Разработка ядра Linux

static DECLARE_RWSEM(mr_rwsem);

/* попытка захватить семафор для чтения */
down_read(&mr_rwsem);

/* критический участок (только чтение) ... */

/* освобождаем семафор */
up_read(&mr_rwsem);
/* ... * /

/* попытка захватить семафор на запись */
down_write(&mr_rwsem);

/* освобождаем семафор */
/* критический участок (чтение и запись) ... */
up write(&mr_rwsem);

Для семафоров есть реализации функций down_read_trylock и down_write_trylock. Каждая из них принимает один параметр — указатель на семафор чтения-записи. Обе функции возвращают ненулевое значение, если блокировка захвачена успешно, и нуль, если блокировка находится в состоянии конфликта. Следует быть внимательными — поведение этих функций противоположно поведению аналогичных функций для обычных семафоров, причем без всякой на то причины!

Семафоры чтения-записи имеют уникальную функцию, аналога которой нет для спин-блокировок чтения-записи. Это функция downgrade_writer, которая автоматически превращает блокировку, захваченную на запись, в блокировку, захваченную на чтение.

Семафоры чтения-записи, так же как и спин-блокировки аналогичного типа, должны использоваться, только если есть четкое разделение между участками кода, которые осуществляют чтение, и участками кода, которые осуществляют запись. Использование механизмов блокировок чтения-записи приводит к дополнительным затратам, поэтому их стоит использовать, только если код можно четко разделить на участки чтения и записи.

Сравнение спин-блокировок и семафоров

Понимание того, когда использовать спин-блокировки, а когда семафоры является важным для написания оптимального кода. Однако во многих случаях выбирать очень просто. В контексте прерывания могут использоваться только спин-блокировки, и только семафор может удерживаться процессом, который находится в состоянии ожидания. В табл. 9.6 показан обзор требований того, какой тип блокировок использовать.

Таблица 9.6. Что следует использовать: семафоры или спин-блокировки

Требование	Рекомендуемый тип блокировки
Блокировка с малыми накладными затратами (low overhead)	Спин-блокировки более предпочтительны
Малое время удержания блокировки	Спин-блокировки более предпочтительны
Длительное время удержания блокировки	Семафоры более предпочтительны
Необходимо использовать блокировку в контексте прерывания	Необходима спин-блокировка
Необходимо переходить в состояние ожидания (steep) при захваченной блокировке	Необходимо использовать семафоры

Условные переменные

Условные переменные (conditional variable, completion variable) — простое средство синхронизации между двумя заданиями, которые работают в режиме ядра, когда необходимо, чтобы одно задание послало сигнал другому о том, что произошло некоторое событие. При этом одно задание ожидает на условной переменной, пока другое задание не выполнит некоторую работу. Когда другое задание завершит выполнение своей работы, оно использует условную переменную для того, чтобы возвратить к выполнению все ожидающие на ней задания. Если это кажется похожим на работу семафора, то именно так оно и есть, идея та же. В действительности, условные переменные просто обеспечивают простое решение проблемы, для которой в других ситуациях используются семафоры. Например, в системном вызове vfork условная переменная используется для возврата к выполнению родительского процесса при завершении порожденного.

Условные переменные представляются с помощью структуры struct completion, которая определена в файле <linux/completion.h>.

Статически условная переменная может быть создана с помощью макроса

DECLARE_COMPLETION(mr_comp);

Динамически созданная условная переменная может быть инициализирована с помощью функции init_completion.

Задание, которое должно ожидать на условной переменной, вызывает функцию wait_for_completion. После того как наступило ожидаемое событие, вызов функции complete посылает сигнал заданию, которое ожидает на условной переменной, и это задание возвращается к выполнению. В табл. 9.7 приведены методы работы с условными переменными.

Таблица. 9.7. Методы работы с условными переменными

Метод	Описание
init_completion(struct completion*)	Инициализация динамически созданной условной переменной в заданной области памяти
wait_for_completion(struct completion*)	Ожидание сигнала на указанной условной переменной
complete(struct completion*)	Отправка сигнала всем ожидающим заданиям и возвращение их к выполнению

Для примеров использования условных переменных смотрите файлы kernel/sched.c и kernel/fork.с. Наиболее часто используются условные переменные, которые создаются динамически, как часть структур данных. Код ядра, который ожидает на инициализацию структуры данных, вызывает функцию wait_for_completion. Когда инициализация закончена, ожидающие задания возвращаются к выполнению с помощью вызова функции complete.

BKL: Большая блокировка ядра

Добро пожаловать к "рыжему пасынку" ядра. Большая блокировка ядра (Big Kernel Lock, BKL) — это глобальная спин-блокировка, которая была создана специально для того, чтобы облегчить переход от первоначальной реализации SMP в операционной системе Linux к мелкоструктурным блокировкам. Блокировка BKL имеет следующие интересные свойства.

• Во время удержания BKL можно переходить в состояние ожидания. Блокировка автоматически освобождается, когда задание переходит в состояние ожидания, и снова захватывается, когда задание планируется на выполнение. Конечно, это не означает, что безопасно переходить в состояние ожидания при удержании BKL, просто это можно делать и это не приведет к взаимоблокировке.

• Блокировка BKL рекурсивна. Один процесс может захватывать эту блокировку несколько раз подряд, и это не приведет к самоблокировке, как в случае обычных спин-блокировок.

• Блокировка BKL может использоваться только в контексте процесса.

• Блокировка BKL — это от лукавого.

Рассмотренные свойства дали возможность упростить переход от ядер серии 2.0 к серии 2.2. Когда в ядро 2.0 была введена поддержка SMP, только одно задание могло выполняться в режиме ядра в любой момент времени (конечно, сейчас ядро распараллелено очень хорошо — пройден огромный путь). Целью создания ядра серии 2.2 было обеспечение возможности параллельного выполнения кода ядра на нескольких процессорах. Блокировка BKL была введена для того, чтобы упростить переход к мелкоструктурным блокировкам. В те времена она оказала большую помощь, а сегодня она приводит к ухудшению масштабируемости [51] .

51

Хотя, может быть, она и не такая страшная, какой ее иногда пытаются представить, вес же некоторые люди считают ее "воплощением дьявола" в ядре.