Разработка ядра Linux (Второе издание)

Для удобства работы также предоставляются неатомарные версии всех битовых операций. Эти операции работают так же, как и их атомарные аналоги, но они не гарантируют атомарности выполнения операций, и имена этих функций начинаются с двух символов подчеркивания. Например, неатомарная форма функции test_bit будет иметь имя __test_bit. Если нет необходимости в том, чтобы операции были атомарными, например, когда данные уже защищены с помощью блокировки, неатомарные операции могут выполняться быстрее.

Откуда берутся неатомарные битовые операции

На первый взгляд, такое понятие, как неатомарная битовая операция, вообще не имеет смысла. Задействован только один бит, и здесь не может быть никакого нарушения целостности. Одна из операций всегда завершится успешно, что еще нужно? Да, порядок выполнения может быть важным, но атомарность– то тут при чем? В конце концов, если значение бита равно тому, которое устанавливается хотя бы одной из операций, то все хорошо, не так ли?

Давайте вспомним, что такое атомарность? Атомарность означает, что операция или завершается полностью, не прерываясь, или не выполняется вообще. Следовательно, если выполняется две атомарные битовые операции, то предполагается, что они обе должны выполниться. Понятно, что значение бита должно быть правильным (и равным тому значению, которое устанавливается с помощью последней операции, как рассказано в конце предыдущего параграфа). Более того, если другие битовые операции тоже выполняются успешно, то в некоторые моменты времени значение бита должно соответствовать тому, которое устанавливается этими промежуточными операциями.

Допустим, выполняются две атомарные битовые операции: первоначальная установка бита, а затем очистка бита. Без атомарности этот бит может быть очищен, но никогда не установлен. Операция установки может начаться одновременно с операцией очистки и не выполниться совсем. Операция очистки бита может завершиться успешно, и бит будет очищен, как и предполагалось. В случае атомарных операций, установка бита выполнится на самом деле. Будет существовать момент времени, в который операция считывания покажет, что бит установлен, после этого выполнится операция очистки и значение бита станет равным нулю.

Иногда может требоваться именно такое поведение, особенно если критичен порядок выполнения.

Ядро также предоставляет функции, которые позволяют найти номер первого установленного (или не установленного) бита, в области памяти, которая начинается с адреса addr:

int find_first_bit(unsigned long *addr, unsigned int size);
int find_first_zero_bit(unsigned long *addr, unsigned int size);

Обе функции в качестве первого аргумента принимают указатель на область памяти и в качестве второго аргумента — количество битов, по которым будет производиться поиск. Эти функции возвращают номер первого установленного или не установленного бита соответственно. Если код производит поиск в одном машинном слове, то оптимальным решением будет использовать функции __ffs и __ffz, которые в качестве единственного параметра принимают машинное слово, где будет производиться поиск.

В отличие от атомарных операций с целыми числами, при написании кода обычно нет возможности выбора, использовать или не использовать рассмотренные битовые операции, они являются единственными переносимыми средствами, которые позволяют установить или очистить определенный бит. Вопрос лишь в том, какие разновидности этих операций использовать — атомарные или неатомарные. Если код по своей сути является защищенным от состояний конкуренции за ресурсы, то можно использовать неатомарные операции, которые могут выполняться быстрее для определенных аппаратных платформ.

Спин-блокировки

Было бы очень хорошо, если бы все критические участки были такие же простые, как инкремент или декремент переменной, однако в жизни все более серьезно. В реальной жизни критические участки могут включать в себя несколько вызовов функций. Например, очень часто данные необходимо извлечь из одной структуры, затем отформатировать, произвести анализ этих данных и добавить результат в другую структуру. Весь этот набор операций должен выполняться атомарно. Никакой другой код не должен иметь возможности читать ни одну из структур данных до того, как данные этих структур будут полностью обновлены. Так как ясно, что простые атомарные операции не могут обеспечить необходимую защиту, то используется более сложный метод защиты — блокировки (lock).

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] . 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.

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.

Спин-блокировки являются зависимыми от аппаратной платформы и реализованы на языке ассемблера. Зависимый от аппаратной платформы код определен в заголовочном файле <asm/spinlock.h>. Интерфейс пользователя определен в файле <linux/spinlock.h>. 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.

Внимание: спин-блокировки не рекурсивны!

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.