1.. include:: ../disclaimer-ita.rst 2 3.. c:namespace:: it_IT 4 5:Original: :ref:`Documentation/kernel-hacking/locking.rst <kernel_hacking_lock>` 6:Translator: Federico Vaga <federico.vaga@vaga.pv.it> 7 8.. _it_kernel_hacking_lock: 9 10========================================== 11L'inaffidabile guida alla sincronizzazione 12========================================== 13 14:Author: Rusty Russell 15 16Introduzione 17============ 18 19Benvenuto, alla notevole ed inaffidabile guida ai problemi di sincronizzazione 20(locking) nel kernel. Questo documento descrive il sistema di sincronizzazione 21nel kernel Linux 2.6. 22 23Dato il largo utilizzo del multi-threading e della prelazione nel kernel 24Linux, chiunque voglia dilettarsi col kernel deve conoscere i concetti 25fondamentali della concorrenza e della sincronizzazione nei sistemi 26multi-processore. 27 28Il problema con la concorrenza 29============================== 30 31(Saltatelo se sapete già cos'è una corsa critica). 32 33In un normale programma, potete incrementare un contatore nel seguente modo: 34 35:: 36 37 contatore++; 38 39Questo è quello che vi aspettereste che accada sempre: 40 41 42.. table:: Risultati attesi 43 44 +------------------------------------+------------------------------------+ 45 | Istanza 1 | Istanza 2 | 46 +====================================+====================================+ 47 | leggi contatore (5) | | 48 +------------------------------------+------------------------------------+ 49 | aggiungi 1 (6) | | 50 +------------------------------------+------------------------------------+ 51 | scrivi contatore (6) | | 52 +------------------------------------+------------------------------------+ 53 | | leggi contatore (6) | 54 +------------------------------------+------------------------------------+ 55 | | aggiungi 1 (7) | 56 +------------------------------------+------------------------------------+ 57 | | scrivi contatore (7) | 58 +------------------------------------+------------------------------------+ 59 60Questo è quello che potrebbe succedere in realtà: 61 62.. table:: Possibile risultato 63 64 +------------------------------------+------------------------------------+ 65 | Istanza 1 | Istanza 2 | 66 +====================================+====================================+ 67 | leggi contatore (5) | | 68 +------------------------------------+------------------------------------+ 69 | | leggi contatore (5) | 70 +------------------------------------+------------------------------------+ 71 | aggiungi 1 (6) | | 72 +------------------------------------+------------------------------------+ 73 | | aggiungi 1 (6) | 74 +------------------------------------+------------------------------------+ 75 | scrivi contatore (6) | | 76 +------------------------------------+------------------------------------+ 77 | | scrivi contatore (6) | 78 +------------------------------------+------------------------------------+ 79 80 81Corse critiche e sezioni critiche 82--------------------------------- 83 84Questa sovrapposizione, ovvero quando un risultato dipende dal tempo che 85intercorre fra processi diversi, è chiamata corsa critica. La porzione 86di codice che contiene questo problema è chiamata sezione critica. 87In particolar modo da quando Linux ha incominciato a girare su 88macchine multi-processore, le sezioni critiche sono diventate uno dei 89maggiori problemi di progettazione ed implementazione del kernel. 90 91La prelazione può sortire gli stessi effetti, anche se c'è una sola CPU: 92interrompendo un processo nella sua sezione critica otterremo comunque 93la stessa corsa critica. In questo caso, il thread che si avvicenda 94nell'esecuzione potrebbe eseguire anch'esso la sezione critica. 95 96La soluzione è quella di riconoscere quando avvengono questi accessi 97simultanei, ed utilizzare i *lock* per accertarsi che solo un'istanza 98per volta possa entrare nella sezione critica. Il kernel offre delle buone 99funzioni a questo scopo. E poi ci sono quelle meno buone, ma farò finta 100che non esistano. 101 102Sincronizzazione nel kernel Linux 103================================= 104 105Se posso darvi un suggerimento: non dormite mai con qualcuno più pazzo di 106voi. Ma se dovessi darvi un suggerimento sulla sincronizzazione: 107**mantenetela semplice**. 108 109Siate riluttanti nell'introduzione di nuovi *lock*. 110 111Abbastanza strano, quest'ultimo è l'esatto opposto del mio suggerimento 112su quando **avete** dormito con qualcuno più pazzo di voi. E dovreste 113pensare a prendervi un cane bello grande. 114 115I due principali tipi di *lock* nel kernel: spinlock e mutex 116------------------------------------------------------------ 117 118Ci sono due tipi principali di *lock* nel kernel. Il tipo fondamentale è lo 119spinlock (``include/asm/spinlock.h``), un semplice *lock* che può essere 120trattenuto solo da un processo: se non si può trattenere lo spinlock, allora 121rimane in attesa attiva (in inglese *spinning*) finché non ci riesce. 122Gli spinlock sono molto piccoli e rapidi, possono essere utilizzati ovunque. 123 124Il secondo tipo è il mutex (``include/linux/mutex.h``): è come uno spinlock, 125ma potreste bloccarvi trattenendolo. Se non potete trattenere un mutex 126il vostro processo si auto-sospenderà; verrà riattivato quando il mutex 127verrà rilasciato. Questo significa che il processore potrà occuparsi d'altro 128mentre il vostro processo è in attesa. Esistono molti casi in cui non potete 129permettervi di sospendere un processo (vedere 130:ref:`Quali funzioni possono essere chiamate in modo sicuro dalle interruzioni? <it_sleeping-things>`) 131e quindi dovrete utilizzare gli spinlock. 132 133Nessuno di questi *lock* è ricorsivo: vedere 134:ref:`Stallo: semplice ed avanzato <it_deadlock>` 135 136I *lock* e i kernel per sistemi monoprocessore 137---------------------------------------------- 138 139Per i kernel compilati senza ``CONFIG_SMP`` e senza ``CONFIG_PREEMPT`` 140gli spinlock non esistono. Questa è un'ottima scelta di progettazione: 141quando nessun altro processo può essere eseguito in simultanea, allora 142non c'è la necessità di avere un *lock*. 143 144Se il kernel è compilato senza ``CONFIG_SMP`` ma con ``CONFIG_PREEMPT``, 145allora gli spinlock disabilitano la prelazione; questo è sufficiente a 146prevenire le corse critiche. Nella maggior parte dei casi, possiamo considerare 147la prelazione equivalente ad un sistema multi-processore senza preoccuparci 148di trattarla indipendentemente. 149 150Dovreste verificare sempre la sincronizzazione con le opzioni ``CONFIG_SMP`` e 151``CONFIG_PREEMPT`` abilitate, anche quando non avete un sistema 152multi-processore, questo vi permetterà di identificare alcuni problemi 153di sincronizzazione. 154 155Come vedremo di seguito, i mutex continuano ad esistere perché sono necessari 156per la sincronizzazione fra processi in contesto utente. 157 158Sincronizzazione in contesto utente 159----------------------------------- 160 161Se avete una struttura dati che verrà utilizzata solo dal contesto utente, 162allora, per proteggerla, potete utilizzare un semplice mutex 163(``include/linux/mutex.h``). Questo è il caso più semplice: inizializzate il 164mutex; invocate mutex_lock_interruptible() per trattenerlo e 165mutex_unlock() per rilasciarlo. C'è anche mutex_lock() 166ma questa dovrebbe essere evitata perché non ritorna in caso di segnali. 167 168Per esempio: ``net/netfilter/nf_sockopt.c`` permette la registrazione 169di nuove chiamate per setsockopt() e getsockopt() 170usando la funzione nf_register_sockopt(). La registrazione e 171la rimozione vengono eseguite solamente quando il modulo viene caricato 172o scaricato (e durante l'avvio del sistema, qui non abbiamo concorrenza), 173e la lista delle funzioni registrate viene consultata solamente quando 174setsockopt() o getsockopt() sono sconosciute al sistema. 175In questo caso ``nf_sockopt_mutex`` è perfetto allo scopo, in particolar modo 176visto che setsockopt e getsockopt potrebbero dormire. 177 178Sincronizzazione fra il contesto utente e i softirq 179--------------------------------------------------- 180 181Se un softirq condivide dati col contesto utente, avete due problemi. 182Primo, il contesto utente corrente potrebbe essere interroto da un softirq, 183e secondo, la sezione critica potrebbe essere eseguita da un altro 184processore. Questo è quando spin_lock_bh() 185(``include/linux/spinlock.h``) viene utilizzato. Questo disabilita i softirq 186sul processore e trattiene il *lock*. Invece, spin_unlock_bh() fa 187l'opposto. (Il suffisso '_bh' è un residuo storico che fa riferimento al 188"Bottom Halves", il vecchio nome delle interruzioni software. In un mondo 189perfetto questa funzione si chiamerebbe 'spin_lock_softirq()'). 190 191Da notare che in questo caso potete utilizzare anche spin_lock_irq() 192o spin_lock_irqsave(), queste fermano anche le interruzioni hardware: 193vedere :ref:`Contesto di interruzione hardware <it_hardirq-context>`. 194 195Questo funziona alla perfezione anche sui sistemi monoprocessore: gli spinlock 196svaniscono e questa macro diventa semplicemente local_bh_disable() 197(``include/linux/interrupt.h``), la quale impedisce ai softirq d'essere 198eseguiti. 199 200Sincronizzazione fra contesto utente e i tasklet 201------------------------------------------------ 202 203Questo caso è uguale al precedente, un tasklet viene eseguito da un softirq. 204 205Sincronizzazione fra contesto utente e i timer 206---------------------------------------------- 207 208Anche questo caso è uguale al precedente, un timer viene eseguito da un 209softirq. 210Dal punto di vista della sincronizzazione, tasklet e timer sono identici. 211 212Sincronizzazione fra tasklet e timer 213------------------------------------ 214 215Qualche volta un tasklet od un timer potrebbero condividere i dati con 216un altro tasklet o timer 217 218Lo stesso tasklet/timer 219~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ 220 221Dato che un tasklet non viene mai eseguito contemporaneamente su due 222processori, non dovete preoccuparvi che sia rientrante (ovvero eseguito 223più volte in contemporanea), perfino su sistemi multi-processore. 224 225Differenti tasklet/timer 226~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ 227 228Se un altro tasklet/timer vuole condividere dati col vostro tasklet o timer, 229allora avrete bisogno entrambe di spin_lock() e 230spin_unlock(). Qui spin_lock_bh() è inutile, siete già 231in un tasklet ed avete la garanzia che nessun altro verrà eseguito sullo 232stesso processore. 233 234Sincronizzazione fra softirq 235---------------------------- 236 237Spesso un softirq potrebbe condividere dati con se stesso o un tasklet/timer. 238 239Lo stesso softirq 240~~~~~~~~~~~~~~~~~ 241 242Lo stesso softirq può essere eseguito su un diverso processore: allo scopo 243di migliorare le prestazioni potete utilizzare dati riservati ad ogni 244processore (vedere :ref:`Dati per processore <it_per-cpu>`). Se siete arrivati 245fino a questo punto nell'uso dei softirq, probabilmente tenete alla scalabilità 246delle prestazioni abbastanza da giustificarne la complessità aggiuntiva. 247 248Dovete utilizzare spin_lock() e spin_unlock() per 249proteggere i dati condivisi. 250 251Diversi Softirqs 252~~~~~~~~~~~~~~~~ 253 254Dovete utilizzare spin_lock() e spin_unlock() per 255proteggere i dati condivisi, che siano timer, tasklet, diversi softirq o 256lo stesso o altri softirq: uno qualsiasi di essi potrebbe essere in esecuzione 257su un diverso processore. 258 259.. _`it_hardirq-context`: 260 261Contesto di interruzione hardware 262================================= 263 264Solitamente le interruzioni hardware comunicano con un tasklet o un softirq. 265Spesso questo si traduce nel mettere in coda qualcosa da fare che verrà 266preso in carico da un softirq. 267 268Sincronizzazione fra interruzioni hardware e softirq/tasklet 269------------------------------------------------------------ 270 271Se un gestore di interruzioni hardware condivide dati con un softirq, allora 272avrete due preoccupazioni. Primo, il softirq può essere interrotto da 273un'interruzione hardware, e secondo, la sezione critica potrebbe essere 274eseguita da un'interruzione hardware su un processore diverso. Questo è il caso 275dove spin_lock_irq() viene utilizzato. Disabilita le interruzioni 276sul processore che l'esegue, poi trattiene il lock. spin_unlock_irq() 277fa l'opposto. 278 279Il gestore d'interruzione hardware non ha bisogno di usare spin_lock_irq() 280perché i softirq non possono essere eseguiti quando il gestore d'interruzione 281hardware è in esecuzione: per questo si può usare spin_lock(), che è un po' 282più veloce. L'unica eccezione è quando un altro gestore d'interruzioni 283hardware utilizza lo stesso *lock*: spin_lock_irq() impedirà a questo 284secondo gestore di interrompere quello in esecuzione. 285 286Questo funziona alla perfezione anche sui sistemi monoprocessore: gli spinlock 287svaniscono e questa macro diventa semplicemente local_irq_disable() 288(``include/asm/smp.h``), la quale impedisce a softirq/tasklet/BH d'essere 289eseguiti. 290 291spin_lock_irqsave() (``include/linux/spinlock.h``) è una variante che 292salva lo stato delle interruzioni in una variabile, questa verrà poi passata 293a spin_unlock_irqrestore(). Questo significa che lo stesso codice 294potrà essere utilizzato in un'interruzione hardware (dove le interruzioni sono 295già disabilitate) e in un softirq (dove la disabilitazione delle interruzioni 296è richiesta). 297 298Da notare che i softirq (e quindi tasklet e timer) sono eseguiti al ritorno 299da un'interruzione hardware, quindi spin_lock_irq() interrompe 300anche questi. Tenuto conto di questo si può dire che 301spin_lock_irqsave() è la funzione di sincronizzazione più generica 302e potente. 303 304Sincronizzazione fra due gestori d'interruzioni hardware 305-------------------------------------------------------- 306 307Condividere dati fra due gestori di interruzione hardware è molto raro, ma se 308succede, dovreste usare spin_lock_irqsave(): è una specificità 309dell'architettura il fatto che tutte le interruzioni vengano interrotte 310quando si eseguono di gestori di interruzioni. 311 312Bigino della sincronizzazione 313============================= 314 315Pete Zaitcev ci offre il seguente riassunto: 316 317- Se siete in un contesto utente (una qualsiasi chiamata di sistema) 318 e volete sincronizzarvi con altri processi, usate i mutex. Potete trattenere 319 il mutex e dormire (``copy_from_user*(`` o ``kmalloc(x,GFP_KERNEL)``). 320 321- Altrimenti (== i dati possono essere manipolati da un'interruzione) usate 322 spin_lock_irqsave() e spin_unlock_irqrestore(). 323 324- Evitate di trattenere uno spinlock per più di 5 righe di codice incluse 325 le chiamate a funzione (ad eccezione di quell per l'accesso come 326 readb()). 327 328Tabella dei requisiti minimi 329---------------------------- 330 331La tabella seguente illustra i requisiti **minimi** per la sincronizzazione fra 332diversi contesti. In alcuni casi, lo stesso contesto può essere eseguito solo 333da un processore per volta, quindi non ci sono requisiti per la 334sincronizzazione (per esempio, un thread può essere eseguito solo su un 335processore alla volta, ma se deve condividere dati con un altro thread, allora 336la sincronizzazione è necessaria). 337 338Ricordatevi il suggerimento qui sopra: potete sempre usare 339spin_lock_irqsave(), che è un sovrainsieme di tutte le altre funzioni 340per spinlock. 341 342============== ============= ============= ========= ========= ========= ========= ======= ======= ============== ============== 343. IRQ Handler A IRQ Handler B Softirq A Softirq B Tasklet A Tasklet B Timer A Timer B User Context A User Context B 344============== ============= ============= ========= ========= ========= ========= ======= ======= ============== ============== 345IRQ Handler A None 346IRQ Handler B SLIS None 347Softirq A SLI SLI SL 348Softirq B SLI SLI SL SL 349Tasklet A SLI SLI SL SL None 350Tasklet B SLI SLI SL SL SL None 351Timer A SLI SLI SL SL SL SL None 352Timer B SLI SLI SL SL SL SL SL None 353User Context A SLI SLI SLBH SLBH SLBH SLBH SLBH SLBH None 354User Context B SLI SLI SLBH SLBH SLBH SLBH SLBH SLBH MLI None 355============== ============= ============= ========= ========= ========= ========= ======= ======= ============== ============== 356 357Table: Tabella dei requisiti per la sincronizzazione 358 359+--------+----------------------------+ 360| SLIS | spin_lock_irqsave | 361+--------+----------------------------+ 362| SLI | spin_lock_irq | 363+--------+----------------------------+ 364| SL | spin_lock | 365+--------+----------------------------+ 366| SLBH | spin_lock_bh | 367+--------+----------------------------+ 368| MLI | mutex_lock_interruptible | 369+--------+----------------------------+ 370 371Table: Legenda per la tabella dei requisiti per la sincronizzazione 372 373Le funzioni *trylock* 374===================== 375 376Ci sono funzioni che provano a trattenere un *lock* solo una volta e 377ritornano immediatamente comunicato il successo od il fallimento 378dell'operazione. Posso essere usate quando non serve accedere ai dati 379protetti dal *lock* quando qualche altro thread lo sta già facendo 380trattenendo il *lock*. Potrete acquisire il *lock* più tardi se vi 381serve accedere ai dati protetti da questo *lock*. 382 383La funzione spin_trylock() non ritenta di acquisire il *lock*, 384se ci riesce al primo colpo ritorna un valore diverso da zero, altrimenti 385se fallisce ritorna 0. Questa funzione può essere utilizzata in un qualunque 386contesto, ma come spin_lock(): dovete disabilitare i contesti che 387potrebbero interrompervi e quindi trattenere lo spinlock. 388 389La funzione mutex_trylock() invece di sospendere il vostro processo 390ritorna un valore diverso da zero se è possibile trattenere il lock al primo 391colpo, altrimenti se fallisce ritorna 0. Nonostante non dorma, questa funzione 392non può essere usata in modo sicuro in contesti di interruzione hardware o 393software. 394 395Esempi più comuni 396================= 397 398Guardiamo un semplice esempio: una memoria che associa nomi a numeri. 399La memoria tiene traccia di quanto spesso viene utilizzato ogni oggetto; 400quando è piena, l'oggetto meno usato viene eliminato. 401 402Tutto in contesto utente 403------------------------ 404 405Nel primo esempio, supponiamo che tutte le operazioni avvengano in contesto 406utente (in soldoni, da una chiamata di sistema), quindi possiamo dormire. 407Questo significa che possiamo usare i mutex per proteggere la nostra memoria 408e tutti gli oggetti che contiene. Ecco il codice:: 409 410 #include <linux/list.h> 411 #include <linux/slab.h> 412 #include <linux/string.h> 413 #include <linux/mutex.h> 414 #include <asm/errno.h> 415 416 struct object 417 { 418 struct list_head list; 419 int id; 420 char name[32]; 421 int popularity; 422 }; 423 424 /* Protects the cache, cache_num, and the objects within it */ 425 static DEFINE_MUTEX(cache_lock); 426 static LIST_HEAD(cache); 427 static unsigned int cache_num = 0; 428 #define MAX_CACHE_SIZE 10 429 430 /* Must be holding cache_lock */ 431 static struct object *__cache_find(int id) 432 { 433 struct object *i; 434 435 list_for_each_entry(i, &cache, list) 436 if (i->id == id) { 437 i->popularity++; 438 return i; 439 } 440 return NULL; 441 } 442 443 /* Must be holding cache_lock */ 444 static void __cache_delete(struct object *obj) 445 { 446 BUG_ON(!obj); 447 list_del(&obj->list); 448 kfree(obj); 449 cache_num--; 450 } 451 452 /* Must be holding cache_lock */ 453 static void __cache_add(struct object *obj) 454 { 455 list_add(&obj->list, &cache); 456 if (++cache_num > MAX_CACHE_SIZE) { 457 struct object *i, *outcast = NULL; 458 list_for_each_entry(i, &cache, list) { 459 if (!outcast || i->popularity < outcast->popularity) 460 outcast = i; 461 } 462 __cache_delete(outcast); 463 } 464 } 465 466 int cache_add(int id, const char *name) 467 { 468 struct object *obj; 469 470 if ((obj = kmalloc(sizeof(*obj), GFP_KERNEL)) == NULL) 471 return -ENOMEM; 472 473 strscpy(obj->name, name, sizeof(obj->name)); 474 obj->id = id; 475 obj->popularity = 0; 476 477 mutex_lock(&cache_lock); 478 __cache_add(obj); 479 mutex_unlock(&cache_lock); 480 return 0; 481 } 482 483 void cache_delete(int id) 484 { 485 mutex_lock(&cache_lock); 486 __cache_delete(__cache_find(id)); 487 mutex_unlock(&cache_lock); 488 } 489 490 int cache_find(int id, char *name) 491 { 492 struct object *obj; 493 int ret = -ENOENT; 494 495 mutex_lock(&cache_lock); 496 obj = __cache_find(id); 497 if (obj) { 498 ret = 0; 499 strcpy(name, obj->name); 500 } 501 mutex_unlock(&cache_lock); 502 return ret; 503 } 504 505Da notare che ci assicuriamo sempre di trattenere cache_lock quando 506aggiungiamo, rimuoviamo od ispezioniamo la memoria: sia la struttura 507della memoria che il suo contenuto sono protetti dal *lock*. Questo 508caso è semplice dato che copiamo i dati dall'utente e non permettiamo 509mai loro di accedere direttamente agli oggetti. 510 511C'è una piccola ottimizzazione qui: nella funzione cache_add() 512impostiamo i campi dell'oggetto prima di acquisire il *lock*. Questo è 513sicuro perché nessun altro potrà accedervi finché non lo inseriremo 514nella memoria. 515 516Accesso dal contesto utente 517--------------------------- 518 519Ora consideriamo il caso in cui cache_find() può essere invocata 520dal contesto d'interruzione: sia hardware che software. Un esempio potrebbe 521essere un timer che elimina oggetti dalla memoria. 522 523Qui di seguito troverete la modifica nel formato *patch*: le righe ``-`` 524sono quelle rimosse, mentre quelle ``+`` sono quelle aggiunte. 525 526:: 527 528 --- cache.c.usercontext 2003-12-09 13:58:54.000000000 +1100 529 +++ cache.c.interrupt 2003-12-09 14:07:49.000000000 +1100 530 @@ -12,7 +12,7 @@ 531 int popularity; 532 }; 533 534 -static DEFINE_MUTEX(cache_lock); 535 +static DEFINE_SPINLOCK(cache_lock); 536 static LIST_HEAD(cache); 537 static unsigned int cache_num = 0; 538 #define MAX_CACHE_SIZE 10 539 @@ -55,6 +55,7 @@ 540 int cache_add(int id, const char *name) 541 { 542 struct object *obj; 543 + unsigned long flags; 544 545 if ((obj = kmalloc(sizeof(*obj), GFP_KERNEL)) == NULL) 546 return -ENOMEM; 547 @@ -63,30 +64,33 @@ 548 obj->id = id; 549 obj->popularity = 0; 550 551 - mutex_lock(&cache_lock); 552 + spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); 553 __cache_add(obj); 554 - mutex_unlock(&cache_lock); 555 + spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags); 556 return 0; 557 } 558 559 void cache_delete(int id) 560 { 561 - mutex_lock(&cache_lock); 562 + unsigned long flags; 563 + 564 + spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); 565 __cache_delete(__cache_find(id)); 566 - mutex_unlock(&cache_lock); 567 + spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags); 568 } 569 570 int cache_find(int id, char *name) 571 { 572 struct object *obj; 573 int ret = -ENOENT; 574 + unsigned long flags; 575 576 - mutex_lock(&cache_lock); 577 + spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); 578 obj = __cache_find(id); 579 if (obj) { 580 ret = 0; 581 strcpy(name, obj->name); 582 } 583 - mutex_unlock(&cache_lock); 584 + spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags); 585 return ret; 586 } 587 588Da notare che spin_lock_irqsave() disabiliterà le interruzioni 589se erano attive, altrimenti non farà niente (quando siamo già in un contesto 590d'interruzione); dunque queste funzioni possono essere chiamante in 591sicurezza da qualsiasi contesto. 592 593Sfortunatamente, cache_add() invoca kmalloc() con 594l'opzione ``GFP_KERNEL`` che è permessa solo in contesto utente. Ho supposto 595che cache_add() venga chiamata dal contesto utente, altrimenti 596questa opzione deve diventare un parametro di cache_add(). 597 598Esporre gli oggetti al di fuori del file 599---------------------------------------- 600 601Se i vostri oggetti contengono più informazioni, potrebbe non essere 602sufficiente copiare i dati avanti e indietro: per esempio, altre parti del 603codice potrebbero avere un puntatore a questi oggetti piuttosto che cercarli 604ogni volta. Questo introduce due problemi. 605 606Il primo problema è che utilizziamo ``cache_lock`` per proteggere gli oggetti: 607dobbiamo renderlo dinamico così che il resto del codice possa usarlo. Questo 608rende la sincronizzazione più complicata dato che non avviene più in un unico 609posto. 610 611Il secondo problema è il problema del ciclo di vita: se un'altra struttura 612mantiene un puntatore ad un oggetto, presumibilmente si aspetta che questo 613puntatore rimanga valido. Sfortunatamente, questo è garantito solo mentre 614si trattiene il *lock*, altrimenti qualcuno potrebbe chiamare 615cache_delete() o peggio, aggiungere un oggetto che riutilizza lo 616stesso indirizzo. 617 618Dato che c'è un solo *lock*, non potete trattenerlo a vita: altrimenti 619nessun altro potrà eseguire il proprio lavoro. 620 621La soluzione a questo problema è l'uso di un contatore di riferimenti: 622chiunque punti ad un oggetto deve incrementare il contatore, e decrementarlo 623quando il puntatore non viene più usato. Quando il contatore raggiunge lo zero 624significa che non è più usato e l'oggetto può essere rimosso. 625 626Ecco il codice:: 627 628 --- cache.c.interrupt 2003-12-09 14:25:43.000000000 +1100 629 +++ cache.c.refcnt 2003-12-09 14:33:05.000000000 +1100 630 @@ -7,6 +7,7 @@ 631 struct object 632 { 633 struct list_head list; 634 + unsigned int refcnt; 635 int id; 636 char name[32]; 637 int popularity; 638 @@ -17,6 +18,35 @@ 639 static unsigned int cache_num = 0; 640 #define MAX_CACHE_SIZE 10 641 642 +static void __object_put(struct object *obj) 643 +{ 644 + if (--obj->refcnt == 0) 645 + kfree(obj); 646 +} 647 + 648 +static void __object_get(struct object *obj) 649 +{ 650 + obj->refcnt++; 651 +} 652 + 653 +void object_put(struct object *obj) 654 +{ 655 + unsigned long flags; 656 + 657 + spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); 658 + __object_put(obj); 659 + spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags); 660 +} 661 + 662 +void object_get(struct object *obj) 663 +{ 664 + unsigned long flags; 665 + 666 + spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); 667 + __object_get(obj); 668 + spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags); 669 +} 670 + 671 /* Must be holding cache_lock */ 672 static struct object *__cache_find(int id) 673 { 674 @@ -35,6 +65,7 @@ 675 { 676 BUG_ON(!obj); 677 list_del(&obj->list); 678 + __object_put(obj); 679 cache_num--; 680 } 681 682 @@ -63,6 +94,7 @@ 683 strscpy(obj->name, name, sizeof(obj->name)); 684 obj->id = id; 685 obj->popularity = 0; 686 + obj->refcnt = 1; /* The cache holds a reference */ 687 688 spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); 689 __cache_add(obj); 690 @@ -79,18 +111,15 @@ 691 spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags); 692 } 693 694 -int cache_find(int id, char *name) 695 +struct object *cache_find(int id) 696 { 697 struct object *obj; 698 - int ret = -ENOENT; 699 unsigned long flags; 700 701 spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); 702 obj = __cache_find(id); 703 - if (obj) { 704 - ret = 0; 705 - strcpy(name, obj->name); 706 - } 707 + if (obj) 708 + __object_get(obj); 709 spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags); 710 - return ret; 711 + return obj; 712 } 713 714Abbiamo incapsulato il contatore di riferimenti nelle tipiche funzioni 715di 'get' e 'put'. Ora possiamo ritornare l'oggetto da cache_find() 716col vantaggio che l'utente può dormire trattenendo l'oggetto (per esempio, 717copy_to_user() per copiare il nome verso lo spazio utente). 718 719Un altro punto da notare è che ho detto che il contatore dovrebbe incrementarsi 720per ogni puntatore ad un oggetto: quindi il contatore di riferimenti è 1 721quando l'oggetto viene inserito nella memoria. In altre versione il framework 722non trattiene un riferimento per se, ma diventa più complicato. 723 724Usare operazioni atomiche per il contatore di riferimenti 725~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ 726 727In sostanza, :c:type:`atomic_t` viene usato come contatore di riferimenti. 728Ci sono un certo numbero di operazioni atomiche definite 729in ``include/asm/atomic.h``: queste sono garantite come atomiche su qualsiasi 730processore del sistema, quindi non sono necessari i *lock*. In questo caso è 731più semplice rispetto all'uso degli spinlock, benché l'uso degli spinlock 732sia più elegante per casi non banali. Le funzioni atomic_inc() e 733atomic_dec_and_test() vengono usate al posto dei tipici operatori di 734incremento e decremento, e i *lock* non sono più necessari per proteggere il 735contatore stesso. 736 737:: 738 739 --- cache.c.refcnt 2003-12-09 15:00:35.000000000 +1100 740 +++ cache.c.refcnt-atomic 2003-12-11 15:49:42.000000000 +1100 741 @@ -7,7 +7,7 @@ 742 struct object 743 { 744 struct list_head list; 745 - unsigned int refcnt; 746 + atomic_t refcnt; 747 int id; 748 char name[32]; 749 int popularity; 750 @@ -18,33 +18,15 @@ 751 static unsigned int cache_num = 0; 752 #define MAX_CACHE_SIZE 10 753 754 -static void __object_put(struct object *obj) 755 -{ 756 - if (--obj->refcnt == 0) 757 - kfree(obj); 758 -} 759 - 760 -static void __object_get(struct object *obj) 761 -{ 762 - obj->refcnt++; 763 -} 764 - 765 void object_put(struct object *obj) 766 { 767 - unsigned long flags; 768 - 769 - spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); 770 - __object_put(obj); 771 - spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags); 772 + if (atomic_dec_and_test(&obj->refcnt)) 773 + kfree(obj); 774 } 775 776 void object_get(struct object *obj) 777 { 778 - unsigned long flags; 779 - 780 - spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); 781 - __object_get(obj); 782 - spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags); 783 + atomic_inc(&obj->refcnt); 784 } 785 786 /* Must be holding cache_lock */ 787 @@ -65,7 +47,7 @@ 788 { 789 BUG_ON(!obj); 790 list_del(&obj->list); 791 - __object_put(obj); 792 + object_put(obj); 793 cache_num--; 794 } 795 796 @@ -94,7 +76,7 @@ 797 strscpy(obj->name, name, sizeof(obj->name)); 798 obj->id = id; 799 obj->popularity = 0; 800 - obj->refcnt = 1; /* The cache holds a reference */ 801 + atomic_set(&obj->refcnt, 1); /* The cache holds a reference */ 802 803 spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); 804 __cache_add(obj); 805 @@ -119,7 +101,7 @@ 806 spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); 807 obj = __cache_find(id); 808 if (obj) 809 - __object_get(obj); 810 + object_get(obj); 811 spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags); 812 return obj; 813 } 814 815Proteggere l'oggetto stesso 816--------------------------- 817 818In questo esempio, assumiamo che gli oggetti (ad eccezione del contatore 819di riferimenti) non cambino mai dopo la loro creazione. Se vogliamo permettere 820al nome di cambiare abbiamo tre possibilità: 821 822- Si può togliere static da ``cache_lock`` e dire agli utenti che devono 823 trattenere il *lock* prima di modificare il nome di un oggetto. 824 825- Si può fornire una funzione cache_obj_rename() che prende il 826 *lock* e cambia il nome per conto del chiamante; si dirà poi agli utenti 827 di usare questa funzione. 828 829- Si può decidere che ``cache_lock`` protegge solo la memoria stessa, ed 830 un altro *lock* è necessario per la protezione del nome. 831 832Teoricamente, possiamo avere un *lock* per ogni campo e per ogni oggetto. 833In pratica, le varianti più comuni sono: 834 835- un *lock* che protegge l'infrastruttura (la lista ``cache`` di questo 836 esempio) e gli oggetti. Questo è quello che abbiamo fatto finora. 837 838- un *lock* che protegge l'infrastruttura (inclusi i puntatori alla lista 839 negli oggetti), e un *lock* nell'oggetto per proteggere il resto 840 dell'oggetto stesso. 841 842- *lock* multipli per proteggere l'infrastruttura (per esempio un *lock* 843 per ogni lista), possibilmente con un *lock* per oggetto. 844 845Qui di seguito un'implementazione con "un lock per oggetto": 846 847:: 848 849 --- cache.c.refcnt-atomic 2003-12-11 15:50:54.000000000 +1100 850 +++ cache.c.perobjectlock 2003-12-11 17:15:03.000000000 +1100 851 @@ -6,11 +6,17 @@ 852 853 struct object 854 { 855 + /* These two protected by cache_lock. */ 856 struct list_head list; 857 + int popularity; 858 + 859 atomic_t refcnt; 860 + 861 + /* Doesn't change once created. */ 862 int id; 863 + 864 + spinlock_t lock; /* Protects the name */ 865 char name[32]; 866 - int popularity; 867 }; 868 869 static DEFINE_SPINLOCK(cache_lock); 870 @@ -77,6 +84,7 @@ 871 obj->id = id; 872 obj->popularity = 0; 873 atomic_set(&obj->refcnt, 1); /* The cache holds a reference */ 874 + spin_lock_init(&obj->lock); 875 876 spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); 877 __cache_add(obj); 878 879Da notare che ho deciso che il contatore di popolarità dovesse essere 880protetto da ``cache_lock`` piuttosto che dal *lock* dell'oggetto; questo 881perché è logicamente parte dell'infrastruttura (come 882:c:type:`struct list_head <list_head>` nell'oggetto). In questo modo, 883in __cache_add(), non ho bisogno di trattenere il *lock* di ogni 884oggetto mentre si cerca il meno popolare. 885 886Ho anche deciso che il campo id è immutabile, quindi non ho bisogno di 887trattenere il lock dell'oggetto quando si usa __cache_find() 888per leggere questo campo; il *lock* dell'oggetto è usato solo dal chiamante 889che vuole leggere o scrivere il campo name. 890 891Inoltre, da notare che ho aggiunto un commento che descrive i dati che sono 892protetti dal *lock*. Questo è estremamente importante in quanto descrive il 893comportamento del codice, che altrimenti sarebbe di difficile comprensione 894leggendo solamente il codice. E come dice Alan Cox: “Lock data, not code”. 895 896Problemi comuni 897=============== 898 899.. _`it_deadlock`: 900 901Stallo: semplice ed avanzato 902---------------------------- 903 904Esiste un tipo di baco dove un pezzo di codice tenta di trattenere uno 905spinlock due volte: questo rimarrà in attesa attiva per sempre aspettando che 906il *lock* venga rilasciato (in Linux spinlocks, rwlocks e mutex non sono 907ricorsivi). 908Questo è facile da diagnosticare: non è uno di quei problemi che ti tengono 909sveglio 5 notti a parlare da solo. 910 911Un caso un pochino più complesso; immaginate d'avere una spazio condiviso 912fra un softirq ed il contesto utente. Se usate spin_lock() per 913proteggerlo, il contesto utente potrebbe essere interrotto da un softirq 914mentre trattiene il lock, da qui il softirq rimarrà in attesa attiva provando 915ad acquisire il *lock* già trattenuto nel contesto utente. 916 917Questi casi sono chiamati stalli (*deadlock*), e come mostrato qui sopra, 918può succedere anche con un solo processore (Ma non sui sistemi 919monoprocessore perché gli spinlock spariscano quando il kernel è compilato 920con ``CONFIG_SMP``\ =n. Nonostante ciò, nel secondo caso avrete comunque 921una corruzione dei dati). 922 923Questi casi sono facili da diagnosticare; sui sistemi multi-processore 924il supervisione (*watchdog*) o l'opzione di compilazione ``DEBUG_SPINLOCK`` 925(``include/linux/spinlock.h``) permettono di scovare immediatamente quando 926succedono. 927 928Esiste un caso più complesso che è conosciuto come l'abbraccio della morte; 929questo coinvolge due o più *lock*. Diciamo che avete un vettore di hash in cui 930ogni elemento è uno spinlock a cui è associata una lista di elementi con lo 931stesso hash. In un gestore di interruzioni software, dovete modificare un 932oggetto e spostarlo su un altro hash; quindi dovrete trattenete lo spinlock 933del vecchio hash e di quello nuovo, quindi rimuovere l'oggetto dal vecchio ed 934inserirlo nel nuovo. 935 936Qui abbiamo due problemi. Primo, se il vostro codice prova a spostare un 937oggetto all'interno della stessa lista, otterrete uno stallo visto che 938tenterà di trattenere lo stesso *lock* due volte. Secondo, se la stessa 939interruzione software su un altro processore sta tentando di spostare 940un altro oggetto nella direzione opposta, potrebbe accadere quanto segue: 941 942+---------------------------------+---------------------------------+ 943| CPU 1 | CPU 2 | 944+=================================+=================================+ 945| Trattiene *lock* A -> OK | Trattiene *lock* B -> OK | 946+---------------------------------+---------------------------------+ 947| Trattiene *lock* B -> attesa | Trattiene *lock* A -> attesa | 948+---------------------------------+---------------------------------+ 949 950Table: Conseguenze 951 952Entrambe i processori rimarranno in attesa attiva sul *lock* per sempre, 953aspettando che l'altro lo rilasci. Sembra e puzza come un blocco totale. 954 955Prevenire gli stalli 956-------------------- 957 958I libri di testo vi diranno che se trattenete i *lock* sempre nello stesso 959ordine non avrete mai un simile stallo. La pratica vi dirà che questo 960approccio non funziona all'ingrandirsi del sistema: quando creo un nuovo 961*lock* non ne capisco abbastanza del kernel per dire in quale dei 5000 *lock* 962si incastrerà. 963 964I *lock* migliori sono quelli incapsulati: non vengono esposti nei file di 965intestazione, e non vengono mai trattenuti fuori dallo stesso file. Potete 966rileggere questo codice e vedere che non ci sarà mai uno stallo perché 967non tenterà mai di trattenere un altro *lock* quando lo ha già. 968Le persone che usano il vostro codice non devono nemmeno sapere che voi 969state usando dei *lock*. 970 971Un classico problema deriva dall'uso di *callback* e di *hook*: se li 972chiamate mentre trattenete un *lock*, rischiate uno stallo o un abbraccio 973della morte (chi lo sa cosa farà una *callback*?). 974 975Ossessiva prevenzione degli stalli 976~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ 977 978Gli stalli sono un problema, ma non così terribile come la corruzione dei dati. 979Un pezzo di codice trattiene un *lock* di lettura, cerca in una lista, 980fallisce nel trovare quello che vuole, quindi rilascia il *lock* di lettura, 981trattiene un *lock* di scrittura ed inserisce un oggetto; questo genere di 982codice presenta una corsa critica. 983 984Se non riuscite a capire il perché, per favore state alla larga dal mio 985codice. 986 987corsa fra temporizzatori: un passatempo del kernel 988-------------------------------------------------- 989 990I temporizzatori potrebbero avere dei problemi con le corse critiche. 991Considerate una collezione di oggetti (liste, hash, eccetera) dove ogni oggetto 992ha un temporizzatore che sta per distruggerlo. 993 994Se volete eliminare l'intera collezione (diciamo quando rimuovete un modulo), 995potreste fare come segue:: 996 997 /* THIS CODE BAD BAD BAD BAD: IF IT WAS ANY WORSE IT WOULD USE 998 HUNGARIAN NOTATION */ 999 spin_lock_bh(&list_lock); 1000 1001 while (list) { 1002 struct foo *next = list->next; 1003 del_timer(&list->timer); 1004 kfree(list); 1005 list = next; 1006 } 1007 1008 spin_unlock_bh(&list_lock); 1009 1010Primo o poi, questo esploderà su un sistema multiprocessore perché un 1011temporizzatore potrebbe essere già partiro prima di spin_lock_bh(), 1012e prenderà il *lock* solo dopo spin_unlock_bh(), e cercherà 1013di eliminare il suo oggetto (che però è già stato eliminato). 1014 1015Questo può essere evitato controllando il valore di ritorno di 1016del_timer(): se ritorna 1, il temporizzatore è stato già 1017rimosso. Se 0, significa (in questo caso) che il temporizzatore è in 1018esecuzione, quindi possiamo fare come segue:: 1019 1020 retry: 1021 spin_lock_bh(&list_lock); 1022 1023 while (list) { 1024 struct foo *next = list->next; 1025 if (!del_timer(&list->timer)) { 1026 /* Give timer a chance to delete this */ 1027 spin_unlock_bh(&list_lock); 1028 goto retry; 1029 } 1030 kfree(list); 1031 list = next; 1032 } 1033 1034 spin_unlock_bh(&list_lock); 1035 1036Un altro problema è l'eliminazione dei temporizzatori che si riavviano 1037da soli (chiamando add_timer() alla fine della loro esecuzione). 1038Dato che questo è un problema abbastanza comune con una propensione 1039alle corse critiche, dovreste usare del_timer_sync() 1040(``include/linux/timer.h``) per gestire questo caso. Questa ritorna il 1041numero di volte che il temporizzatore è stato interrotto prima che 1042fosse in grado di fermarlo senza che si riavviasse. 1043 1044Velocità della sincronizzazione 1045=============================== 1046 1047Ci sono tre cose importanti da tenere in considerazione quando si valuta 1048la velocità d'esecuzione di un pezzo di codice che necessita di 1049sincronizzazione. La prima è la concorrenza: quante cose rimangono in attesa 1050mentre qualcuno trattiene un *lock*. La seconda è il tempo necessario per 1051acquisire (senza contese) e rilasciare un *lock*. La terza è di usare meno 1052*lock* o di più furbi. Immagino che i *lock* vengano usati regolarmente, 1053altrimenti, non sareste interessati all'efficienza. 1054 1055La concorrenza dipende da quanto a lungo un *lock* è trattenuto: dovreste 1056trattenere un *lock* solo il tempo minimo necessario ma non un istante in più. 1057Nella memoria dell'esempio precedente, creiamo gli oggetti senza trattenere 1058il *lock*, poi acquisiamo il *lock* quando siamo pronti per inserirlo nella 1059lista. 1060 1061Il tempo di acquisizione di un *lock* dipende da quanto danno fa 1062l'operazione sulla *pipeline* (ovvero stalli della *pipeline*) e quant'è 1063probabile che il processore corrente sia stato anche l'ultimo ad acquisire 1064il *lock* (in pratica, il *lock* è nella memoria cache del processore 1065corrente?): su sistemi multi-processore questa probabilità precipita 1066rapidamente. Consideriamo un processore Intel Pentium III a 700Mhz: questo 1067esegue un'istruzione in 0.7ns, un incremento atomico richiede 58ns, acquisire 1068un *lock* che è nella memoria cache del processore richiede 160ns, e un 1069trasferimento dalla memoria cache di un altro processore richiede altri 1070170/360ns (Leggetevi l'articolo di Paul McKenney's `Linux Journal RCU 1071article <http://www.linuxjournal.com/article.php?sid=6993>`__). 1072 1073Questi due obiettivi sono in conflitto: trattenere un *lock* per il minor 1074tempo possibile potrebbe richiedere la divisione in più *lock* per diverse 1075parti (come nel nostro ultimo esempio con un *lock* per ogni oggetto), 1076ma questo aumenta il numero di acquisizioni di *lock*, ed il risultato 1077spesso è che tutto è più lento che con un singolo *lock*. Questo è un altro 1078argomento in favore della semplicità quando si parla di sincronizzazione. 1079 1080Il terzo punto è discusso di seguito: ci sono alcune tecniche per ridurre 1081il numero di sincronizzazioni che devono essere fatte. 1082 1083Read/Write Lock Variants 1084------------------------ 1085 1086Sia gli spinlock che i mutex hanno una variante per la lettura/scrittura 1087(read/write): ``rwlock_t`` e :c:type:`struct rw_semaphore <rw_semaphore>`. 1088Queste dividono gli utenti in due categorie: i lettori e gli scrittori. 1089Se state solo leggendo i dati, potete acquisire il *lock* di lettura, ma 1090per scrivere avrete bisogno del *lock* di scrittura. Molti possono trattenere 1091il *lock* di lettura, ma solo uno scrittore alla volta può trattenere 1092quello di scrittura. 1093 1094Se il vostro codice si divide chiaramente in codice per lettori e codice 1095per scrittori (come nel nostro esempio), e il *lock* dei lettori viene 1096trattenuto per molto tempo, allora l'uso di questo tipo di *lock* può aiutare. 1097Questi sono leggermente più lenti rispetto alla loro versione normale, quindi 1098nella pratica l'uso di ``rwlock_t`` non ne vale la pena. 1099 1100Evitare i *lock*: Read Copy Update 1101-------------------------------------------- 1102 1103Esiste un metodo di sincronizzazione per letture e scritture detto 1104Read Copy Update. Con l'uso della tecnica RCU, i lettori possono scordarsi 1105completamente di trattenere i *lock*; dato che nel nostro esempio ci 1106aspettiamo d'avere più lettore che scrittori (altrimenti questa memoria 1107sarebbe uno spreco) possiamo dire che questo meccanismo permette 1108un'ottimizzazione. 1109 1110Come facciamo a sbarazzarci dei *lock* di lettura? Sbarazzarsi dei *lock* di 1111lettura significa che uno scrittore potrebbe cambiare la lista sotto al naso 1112dei lettori. Questo è abbastanza semplice: possiamo leggere una lista 1113concatenata se lo scrittore aggiunge elementi alla fine e con certe 1114precauzioni. Per esempio, aggiungendo ``new`` ad una lista concatenata 1115chiamata ``list``:: 1116 1117 new->next = list->next; 1118 wmb(); 1119 list->next = new; 1120 1121La funzione wmb() è una barriera di sincronizzazione delle 1122scritture. Questa garantisce che la prima operazione (impostare l'elemento 1123``next`` del nuovo elemento) venga completata e vista da tutti i processori 1124prima che venga eseguita la seconda operazione (che sarebbe quella di mettere 1125il nuovo elemento nella lista). Questo è importante perché i moderni 1126compilatori ed i moderni processori possono, entrambe, riordinare le istruzioni 1127se non vengono istruiti altrimenti: vogliamo che i lettori non vedano 1128completamente il nuovo elemento; oppure che lo vedano correttamente e quindi 1129il puntatore ``next`` deve puntare al resto della lista. 1130 1131Fortunatamente, c'è una funzione che fa questa operazione sulle liste 1132:c:type:`struct list_head <list_head>`: list_add_rcu() 1133(``include/linux/list.h``). 1134 1135Rimuovere un elemento dalla lista è anche più facile: sostituiamo il puntatore 1136al vecchio elemento con quello del suo successore, e i lettori vedranno 1137l'elemento o lo salteranno. 1138 1139:: 1140 1141 list->next = old->next; 1142 1143La funzione list_del_rcu() (``include/linux/list.h``) fa esattamente 1144questo (la versione normale corrompe il vecchio oggetto, e non vogliamo che 1145accada). 1146 1147Anche i lettori devono stare attenti: alcuni processori potrebbero leggere 1148attraverso il puntatore ``next`` il contenuto dell'elemento successivo 1149troppo presto, ma non accorgersi che il contenuto caricato è sbagliato quando 1150il puntatore ``next`` viene modificato alla loro spalle. Ancora una volta 1151c'è una funzione che viene in vostro aiuto list_for_each_entry_rcu() 1152(``include/linux/list.h``). Ovviamente, gli scrittori possono usare 1153list_for_each_entry() dato che non ci possono essere due scrittori 1154in contemporanea. 1155 1156Il nostro ultimo dilemma è il seguente: quando possiamo realmente distruggere 1157l'elemento rimosso? Ricordate, un lettore potrebbe aver avuto accesso a questo 1158elemento proprio ora: se eliminiamo questo elemento ed il puntatore ``next`` 1159cambia, il lettore salterà direttamente nella spazzatura e scoppierà. Dobbiamo 1160aspettare finché tutti i lettori che stanno attraversando la lista abbiano 1161finito. Utilizziamo call_rcu() per registrare una funzione di 1162richiamo che distrugga l'oggetto quando tutti i lettori correnti hanno 1163terminato. In alternative, potrebbe essere usata la funzione 1164synchronize_rcu() che blocca l'esecuzione finché tutti i lettori 1165non terminano di ispezionare la lista. 1166 1167Ma come fa l'RCU a sapere quando i lettori sono finiti? Il meccanismo è 1168il seguente: innanzi tutto i lettori accedono alla lista solo fra la coppia 1169rcu_read_lock()/rcu_read_unlock() che disabilita la 1170prelazione così che i lettori non vengano sospesi mentre stanno leggendo 1171la lista. 1172 1173Poi, l'RCU aspetta finché tutti i processori non abbiano dormito almeno 1174una volta; a questo punto, dato che i lettori non possono dormire, possiamo 1175dedurre che un qualsiasi lettore che abbia consultato la lista durante la 1176rimozione abbia già terminato, quindi la *callback* viene eseguita. Il vero 1177codice RCU è un po' più ottimizzato di così, ma questa è l'idea di fondo. 1178 1179:: 1180 1181 --- cache.c.perobjectlock 2003-12-11 17:15:03.000000000 +1100 1182 +++ cache.c.rcupdate 2003-12-11 17:55:14.000000000 +1100 1183 @@ -1,15 +1,18 @@ 1184 #include <linux/list.h> 1185 #include <linux/slab.h> 1186 #include <linux/string.h> 1187 +#include <linux/rcupdate.h> 1188 #include <linux/mutex.h> 1189 #include <asm/errno.h> 1190 1191 struct object 1192 { 1193 - /* These two protected by cache_lock. */ 1194 + /* This is protected by RCU */ 1195 struct list_head list; 1196 int popularity; 1197 1198 + struct rcu_head rcu; 1199 + 1200 atomic_t refcnt; 1201 1202 /* Doesn't change once created. */ 1203 @@ -40,7 +43,7 @@ 1204 { 1205 struct object *i; 1206 1207 - list_for_each_entry(i, &cache, list) { 1208 + list_for_each_entry_rcu(i, &cache, list) { 1209 if (i->id == id) { 1210 i->popularity++; 1211 return i; 1212 @@ -49,19 +52,25 @@ 1213 return NULL; 1214 } 1215 1216 +/* Final discard done once we know no readers are looking. */ 1217 +static void cache_delete_rcu(void *arg) 1218 +{ 1219 + object_put(arg); 1220 +} 1221 + 1222 /* Must be holding cache_lock */ 1223 static void __cache_delete(struct object *obj) 1224 { 1225 BUG_ON(!obj); 1226 - list_del(&obj->list); 1227 - object_put(obj); 1228 + list_del_rcu(&obj->list); 1229 cache_num--; 1230 + call_rcu(&obj->rcu, cache_delete_rcu); 1231 } 1232 1233 /* Must be holding cache_lock */ 1234 static void __cache_add(struct object *obj) 1235 { 1236 - list_add(&obj->list, &cache); 1237 + list_add_rcu(&obj->list, &cache); 1238 if (++cache_num > MAX_CACHE_SIZE) { 1239 struct object *i, *outcast = NULL; 1240 list_for_each_entry(i, &cache, list) { 1241 @@ -104,12 +114,11 @@ 1242 struct object *cache_find(int id) 1243 { 1244 struct object *obj; 1245 - unsigned long flags; 1246 1247 - spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); 1248 + rcu_read_lock(); 1249 obj = __cache_find(id); 1250 if (obj) 1251 object_get(obj); 1252 - spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags); 1253 + rcu_read_unlock(); 1254 return obj; 1255 } 1256 1257Da notare che i lettori modificano il campo popularity nella funzione 1258__cache_find(), e ora non trattiene alcun *lock*. Una soluzione 1259potrebbe essere quella di rendere la variabile ``atomic_t``, ma per l'uso 1260che ne abbiamo fatto qui, non ci interessano queste corse critiche perché un 1261risultato approssimativo è comunque accettabile, quindi non l'ho cambiato. 1262 1263Il risultato è che la funzione cache_find() non ha bisogno di alcuna 1264sincronizzazione con le altre funzioni, quindi è veloce su un sistema 1265multi-processore tanto quanto lo sarebbe su un sistema mono-processore. 1266 1267Esiste un'ulteriore ottimizzazione possibile: vi ricordate il codice originale 1268della nostra memoria dove non c'erano contatori di riferimenti e il chiamante 1269semplicemente tratteneva il *lock* prima di accedere ad un oggetto? Questo è 1270ancora possibile: se trattenete un *lock* nessuno potrà cancellare l'oggetto, 1271quindi non avete bisogno di incrementare e decrementare il contatore di 1272riferimenti. 1273 1274Ora, dato che il '*lock* di lettura' di un RCU non fa altro che disabilitare 1275la prelazione, un chiamante che ha sempre la prelazione disabilitata fra le 1276chiamate cache_find() e object_put() non necessita 1277di incrementare e decrementare il contatore di riferimenti. Potremmo 1278esporre la funzione __cache_find() dichiarandola non-static, 1279e quel chiamante potrebbe usare direttamente questa funzione. 1280 1281Il beneficio qui sta nel fatto che il contatore di riferimenti no 1282viene scritto: l'oggetto non viene alterato in alcun modo e quindi diventa 1283molto più veloce su sistemi molti-processore grazie alla loro memoria cache. 1284 1285.. _`it_per-cpu`: 1286 1287Dati per processore 1288------------------- 1289 1290Un'altra tecnica comunemente usata per evitare la sincronizzazione è quella 1291di duplicare le informazioni per ogni processore. Per esempio, se volete 1292avere un contatore di qualcosa, potreste utilizzare uno spinlock ed un 1293singolo contatore. Facile e pulito. 1294 1295Se questo dovesse essere troppo lento (solitamente non lo è, ma se avete 1296dimostrato che lo è devvero), potreste usare un contatore per ogni processore 1297e quindi non sarebbe più necessaria la mutua esclusione. Vedere 1298DEFINE_PER_CPU(), get_cpu_var() e put_cpu_var() 1299(``include/linux/percpu.h``). 1300 1301Il tipo di dato ``local_t``, la funzione cpu_local_inc() e tutte 1302le altre funzioni associate, sono di particolare utilità per semplici contatori 1303per-processore; su alcune architetture sono anche più efficienti 1304(``include/asm/local.h``). 1305 1306Da notare che non esiste un modo facile ed affidabile per ottenere il valore 1307di un simile contatore senza introdurre altri *lock*. In alcuni casi questo 1308non è un problema. 1309 1310Dati che sono usati prevalentemente dai gestori d'interruzioni 1311-------------------------------------------------------------- 1312 1313Se i dati vengono utilizzati sempre dallo stesso gestore d'interruzioni, 1314allora i *lock* non vi servono per niente: il kernel già vi garantisce che 1315il gestore d'interruzione non verrà eseguito in contemporanea su diversi 1316processori. 1317 1318Manfred Spraul fa notare che potreste comunque comportarvi così anche 1319se i dati vengono occasionalmente utilizzati da un contesto utente o 1320da un'interruzione software. Il gestore d'interruzione non utilizza alcun 1321*lock*, e tutti gli altri accessi verranno fatti così:: 1322 1323 spin_lock(&lock); 1324 disable_irq(irq); 1325 ... 1326 enable_irq(irq); 1327 spin_unlock(&lock); 1328 1329La funzione disable_irq() impedisce al gestore d'interruzioni 1330d'essere eseguito (e aspetta che finisca nel caso fosse in esecuzione su 1331un altro processore). Lo spinlock, invece, previene accessi simultanei. 1332Naturalmente, questo è più lento della semplice chiamata 1333spin_lock_irq(), quindi ha senso solo se questo genere di accesso 1334è estremamente raro. 1335 1336.. _`it_sleeping-things`: 1337 1338Quali funzioni possono essere chiamate in modo sicuro dalle interruzioni? 1339========================================================================= 1340 1341Molte funzioni del kernel dormono (in sostanza, chiamano schedule()) 1342direttamente od indirettamente: non potete chiamarle se trattenere uno 1343spinlock o avete la prelazione disabilitata, mai. Questo significa che 1344dovete necessariamente essere nel contesto utente: chiamarle da un 1345contesto d'interruzione è illegale. 1346 1347Alcune funzioni che dormono 1348--------------------------- 1349 1350Le più comuni sono elencate qui di seguito, ma solitamente dovete leggere 1351il codice per scoprire se altre chiamate sono sicure. Se chiunque altro 1352le chiami dorme, allora dovreste poter dormire anche voi. In particolar 1353modo, le funzioni di registrazione e deregistrazione solitamente si 1354aspettano d'essere chiamante da un contesto utente e quindi che possono 1355dormire. 1356 1357- Accessi allo spazio utente: 1358 1359 - copy_from_user() 1360 1361 - copy_to_user() 1362 1363 - get_user() 1364 1365 - put_user() 1366 1367- kmalloc(GFP_KERNEL) <kmalloc>` 1368 1369- mutex_lock_interruptible() and 1370 mutex_lock() 1371 1372 C'è anche mutex_trylock() che però non dorme. 1373 Comunque, non deve essere usata in un contesto d'interruzione dato 1374 che la sua implementazione non è sicura in quel contesto. 1375 Anche mutex_unlock() non dorme mai. Non può comunque essere 1376 usata in un contesto d'interruzione perché un mutex deve essere rilasciato 1377 dallo stesso processo che l'ha acquisito. 1378 1379Alcune funzioni che non dormono 1380------------------------------- 1381 1382Alcune funzioni possono essere chiamate tranquillamente da qualsiasi 1383contesto, o trattenendo un qualsiasi *lock*. 1384 1385- printk() 1386 1387- kfree() 1388 1389- add_timer() e del_timer() 1390 1391Riferimento per l'API dei Mutex 1392=============================== 1393 1394.. kernel-doc:: include/linux/mutex.h 1395 :internal: 1396 1397.. kernel-doc:: kernel/locking/mutex.c 1398 :export: 1399 1400Riferimento per l'API dei Futex 1401=============================== 1402 1403.. kernel-doc:: kernel/futex.c 1404 :internal: 1405 1406Approfondimenti 1407=============== 1408 1409- ``Documentation/locking/spinlocks.rst``: la guida di Linus Torvalds agli 1410 spinlock del kernel. 1411 1412- Unix Systems for Modern Architectures: Symmetric Multiprocessing and 1413 Caching for Kernel Programmers. 1414 1415 L'introduzione alla sincronizzazione a livello di kernel di Curt Schimmel 1416 è davvero ottima (non è scritta per Linux, ma approssimativamente si adatta 1417 a tutte le situazioni). Il libro è costoso, ma vale ogni singolo spicciolo 1418 per capire la sincronizzazione nei sistemi multi-processore. 1419 [ISBN: 0201633388] 1420 1421Ringraziamenti 1422============== 1423 1424Grazie a Telsa Gwynne per aver formattato questa guida in DocBook, averla 1425pulita e aggiunto un po' di stile. 1426 1427Grazie a Martin Pool, Philipp Rumpf, Stephen Rothwell, Paul Mackerras, 1428Ruedi Aschwanden, Alan Cox, Manfred Spraul, Tim Waugh, Pete Zaitcev, 1429James Morris, Robert Love, Paul McKenney, John Ashby per aver revisionato, 1430corretto, maledetto e commentato. 1431 1432Grazie alla congrega per non aver avuto alcuna influenza su questo documento. 1433 1434Glossario 1435========= 1436 1437prelazione 1438 Prima del kernel 2.5, o quando ``CONFIG_PREEMPT`` non è impostato, i processi 1439 in contesto utente non si avvicendano nell'esecuzione (in pratica, il 1440 processo userà il processore fino al proprio termine, a meno che non ci siano 1441 delle interruzioni). Con l'aggiunta di ``CONFIG_PREEMPT`` nella versione 1442 2.5.4 questo è cambiato: quando si è in contesto utente, processi con una 1443 priorità maggiore possono subentrare nell'esecuzione: gli spinlock furono 1444 cambiati per disabilitare la prelazioni, anche su sistemi monoprocessore. 1445 1446bh 1447 Bottom Half: per ragioni storiche, le funzioni che contengono '_bh' nel 1448 loro nome ora si riferiscono a qualsiasi interruzione software; per esempio, 1449 spin_lock_bh() blocca qualsiasi interuzione software sul processore 1450 corrente. I *Bottom Halves* sono deprecati, e probabilmente verranno 1451 sostituiti dai tasklet. In un dato momento potrà esserci solo un 1452 *bottom half* in esecuzione. 1453 1454contesto d'interruzione 1455 Non è il contesto utente: qui si processano le interruzioni hardware e 1456 software. La macro in_interrupt() ritorna vero. 1457 1458contesto utente 1459 Il kernel che esegue qualcosa per conto di un particolare processo (per 1460 esempio una chiamata di sistema) o di un thread del kernel. Potete 1461 identificare il processo con la macro ``current``. Da non confondere 1462 con lo spazio utente. Può essere interrotto sia da interruzioni software 1463 che hardware. 1464 1465interruzione hardware 1466 Richiesta di interruzione hardware. in_irq() ritorna vero in un 1467 gestore d'interruzioni hardware. 1468 1469interruzione software / softirq 1470 Gestore di interruzioni software: in_irq() ritorna falso; 1471 in_softirq() ritorna vero. I tasklet e le softirq sono entrambi 1472 considerati 'interruzioni software'. 1473 1474 In soldoni, un softirq è uno delle 32 interruzioni software che possono 1475 essere eseguite su più processori in contemporanea. A volte si usa per 1476 riferirsi anche ai tasklet (in pratica tutte le interruzioni software). 1477 1478monoprocessore / UP 1479 (Uni-Processor) un solo processore, ovvero non è SMP. (``CONFIG_SMP=n``). 1480 1481multi-processore / SMP 1482 (Symmetric Multi-Processor) kernel compilati per sistemi multi-processore 1483 (``CONFIG_SMP=y``). 1484 1485spazio utente 1486 Un processo che esegue il proprio codice fuori dal kernel. 1487 1488tasklet 1489 Un'interruzione software registrabile dinamicamente che ha la garanzia 1490 d'essere eseguita solo su un processore alla volta. 1491 1492timer 1493 Un'interruzione software registrabile dinamicamente che viene eseguita 1494 (circa) in un determinato momento. Quando è in esecuzione è come un tasklet 1495 (infatti, sono chiamati da ``TIMER_SOFTIRQ``). 1496
