owner ，当一个进程阻塞在某个信号量上时，它没法知道自己阻塞在哪个进程（线程）之上；没有 ownership 会带来以下几个问题：在保护临界区的时候，无法进行优先级反转的处理； 系统无法对其进行跟踪断言处理，比如死锁检测等； 信号量的调试变得更加麻烦；
　　因此，在 Mutex 能满足要求的情况下，优先使用Mutex 。2.3 其他接口
　　信号量提供了多种不同的信号量获取的接口，介绍如下： /* 未获取信号量时，进程轻度睡眠：TASK_INTERRUPTIBLE */ int down_interruptible(struct semaphore *sem) /* 未获取到信号量时，进程中度睡眠：TASK_KILLABLE */ int down_killable(struct semaphore *sem) /* 非等待的方式去获取信号量 */ int down_trylock(struct semaphore *sem) /* 获取信号量，并指定等待时间 */ int down_timeout(struct semaphore *sem, long timeout)3. 读写信号量
　　《linux spinlock/rwlock/seqlock原理剖析（基于ARM64）》 文章中，我们分析过读写自旋锁，读写信号量的功能类似，它能有效提高并发性，我们先明确下它的特点：允许多个读者同时进入临界区； 读者与写者不能同时进入临界区（读者与写者互斥）； 写者与写者不能同时进入临界区（写者与写者互斥）； 3.1 数据结构
　　读写信号量的数据结构与信号量的结构比较相似： struct rw_semaphore { 	atomic_long_t count;        //用于表示读写信号量的计数 	struct list_head wait_list;     //等待列表，用于管理在该信号量上睡眠的任务 	raw_spinlock_t wait_lock;   //锁，用于保护count值的操作 #ifdef CONFIG_RWSEM_SPIN_ON_OWNER 	struct optimistic_spin_queue osq; /* spinner MCS lock */    //MCS锁，参考上一篇文章Mutex中的介绍 	/* 	 * Write owner. Used as a speculative check to see 	 * if the owner is running on the cpu. 	 */ 	struct task_struct *owner;      //当写者成功获取锁时，owner会指向锁的持有者 #endif #ifdef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC 	struct lockdep_map	dep_map; #endif };最关键的需要看一下 count 字段，掌握了这个字段的处理，才能比较好理解读写信号量的机制；《inux spinlock/rwlock/seqlock原理剖析（基于ARM64）》 文章中提到过读写自旋锁，读写自旋锁中的lock 字段，bit[31]用于写锁的标记，bit[30:0]用于读锁的统计，而读写信号量的count 字段也大体类似；
　　以32位的count值为例，高16bit代表的是 waiting part ，低16bit代表的是active part ；RWSEM_UNLOCKED_VALUE ：值为0，表示锁未被持有，没有读者也没有写者；RWSEM_ACTIVE_BIAS ：值为1，，该值用于定义RWSEM_ACTIVE_READ_BIAS 和RWSEM_ACTIVE_WRITE_BIAS ；RWSEM_WAITING_BIAS ：值为-65536，当有任务需要加入到等待列表中时，count值需要加RWSEM_WAITING_BIAS ，有任务需要从等待列表中移除时，count值需要减去RWSEM_WAITING_BIAS ；RWSEM_ACTIVE_READ_BIAS ：值为1，当有读者去获取锁的时候，count值将加RWSEM_ACTIVE_READ_BIAS ，释放锁的时候，count值将减去RWSEM_ACTIVE_READ_BIAS ；RWSEM_ACTIVE_WRITE_BIAS ，值为-65535，当有写者去获取锁的时候，count值将加RWSEM_ACTIVE_WRITE_BIAS ，释放锁的时候，count值需要减去RWSEM_ACTIVE_WRITE_BIAS ；
　　在获取释放读锁和写锁的全过程中， count 值伴随着上述这几个宏定义的加减操作，用于标识不同的状态，可以罗列如下：0x0000000X ：活跃的读者和正在申请读锁的读者总共为X 个，没有写者来干扰；0x00000000 ：没有读者和写者来操作，初始化状态；0xFFFF000X ：分为以下几种情况：0xFFFF000X = RWSEM_WAITING_BIAS + X * RWSEM_ACTIVE_READ_BIAS ，表示活跃的读者和正在申请读锁的读者总共有X 个，并且还有一个写者在睡眠等待；0xFFFF000X = RWSEM_ACTIVE_WRITE_BIAS + (X - 1)* RWSEM_ACTIVE_READ_BIAS ，表示有一个写者在尝试获取锁，活跃的读者和正在申请读锁的读者总共有X-1 个；0xFFFF0001 ：分为以下几种情况：0xFFFF0001 = RWSEM_ACTIVE_WRITE_BIAS ，有一个活跃的写者，或者写者正在尝试获取锁，没有读者干扰；0xFFFF0001 = RWSEM_ACTIVE_READ_BIAS + RWSEM_WAITING_BIAS ，有个写者正在睡眠等待，还有一个活跃或尝试获取锁的读者；3.1 读信号量3.1.1 读者获取锁
　　特点：读者与读者可以并发执行，读者与写者互斥执行，因此当有写者持有锁的时候，读者将进入睡眠状态； 当 sem->count 加1后还是小于0，代表锁已经被写者持有了，读者获取锁失败，进入rwsem_down_read_failed 函数；如果 sem->wait_list 是空时，代表没有任务在等待列表中，首次加入时，sem->count 值需要加上RWSEM_WAITING_BIAS ，表示有任务在等待列表中；如果此时 sem->count == RWSEM_WAITING_BIAS 或者count > RWSEM_WAITING_BIAS && adjustment != RWSEM_ACTIVE_READ_BIAS ，表示此时写者将锁释放了，因此需要去唤醒在等待列表中的任务；如果写者没有释放锁，那就进入循环，并调用 schedule 让出CPU，直到锁被释放了，那么从代码流程中看，只有!waiter.task 时才会跳出循环，也就是waiter.task == NULL 时，才是获取成功，这个操作是在__rwsem_mark_wake 中通过smp_store_release(&waiter->task, NULL) 实现的；在等待获取锁的循环中，需要对信号进行处理，如果对应的等待任务没被唤醒，那么直接跳转到 out_nolock 处，接下来的处理就是一些逆操作了，包括从等待列表中删除，如果是等待列表中的首个任务，还需要减去RWSEM_WAITING_BIAS 等；
　　总结一下： 读者获取锁的时候，如果没有写者持有，那就可以支持多个读者直接获取；而如果此时写者持有了锁，读者获取失败，它将把自己添加到等待列表中，（这个等待列表中可能已经存放了其他来获取锁的读者或者写者），在将读者真正睡眠等待前，还会再一次判断此时是否有写者释放了该锁，释放了的话，那就需要对睡眠等待在该锁的任务进行唤醒操作了 3.1.2 读者释放锁
　　释放锁的时候 sem->count 值进行减1操作；减1操作之后得到的 count 值小于-1，并且active part 是全零，代表等待列表中有写任务在睡眠等待，因此需要进行唤醒操作；唤醒操作中，如果有自旋等待的任务，那就可以直接返回了，毕竟人家在自旋呢，又没有睡眠； 没有自旋等待任务，那就去唤醒等待列表中的任务了； 3.2 写信号量3.2.1 写者获取锁
　　写者的特点：看谁都不顺眼，跟谁都互斥，有我没你。只要有一个写者在持有锁，其他的读者与写者都无法获取； 在写者获取锁的时候，将 sem->count 值加上RWSEM_ACTIVE_WRITE_BIAS ，如果这个值不等于RWSEM_ACTIVE_WRITE_BIAS ，表示有其他的读者或写者持有锁，因此获取锁失败，调用rwsem_down_write_failed 来处理；调用 rwsem_optimistic_spin 进行乐观自旋去尝试获取锁，获取了的话，则直接返回，optimistic spin 可以参考《Linux Mutex机制分析》 文章中的分析，它的作用也是性能的优化，认为锁的持有者会很快释放，因此当前进程选择自旋而不是让出CPU，减少上下文切换带来的开销；如果等待列表中有读者任务在睡眠等待，此时假如写者释放了锁，那么需要先将读者任务都给唤醒了；如果等待列表中没有任务，也就意味着当前的写者是第一个任务，因此将 sem->count 值加上RWSEM_WAITING_BIAS ；循环等待获取锁，这个过程与 down_read 是类似的；
　　总结 写者获取锁时，只要锁被其他读者或者写者持有了，则获取锁失败，然后进行失败情况处理。在失败情况下，它本身会尝试进行optimistic spin去尝试获取锁，如果获取成功了，那就是皆大欢喜了，否则还是需要进入慢速路径。慢速路径中去判断等待列表中是否有任务在睡眠等待，并且会再次尝试去查看是否已经有写者释放了锁，写者释放了锁，并且只有读者在睡眠等待，那么此时应该优先让这些先等待的任务唤醒 3.2.2 写者释放锁
　　写者释放锁的时候，有一个关键的操作，将 sem->owner 进行清零操作，在写者获取锁的时候会将该值设置成持有锁的进程；释放锁的时候，需要减去 RWSEM_ACTIVE_WRITE_BIAS ，然后再去判断值，如果此时还有任务在睡眠等待，那就进行唤醒操作；3.3 总结
　　理解读写信号量有几个关键点： 读写信号量的特性可以与读写自旋锁进行类比（读者与读者并发、读者与写者互斥、写者与写者互斥），区别在于读写信号量可能会发生睡眠，进而带来进程切换的开销； 为了优化读写信号量的性能，引入了 MCS锁 机制，进一步减少切换开销。第一个写者获取了锁后，第二个写者去获取时自旋等待，而读者去获取时则会进入睡眠；读写信号量的 count 值很关键，代表着读写信号量不同状态的切换，因此也决定了执行流程；读者或写者释放锁的时候，去唤醒等待列表中的任务，需要分情况处理。等待列表中可能存放的是读者与写者的组合，如果第一个任务是写者，则直接唤醒该写者，否则将唤醒排在前边的连续几个读者；
　　首页 - 内核技术中文网 - 构建全国最权威的内核技术交流分享论坛
　　转载地址：深入分析Linux信号量机制 - 圈点 - 内核技术中文网 - 构建全国最权威的内核技术交流分享论坛