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通讯机制相关篇为:

快锁上下篇

鸿蒙内核实现了Futex,系列篇将用两篇来介绍快锁,主要两个原因:

  • 网上介绍Futex的文章很少,全面深入内核介绍的就更少,所以来一次详细整理和挖透。
  • 涉及用户态和内核态打配合,共同作用,既要说用户态的使用又要说清楚内核态的实现。 本篇为上篇,用户态下如何使用Futex,并借助一个demo来说清楚整个过程。

基本概念

Futex(Fast userspace mutex,用户态快速互斥锁),系列篇简称 快锁 ,是一个在Linux上实现锁定和构建高级抽象锁如信号量和POSIX互斥的基本工具,它第一次出现在linux内核开发的2.5.7版;其语义在2.5.40固定下来,然后在2.6.x系列稳定版内核中出现,是内核提供的一种系统调用能力。通常作为基础组件与用户态的相关锁逻辑结合组成用户态锁,是一种用户态与内核态共同作用的锁,其用户态部分负责锁逻辑,内核态部分负责锁调度。

当用户态线程请求锁时,先在用户态进行锁状态的判断维护,若此时不产生锁的竞争,则直接在用户态进行上锁返回;反之,则需要进行线程的挂起操作,通过Futex系统调用请求内核介入来挂起线程,并维护阻塞队列。

当用户态线程释放锁时,先在用户态进行锁状态的判断维护,若此时没有其他线程被该锁阻塞,则直接在用户态进行解锁返回;反之,则需要进行阻塞线程的唤醒操作,通过Futex系统调用请求内核介入来唤醒阻塞队列中的线程。

存在意义

  • 互斥锁(mutex)是必须进入内核态才知道锁可不可用,没人跟你争就拿走锁回到用户态,有人争就得干等 (包括 有限时间等和无限等待两种,都需让出CPU执行权) 或者放弃本次申请回到用户态继续执行。那为何互斥锁一定要陷入内核态检查呢? 互斥锁(mutex) 本质是竞争内核空间的某个全局变量(LosMux结构体)。应用程序也有全局变量,但其作用域只在自己的用户空间中有效,属于内部资源,有竞争也是应用程序自己内部解决。而应用之间的资源竞争(即内核资源)就需要内核程序来解决,内核空间只有一个,内核的全局变量当然要由内核来管理。应用程序想用内核资源就必须经过系统调用陷入内核态,由内核程序接管CPU,所谓接管本质是要改变程序状态寄存器,CPU将从用户态栈切换至内核态栈运行,执行完成后又要切回用户态栈中继续执行,如此一来栈间上下文的切换就存在系统性能的损耗。没看明白的请前往系列篇 (互斥锁篇) 翻看。

  • 快锁 解决思路是能否在用户态下就知道锁可不可用,因为竞争并不是时刻出现,跑到内核态一看其实往往没人给你争,白跑一趟来回太浪费性能。那问题来了,用户态下如何知道锁可不可用呢? 因为不陷入内核态就访问不到内核的全局变量。而自己私有空间的变量对别的进程又失效不能用。越深入研究内核越有一种这样的感觉,内核的实现可以像数学一样推导出来,非常有意思。数学其实是基于几个常识公理推导出了整个数学体系,因为不如此逻辑就无法自洽。如果对内核有一定程度的了解,这里自然能推导出可以借助 共享内存 来实现!

使用过程

看个linux futex官方demo详细说明下用户态下使用Futex的整个过程,代码不多,但涉及内核的知识点很多,通过它可以检验出内核基本功扎实程度。

//futex_demo.c
#define _GNU_SOURCE
#include <stdio.h>
#include <errno.h>
#include <stdatomic.h>
#include <stdint.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/wait.h>
#include <sys/mman.h>
#include <sys/syscall.h>
#include <linux/futex.h>
#include <sys/time.h>
#define errExit(msg)    do { perror(msg); exit(EXIT_FAILURE); \
                        } while (0)
static uint32_t *futex1, *futex2, *iaddr;
/// 快速系统调用
static int futex(uint32_t *uaddr, int futex_op, uint32_t val,
        const struct timespec *timeout, uint32_t *uaddr2, uint32_t val3)
{
    return syscall(SYS_futex, uaddr, futex_op, val,
                    timeout, uaddr2, val3);
}
/// 申请快锁
static void fwait(uint32_t *futexp)
{
    long s;
    while (1) {
        const uint32_t one = 1;
        if (atomic_compare_exchange_strong(futexp, &one, 0))
            break; //申请快锁成功
        //申请快锁失败,需等待
        s = futex(futexp, FUTEX_WAIT, 0, NULL, NULL, 0);
        if (s == -1 && errno != EAGAIN)
            errExit("futex-FUTEX_WAIT");
    }
}
/// 释放快锁
static void fpost(uint32_t *futexp)
{
    long s;
    const uint32_t zero = 0;
    if (atomic_compare_exchange_strong(futexp, &zero, 1)) {//释放快锁成功
        s = futex(futexp, FUTEX_WAKE, 1, NULL, NULL, 0);//唤醒等锁 进程/线程
        if (s  == -1)
            errExit("futex-FUTEX_WAKE");
    }
}
/// 父子进程竞争快锁
int main(int argc, char *argv[])
{
    pid_t childPid;
    int nloops;
    setbuf(stdout, NULL);
    nloops = (argc > 1) ? atoi(argv[1]) : 3;
    iaddr = mmap(NULL, sizeof(*iaddr) * 2, PROT_READ | PROT_WRITE,
                MAP_ANONYMOUS | MAP_SHARED, -1, 0);//创建可读可写匿名共享内存
    if (iaddr == MAP_FAILED)
        errExit("mmap");
    futex1 = &iaddr[0]; //绑定锁一地址
    futex2 = &iaddr[1]; //绑定锁二地址
    *futex1 = 0; // 锁一不可申请 
    *futex2 = 1; // 锁二可申请
    childPid = fork();
    if (childPid == -1)
        errExit("fork");
    if (childPid == 0) {//子进程返回
        for (int j = 0; j < nloops; j++) {
            fwait(futex1);//申请锁一
            printf("子进程  (%jd) %d\n", (intmax_t) getpid(), j);
            fpost(futex2);//释放锁二
        }
        exit(EXIT_SUCCESS);
    }
    // 父进程返回执行
    for (int j = 0; j < nloops; j++) {
        fwait(futex2);//申请锁二
        printf("父进程 (%jd) %d\n", (intmax_t) getpid(), j);
        fpost(futex1);//释放锁一
    }
    wait(NULL);
    exit(EXIT_SUCCESS);
}
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代码在wsl2上编译运行结果如下:

root@DESKTOP-5PBPDNG:/home/turing# gcc ./futex_demo.c -o futex_demo
root@DESKTOP-5PBPDNG:/home/turing# ./futex_demo
父进程 (283) 0
子进程 (284) 0
父进程 (283) 1
子进程 (284) 1
父进程 (283) 2
子进程 (284) 2
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解读

  • 通过系统调用mmap 创建一个可读可写的共享内存iaddr[2]整型数组,完成两个futex锁的初始化。内核会在内存分配一个共享线性区(MAP_ANONYMOUS | MAP_SHARED),该线性区可读可写( PROT_READ | PROT_WRITE)
    futex1 = &iaddr[0]; //绑定锁一地址
    futex2 = &iaddr[1]; //绑定锁二地址
    *futex1 = 0; // 锁一不可申请 
    *futex2 = 1; // 锁二可申请
    
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    如此futex1futex2有初始值并都是共享变量,想详细了解mmap内核实现的可查看系列篇 (线性区篇)(共享内存篇) 有详细介绍。
  • childPid = fork(); 创建了一个子进程,fork会拷贝父进程线性区的映射给子进程,导致的结果就是父进程的共享线性区到子进程这也是共享线性区,映射的都是相同的物理地址。对fork不熟悉的请前往翻看,系列篇 (fork篇)| 一次调用,两次返回 专门说它。
  • fwait(申请锁)与fpost(释放锁)成对出现,单独看下申请锁过程
    /// 申请快锁
    static void fwait(uint32_t *futexp)
    {
        long s;
        while (1) {
            const uint32_t one = 1;
            if (atomic_compare_exchange_strong(futexp, &one, 0))
                break; //申请快锁成功
            //申请快锁失败,需等待
            s = futex(futexp, FUTEX_WAIT, 0, NULL, NULL, 0);
            if (s == -1 && errno != EAGAIN)
                errExit("futex-FUTEX_WAIT");
        }
    }
    
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    死循环的break条件是 atomic_compare_exchange_strong为真,这是个原子比较操作,此处必须这么用,至于为什么请前往翻看系列篇 (原子操作篇)| 谁在为完整性保驾护航 ,注意它是理解Futex的关键所在,它的含义是
    在头文件<stdatomic.h>中定义
    _Bool atomic_compare_exchange_strong(volatile A * obj,C * expected,C desired);
    
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    将所指向的值obj与所指向的值进行原子比较expected,如果相等,则用前者替换前者desired(执行读取 - 修改 - 写入操作)。否则,加载实际值所指向的obj进入*expected(进行负载操作)。 什么意思 ? 来个直白的解释 :
    • 如果 futexp == 1atomic_compare_exchange_strong返回真,同时将 futexp的值变成0,1代表可以持有锁,一旦持有立即变0,别人就拿不到了。所以此处甚秒。而且这发生在用户态。
    • 如果futexp == 0 atomic_compare_exchange_strong返回假,没有拿到锁,就需要陷入内核态去挂起任务等待锁的释放
    futex(futexp, FUTEX_WAIT, 0, NULL, NULL, 0) //执行一个等锁的系统调用
    
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    参数四为NULL代表不在内核态停留直接返回用户态,后续将在内核态部分详细说明。
  • childPid == 0是子进程的返回。不断地申请futex1 释放futex2
    if (childPid == 0) {//子进程返回
        for (int j = 0; j < nloops; j++) {
            fwait(futex1);
            printf("子进程  (%jd) %d\n", (intmax_t) getpid(), j);
            fpost(futex2);
        }
        exit(EXIT_SUCCESS);
    }
    
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  • 最后的父进程的返回,不断地申请futex2 释放futex1
    // 父进程返回执行
    for (int j = 0; j < nloops; j++) {
        fwait(futex2);
        printf("父进程 (%jd) %d\n", (intmax_t) getpid(), j);
        fpost(futex1);
    }
    wait(NULL);
    exit(EXIT_SUCCESS);
    
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  • 两把锁的初值为 *futex1 = 0; *futex2 = 1;,父进程在 fwait(futex2)所以父进程的printf将先执行,*futex2 = 0;锁二变成不可申请,打印完成后释放fpost(futex1)使其结果为*futex1 = 1;表示锁一可以申请了,而子进程在等fwait(futex1),交替下来执行的结果为
      父进程 (283) 0
      子进程 (284) 0
      父进程 (283) 1
      子进程 (284) 1
      父进程 (283) 2
      子进程 (284) 2
    
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几个问题

以上是个简单的例子,只发生在两个进程抢一把锁的情况下,如果再多几个进程抢一把锁时情况就变复杂多了。 例如会遇到以下情况:

  • 鸿蒙内核进程池默认上限是64个,除去两个内核进程外,剩下的都归属用户进程,理论上用户进程可以创建很多快锁,这些快锁可以用于进程间(共享快锁)也可以用于线程间(私有快锁),在快锁的生命周期中该如何保存 ?
  • 无锁时,前面已经有进程在申请锁时,如何处理好新等锁进程和旧等锁进程的关系 ?
  • 释放锁时,需要唤醒已经在等锁的进程,唤醒的顺序由什么条件决定 ?

这些工作在用户态下肯定没办法完成,需要内核处理,请查看 (快锁实现篇) | 内核态下的快锁Futex(下),详细解构其实现过程。

百文说内核 | 抓住主脉络

  • 百文相当于摸出内核的肌肉和器官系统,让人开始丰满有立体感,因是直接从注释源码起步,在加注释过程中,每每有心得处就整理,慢慢形成了以下文章。内容立足源码,常以生活场景打比方尽可能多的将内核知识点置入某种场景,具有画面感,容易理解记忆。说别人能听得懂的话很重要! 百篇博客绝不是百度教条式的在说一堆诘屈聱牙的概念,那没什么意思。更希望让内核变得栩栩如生,倍感亲切。
  • 与代码需不断debug一样,文章内容会存在不少错漏之处,请多包涵,但会反复修正,持续更新,v**.xx 代表文章序号和修改的次数,精雕细琢,言简意赅,力求打造精品内容。
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