【原创】LinuxMutex机制分析
背景
Read the fucking source code!
--By 鲁迅A picture is worth a thousand words.
--By 高尔基
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
Mutex
互斥锁是Linux内核中用于互斥操作的一种同步原语;- 互斥锁是一种休眠锁,锁争用时可能存在进程的睡眠与唤醒,context的切换带来的代价较高,适用于加锁时间较长的场景;
- 互斥锁每次只允许一个进程进入临界区,有点类似于二值信号量;
- 互斥锁在锁争用时,在锁被持有时,选择自选等待,而不立即进行休眠,可以极大的提高性能,这种机制(
optimistic spinning
)也应用到了读写信号量上; - 互斥锁的缺点是互斥锁对象的结构较大,会占用更多的CPU缓存和内存空间;
- 与信号量相比,互斥锁的性能与扩展性都更好,因此,在内核中总是会优先考虑互斥锁;
- 互斥锁按为了提高性能,提供了三条路径处理:快速路径,中速路径,慢速路径;
前戏都已经讲完了,来看看实际的实现过程吧。
2. optimistic spinning
2.1 MCS锁
- 上文中提到过
Mutex
在实现过程中,采用了optimistic spinning
自旋等待机制,这个机制的核心就是基于MCS锁机制
来实现的; MCS锁机制
是由John Mellor Crummey
和Michael Scott
在论文中《algorithms for scalable synchronization on shared-memory multiprocessors》
提出的,并以他俩的名字来命名;MCS锁机制
要解决的问题是:在多CPU系统中,自旋锁都在同一个变量上进行自旋,在获取锁时会将包含锁的cache line
移动到本地CPU,这种cache-line bouncing
会很大程度影响性能;MCS锁机制
的核心思想:每个CPU都分配一个自旋锁结构体,自旋锁的申请者(per-CPU
)在local-CPU变量
上自旋,这些结构体组建成一个链表,申请者自旋等待前驱节点释放该锁;osq(optimistci spinning queue)
是基于MCS算法的一个具体实现,并经过了迭代优化;
2.2 osq流程分析
optimistic spinning
,乐观自旋,到底有多乐观呢?当发现锁被持有时,optimistic spinning
相信持有者很快就能把锁释放,因此它选择自旋等待,而不是睡眠等待,这样也就能减少进程切换带来的开销了。
看一下数据结构吧:
osq_lock
如下:
- osq加锁有几种情况:
- 无人持有锁,那是最理想的状态,直接返回;
- 有人持有锁,将当前的Node加入到OSQ队列中,在没有高优先级任务抢占时,自旋等待前驱节点释放锁;
- 自旋等待过程中,如果遇到高优先级任务抢占,那么需要做的事情就是将之前加入到OSQ队列中的当前节点,从OSQ队列中移除,移除的过程又分为三个步骤,分别是处理prev前驱节点的next指针指向、当前节点Node的next指针指向、以及将prev节点与next后继节点连接;
- 加锁过程中使用了原子操作,来确保正确性;
osq_unlock
如下:
- 解锁时也分为几种情况:
- 无人争用该锁,那直接可以释放锁;
- 获取当前节点指向的下一个节点,如果下一个节点不为NULL,则将下一个节点解锁;
- 当前节点的下一个节点为NULL,则调用
osq_wait_next
,来等待获取下一个节点,并在获取成功后对下一个节点进行解锁;
- 从解锁的情况可以看出,这个过程相当于锁的传递,从上一个节点传递给下一个节点;
在加锁和解锁的过程中,由于可能存在操作来更改osq队列,因此都调用了osq_wait_next
来获取下一个确定的节点:
3. mutex
3.1 数据结构
终于来到了主题了,先看一下数据结构:
struct mutex { atomic_long_t owner; //原子计数,用于指向锁持有者的task struct结构
spinlock_t wait_lock; //自旋锁,用于wait_list链表的保护操作
#ifdef CONFIG_MUTEX_SPIN_ON_OWNER
struct optimistic_spin_queue osq; /* Spinner MCS lock */ //osq锁
#endif
struct list_head wait_list; //链表,用于管理所有在该互斥锁上睡眠的进程
#ifdef CONFIG_DEBUG_MUTEXES
void *magic;
#endif
#ifdef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC
struct lockdep_map dep_map;
#endif
};
在使用mutex
时,有以下几点需要注意的:
- 一次只能有一个进程能持有互斥锁;
- 只有锁的持有者能进行解锁操作;
- 禁止多次解锁操作;
- 禁止递归加锁操作;
- mutex结构只能通过API进行初始化;
- mutex结构禁止通过
memset
或者拷贝来进行初始化; - 已经被持有的mutex锁禁止被再次初始化;
- mutex不允许在硬件或软件上下文(
tasklets, timer
)中使用;
3.2 加锁流程分析
从mutex_lock
加锁来看一下大概的流程:
mutex_lock
为了提高性能,分为三种路径处理,优先使用快速和中速路径来处理,如果条件不满足则会跳转到慢速路径来处理,慢速路径中会进行睡眠和调度,因此开销也是最大的。
3.2.1 fast-path
- 快速路径是在
__mutex_trylock_fast
中实现的,该函数的实现也很简单,直接调用atomic_long_cmpxchg_release(&lock->owner, 0UL, curr)
函数来进行判断,如果lock->owner == 0
表明锁未被持有,将curr
赋值给lock->owner
标识curr
进程持有该锁,并直接返回; lock->owner
不等于0,表明锁被持有,需要进入下一个路径来处理了;
3.2.2 mid-path
- 中速路径和慢速路径的处理都是在
__mutex_lock_common
中实现的; __mutex_lock_common
的传入参数为(lock, TASK_INTERRUPTIBLE, 0, NULL, _RET_IP_, false
),该函数中很多路径覆盖不到,接下来的分析也会剔除掉无效代码;
中速路径的核心代码如下:
当发现mutex锁的持有者正在运行(另一个CPU)时,可以不进行睡眠调度,而可以选择自选等待,当锁持有者正在运行时,它很有可能很快会释放锁,这个就是乐观自旋的原因;
自旋等待的条件是持有锁者正在临界区运行,自旋等待才有价值;
__mutex_trylock_or_owner
函数用于尝试获取锁,如果获取失败则返回锁的持有者。互斥锁的结构体中owner
字段,分为两个部分:1)锁持有者进程的task_struct(由于L1_CACHE_BYTES对齐,低位比特没有使用);2)MUTEX_FLAGS
部分,也就是对应低三位,如下:MUTEX_FLAG_WAITERS
:比特0,标识存在非空等待者链表,在解锁的时候需要执行唤醒操作;MUTEX_FLAG_HANDOFF
:比特1,表明解锁的时候需要将锁传递给顶部的等待者;MUTEX_FLAG_PICKUP
:比特2,表明锁的交接准备已经做完了,可以等待被取走了;
mutex_optimistic_spin
用于执行乐观自旋,理想的情况下锁持有者执行完释放,当前进程就能很快的获取到锁。实际需要考虑,如果锁的持有者如果在临界区被调度出去了,task_struct->on_cpu == 0
,那么需要结束自旋等待了,否则岂不是傻傻等待了。mutex_can_spin_on_owner
:进入自旋前检查一下,如果当前进程需要调度,或者锁的持有者已经被调度出去了,那么直接就返回了,不需要做接下来的osq_lock/oqs_unlock
工作了,节省一些额外的overhead;osq_lock
用于确保只有一个等待者参与进来自旋,防止大量的等待者蜂拥而至来获取互斥锁;for(;;)
自旋过程中调用__mutex_trylock_or_owner
来尝试获取锁,获取到后皆大欢喜,直接返回即可;mutex_spin_on_owner
,判断不满足自旋等待的条件,那么返回,让我们进入慢速路径吧,毕竟不能强求;
3.2.3 slow-path
慢速路径的主要代码流程如下:
- 从
for(;;)
部分的流程可以看到,当没有获取到锁时,会调用schedule_preempt_disabled
将本身的任务进行切换出去,睡眠等待,这也是它慢的原因了;
3.3 释放锁流程分析
- 释放锁的流程相对来说比较简单,也分为快速路径与慢速路径,快速路径只有在调试的时候打开;
- 慢速路径释放锁,针对三种不同的
MUTEX_FLAG
来进行判断处理,并最终唤醒等待在该锁上的任务;
参考
Generic Mutex Subsystem
MCS locks and qspinlocks
欢迎关注个人公众号,持续分享内核相关文章
以上是 【原创】LinuxMutex机制分析 的全部内容, 来源链接: utcz.com/z/516158.html