并发(二)——linux内核同步机制分析
目录
一、内核产生并发的原因
二、上下文
三、同步
3.1 基本的同步手段
3.1.1 preempt_enable / preempt_disable
3.1.2 local_irq_enable / local_irq_disable
3.1.3 local_bh_enable / local_bh_disable
3.1.4 spin_lock / spin_unlock
3.2 同步手段的组合
四、参考
一、内核产生并发的原因
- 中断 （hardirq, softirq，tasklet）
- 多核
- 内核抢占
必须选用合适的同步手段避免竟态，保护临界区。
二、上下文
- 进程上下文：
- 中断上下文：hardirq上下文，softirq上下文
三、同步
访问临界区时，要分析可能会由哪种并发原因产生静态，从而选择合适的同步手段,可以按照下面的方法分析：
1. 当前访问资源的执行上下文是什么
2. 哪一种或者哪几种并发情况下会产生静态(hardirq/softirq/smp/preempt)
3.1 基本的同步手段
我们先分析单一的原因，在考虑多种并发原因下的同步方法
3.1.1 preempt_enable / preempt_disable
- preempt_enable()/preempt_disable()
一个task 的thread_info结构中有int preempt_count字段，其格式如下，参考【3】：
内核抢占是在中断返回时检查是否可以抢占，通常需要满足两个条件：
1. preempt_count 为0
static __always_inline int preempt_count(void)
{return READ_ONCE(current_thread_info()->preempt_count);
}当preempt_count为0时允许抢占意味着在hardirq上下文，softirq上下文默认都是不能抢占的
2. thread info中的flag成员是否设定了TIF_NEED_RESCHED
#define tif_need_resched() test_thread_flag(TIF_NEED_RESCHED)static __always_inline bool need_resched(void)
{return unlikely(tif_need_resched());
}preempt_disable仅仅是将preempt_count的抢占字段+1，那么preempt_count()不为0就无法被抢占了。
在执行上下文仅可能会本cpu线程抢占时，使用该手段
3.1.2 local_irq_enable / local_irq_disable
- local_irq_enable()/local_irq_disable 使能或者关闭本地中断，hardirq
注意，这是针对单个CPU的指令，如在x86上，就是IF bit的置位或清除，使用的情况是有中断和当前执行线程进入临界区
在执行上下文仅可能会被本地hardirq打断时，使用该手段，主要有：
1 .处于进程上下文中的执行线程：被hardirq中断打断访问共享资源
2. 处于softirq上下文中的执行线程，被hardirq 中断打断访问共享资源
那么处于hardirq上下文中的执行线程，可不可能被另一个hardirq打断呢，是可能的，如更高优先级的中断。但是在linux中没有支持同一个hardirq中断嵌套，具体是在发生中断时，硬件都会将本地中断关闭，linux在执行完硬中断处理(即所谓上半部)后，才会打开中断，这时候才会处理另外的中断请求，所以在linux中一个hardirq中断不会打断另一个hardirq，不用考虑关中断
3.1.3 local_bh_enable / local_bh_disable
在执行上下文仅可能会被软中断打断，使用该手段
1. 处于进程上下文中的执行线程：被softirq中断打断访问共享资源
2. 处于softirq上下文中的执行线程，不会被其他softirq抢占
3. 处于hardirq上下文中的执行线程，不会被软中断打断，因为软中断总是在中断处理程序执行完成后才去执行的。
3.1.4 spin_lock / spin_unlock
主要用来保护smp的并发，临界区内不能睡眠！
在执行上下文仅可能会其他cpu访问，使用该手段
spin_lock实现需要关闭抢占，原因是可能在一次中断后，被本地cpu的其他高优先级线程抢占，新线程在进入临界区时spin会导致死锁。
3.2 同步手段的组合
有时候，一个临界区并发访问的原因不只一种，这时候就要将上面的四种同步手段组合，linux中我总结了如下规则：
优先级 hardirq > softirq > preemption，优先级相同时不用考虑并发
这里结合代码分析一下，首先linux在处理中断时，有如下操作：
- __irq_enter ： preempt_count_add(HARDIRQ_OFFSET) //此时一定有 preempt_count() ！= 0，即无法抢占
- 中断处理 //中断上下文
- irq_exit ： preempt_count_sub(HARDIRQ_OFFSET); //在这之后才处理softirq、premption，考虑到同种中断不可嵌套，一个hardirq不能被其他hardirq，softirq，preemption打断，优先级最高
继续考虑软中断，在irq_exit时，执行软中断，而在软中断完成，中断返回时，才检查是否需要抢占，值得注意的是，可以抢占的一个条件是不在中断执行环境中，所以如果在软中断上下文被中断打断是不能被其他进程抢占的，具体代码的分析可以参见：中断(二)——linux下半部机制分析
考虑hardirq上下文，softirq上下文，进程上下文：
- 如果是hardirq上下文，不用担心并发(没人抢的过你，且linux不支持同种中断嵌套)
- 如果是softirq上下文，只有hardirq会产生竟态(同级不会)
- 如果是进程上下文，要考虑hardirq和softirq，抢占产生的竟态
此时，再考虑和多核竞争的spin_lock进行组合(注意spin 禁止了抢占)：
针对情况1： 无
针对情况2： spin_lock_irq/spin_unlock_irq
针对情况3： spin_lock_irq/spin_unlock_irq
spin_lock_bh/spin_unlock_bh
需要注意的是，一定要仔细分析每一种场景下的并发可能，选取最合适的锁,我总结如下表，理解了无需记忆
| 并发原因 | hardirq上下文 | software上下文 | 进程上下文 |
| preempt | 无需 | 无需 | preempt_disable |
|
softirq softirq+preempt |
无需 | 无需 | local_bh_disable |
|
hardirq hardirq + preempt hardirq + softirq |
无需 | local_irq_disable | local_irq_disable |
|
smp smp + preempt |
spin_lock | spin_lock | spin_lock |
| smp + softirq | spin_lock | spin_lock | spin_lock_bh |
| smp + hardirq | spin_lock | spin_lock_irq | spin_lock_irq |
四、参考
【1】Linux内核设计与实现 Robert Love
【2】Linux内核同步机制之（四）：spin lock
【3】linux kernel的中断子系统之（八）：softirq
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