linux原子 *** 作和自旋锁的区别

现代 *** 作系统支持多任务的并发，并发在提高计算资源利用率的同时也带来了资源竞争的问题。例如C语言语句“count++”在未经编译器优化时生成的汇编代码为。

当 *** 作系统内存在多个进程同时执行这段代码时，就可能带来并发问题。

假设count变量初始值为0。进程1执行完“mov eax, [count]”后，寄存器eax内保存了count的值0。此时，进程2被调度执行，抢占了进程1的CPU的控制权。进程2执行“count++”的汇编代码，将累加后的count值1写回到内存。然后，进程1再次被调度执行，CPU控制权回到进程1。进程1接着执行，计算count的累加值仍为1，写回到内存。虽然进程1和进程2执行了两次“count++” *** 作，但是count实际的内存值为1，而不是2！

单处理器原子 *** 作

解决这个问题的方法是，将“count++”语句翻译为单指令 *** 作。

Intel x86指令集支持内存 *** 作数的inc *** 作，这样“count++” *** 作可以在一条指令内完成。因为进程的上下文切换是在总是在一条指令执行完成后，所以不会出现上述的并发问题。对于单处理器来说，一条处理器指令就是一个原子 *** 作。

多处理器原子 *** 作

但是在多处理器的环境下，例如SMP架构，这个结论不再成立。我们知道“inc [count]”指令的执行过程分为三步：

1）从内存将count的数据读取到cpu。

2）累加读取的值。

3）将修改的值写回count内存。

这又回到前面并发问题类似的情况，只不过此时并发的主题不再是进程，而是处理器。

Intel x86指令集提供了指令前缀lock用于锁定前端串行总线（FSB），保证了指令执行时不会受到其他处理器的干扰。

使用lock指令前缀后，处理器间对count内存的并发访问（读/写）被禁止，从而保证了指令的原子性。

x86原子 *** 作实现

Linux的源码中x86体系结构原子 *** 作的定义文件为。

linux2.6/include/asm-i386/atomic.h

文件内定义了原子类型atomic_t，其仅有一个字段counter，用于保存32位的数据。

typedef struct { volatile int counter} atomic_t

其中原子 *** 作函数atomic_inc完成自加原子 *** 作。

/**

* atomic_inc - increment atomic variable

* @v: pointer of type atomic_t

*

* Atomically increments @v by 1.

*/

static __inline__ void atomic_inc(atomic_t *v)

{

__asm__ __volatile__(

LOCK "incl %0"

:"=m" (v->counter)

:"m" (v->counter))

}

其中LOCK宏的定义为。

#ifdef CONFIG_SMP

#define LOCK "lock "

#else

#define LOCK ""

#endif

可见，在对称多处理器架构的情况下，LOCK被解释为指令前缀lock。而对于单处理器架构，LOCK不包含任何内容。

arm原子 *** 作实现

在arm的指令集中，不存在指令前缀lock，那如何完成原子 *** 作呢？

Linux的源码中arm体系结构原子 *** 作的定义文件为。

linux2.6/include/asm-arm/atomic.h

其中自加原子 *** 作由函数atomic_add_return实现。

static inline int atomic_add_return(int i, atomic_t *v)

{

unsigned long tmp

int result

__asm__ __volatile__("@ atomic_add_return\n"

"1: ldrex %0, [%2]\n"

" add %0, %0, %3\n"

" strex %1, %0, [%2]\n"

" teq %1, #0\n"

" bne 1b"

: "=&r" (result), "=&r" (tmp)

: "r" (&v->counter), "Ir" (i)

: "cc")

return result

}

上述嵌入式汇编的实际形式为。

1:

ldrex [result], [v->counter]

add[result], [result], [i]

strex [temp], [result], [v->counter]

teq[temp], #0

bne1b

ldrex指令将v->counter的值传送到result，并设置全局标记“Exclusive”。

add指令完成“result+i”的 *** 作，并将加法结果保存到result。

strex指令首先检测全局标记“Exclusive”是否存在，如果存在，则将result的值写回counter->v，并将temp置为0，清除“Exclusive”标记，否则直接将temp置为1结束。

teq指令测试temp值是否为0。

bne指令temp不等于0时跳转到标号1，其中字符b表示向后跳转。

整体看来，上述汇编代码一直尝试完成“v->counter+=i”的 *** 作，直到temp为0时结束。

使用ldrex和strex指令对是否可以保证add指令的原子性呢？假设两个进程并发执行“ldrex+add+strex” *** 作，当进程1执行ldrex后设定了全局标记“Exclusive”。此时切换到进程2，执行ldrex前全局标记“Exclusive”已经设定，ldrex执行后重复设定了该标记。然后执行add和strex指令，完成累加 *** 作。再次切换回进程1，接着执行add指令，当执行strex指令时，由于“Exclusive”标记被进程2清除，因此不执行传送 *** 作，将temp设置为1。后继teq指令测定temp不等于0，则跳转到起始位置重新执行，最终完成累加 *** 作！可见ldrex和strex指令对可以保证进程间的同步。多处理器的情况与此相同，因为arm的原子 *** 作只关心“Exclusive”标记，而不在乎前端串行总线是否加锁。

在ARMv6之前，swp指令就是通过锁定总线的方式完成原子的数据交换，但是影响系统性能。ARMv6之后，一般使用ldrex和strex指令对代替swp指令的功能。

自旋锁中的原子 *** 作

Linux的源码中x86体系结构自旋锁的定义文件为。

linux2.6/include/asm-i386/spinlock.h

其中__raw_spin_lock完成自旋锁的加锁功能

#define __raw_spin_lock_string \

"\n1:\t" \

"lock decb %0\n\t" \

"jns 3f\n" \

"2:\t" \

"repnop\n\t" \

"cmpb $0,%0\n\t" \

"jle 2b\n\t" \

"jmp 1b\n" \

"3:\n\t"

static inline void __raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock)

{

__asm__ __volatile__(

__raw_spin_lock_string

:"=m" (lock->slock) : : "memory")

}

上述代码的实际汇编形式为。

1：

lock decb [lock->slock]

jns3

2:

repnop

cmpb $0, [lock->slock]

jle2

jmp1

3:

其中lock->slock字段初始值为1，执行原子 *** 作decb后值为0。符号位为0，执行jns指令跳转到3，完成自旋锁的加锁。

当再次申请自旋锁时，执行原子 *** 作decb后lock->slock值为-1。符号位为1，不执行jns指令。进入标签2，执行一组nop指令后比较lock->slock是否小于等于0，如果小于等于0回到标签2进行循环（自旋）。否则跳转到标签1重新申请自旋锁，直到申请成功。

自旋锁释放时会将lock->slock设置为1，这样保证了其他进程可以获得自旋锁。

信号量中的原子 *** 作

Linux的源码中x86体系结构自旋锁的定义文件为。

linux2.6/include/asm-i386/semaphore.h

信号量的申请 *** 作由函数down实现。

/*

* This is ugly, but we want the default case to fall through.

* "__down_failed" is a special asm handler that calls the C

* routine that actually waits. See arch/i386/kernel/semaphore.c

*/

static inline void down(struct semaphore * sem)

{

might_sleep()

__asm__ __volatile__(

"# atomic down operation\n\t"

LOCK "decl %0\n\t" /* --sem->count */

"js 2f\n"

"1:\n"

LOCK_SECTION_START("")

"2:\tlea %0,%%eax\n\t"

"call __down_failed\n\t"

"jmp 1b\n"

LOCK_SECTION_END

:"=m" (sem->count)

:

:"memory","ax")

}

实际的汇编代码形式为。

lock decl [sem->count]

js 2

1:

<========== another section ==========>

2:

lea[sem->count], eax

call __down_failed

jmp 1

信号量的sem->count一般初始化为一个正整数，申请信号量时执行原子 *** 作decl，将sem->count减1。如果该值减为负数（符号位为1）则跳转到另一个段内的标签2，否则申请信号量成功。

标签2被编译到另一个段内，进入标签2后，执行lea指令取出sem->count的地址，放到eax寄存器作为参数，然后调用函数__down_failed表示信号量申请失败，进程加入等待队列。最后跳回标签1结束信号量申请。

信号量的释放 *** 作由函数up实现。

/*

* Note! This is subtle. We jump to wake people up only if

* the semaphore was negative (== somebody was waiting on it).

* The default case (no contention) will result in NO

* jumps for both down() and up().

*/

static inline void up(struct semaphore * sem)

{

__asm__ __volatile__(

"# atomic up operation\n\t"

LOCK "incl %0\n\t" /* ++sem->count */

"jle 2f\n"

"1:\n"

LOCK_SECTION_START("")

"2:\tlea %0,%%eax\n\t"

"call __up_wakeup\n\t"

"jmp 1b\n"

LOCK_SECTION_END

".subsection 0\n"

:"=m" (sem->count)

:

:"memory","ax")

}

实际的汇编代码形式为。

lock incl sem->count

jle 2

1:

<========== another section ==========>

2:

lea[sem->count], eax

call __up_wakeup

jmp1

释放信号量时执行原子 *** 作incl将sem->count加1，如果该值小于等于0，则说明等待队列有阻塞的进程需要唤醒，跳转到标签2，否则信号量释放成功。

标签2被编译到另一个段内，进入标签2后，执行lea指令取出sem->count的地址，放到eax寄存器作为参数，然后调用函数__up_wakeup唤醒等待队列的进程。最后跳回标签1结束信号量释放。

所谓原子 *** 作，就是该 *** 作绝不会在执行完毕前被任何其他任务或事件打断，也就说，它的最小的执行单位，不可能有比它更小的执行单位，因此这里的原子实际是使用了物理学里的物质微粒的概念。

原子 *** 作通常用于实现资源的引用计数，在TCP/IP协议栈的IP碎片处理中，就使用了引用计数，碎片队列结构struct ipq描述了一个IP碎片，字段refcnt就是引用计数器，它的类型为atomic_t，当创建IP碎片时（在函数ip_frag_create中），使用atomic_set函数把它设置为1，当引用该IP碎片时，就使用函数atomic_inc把引用计数加1。

当不需要引用该IP碎片时，就使用函数ipq_put来释放该IP碎片，ipq_put使用函数atomic_dec_and_test把引用计数减1并判断引用计数是否为0，如果是就释放IP碎片。函数ipq_kill把IP碎片从ipq队列中删除，并把该删除的IP碎片的引用计数减1（通过使用函数atomic_dec实现）。

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