線程基本編程
索引：
1.創建線程pthread_create
2.等待線程結束pthread_join
3.分離線程pthread_detach
4.創建線程鍵pthread_key_create
5.刪除線程鍵pthread_key_delete
6.設置線程數據pthread_setspecific
7.獲取線程數據pthread_getspecific
8.獲取線程標示符pthread_self
9.比較線程pthread_equal
10.一次執行pthread_once
11.出讓執行權sched_yield
12.修改優先級pthread_setschedparam
13.獲取優先級pthread_getschedparam
14.發送信號pthread_kill
15.設置線程掩碼pthread_sigmask
16.終止線程pthread_exit
17.退出線程pthread_cancel
18.允許/禁止退出線程pthread_setcancelstate
19.設置退出類型pthread_setcanceltype
20.創建退出點pthread_testcancel
21.壓入善後處理函數
22.彈出善後處理函數
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--
1.創建線程pthread_create
#include
int pthread_create(pthread_t *tid, const pthread_attr_t *tattr, void *(*start_
routine)(void *), void *arg);
返回值：函數成功返回0。任何其他返回值都表示錯誤。
創建一個線程。
參數tattr中含有初始化線程所需要的屬性，start_routine是線程入口函數的地址，當st
art_routine返回時，相應的線程就結束了。
當函數成功時，線程標示符保存在參數tid指向的內存中。
如果不指定屬性對象，將其置為NULL，則創建一個缺省的線程，有如下屬性：
非綁定的；
未分離的；
由一個缺省大小的堆棧；
具有和父線程一樣的優先級。
注意：在創建子線程時，傳給子線程的輸入參數最好是由malloc()函數返回的指針或指向
全局變量的指針，而不要是指向局部變量的指針。要保證子線程處理參數時，該區域仍然
有效。
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2.等待線程結束pthread_join
#include
int pthread_join(pthread_t tid, void **status);
返回值：函數成功返回0。任何其他返回值都表示錯誤。
等待一個線程結束。
該函數阻塞調用它線程，直到參數tid指定的線程結束。
tid指定的線程必須在當前進程中，同時tid指定的線程必須是非分離的。
不能有多個線程等待同一個線程終止。如果出現這種情況，一個線程將成功返回，別的線
程將返回錯誤ESRCH。
如果參數status不為NULL，則將線程的退出狀態放在status指向的內存中。
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3.分離線程pthread_detach
#include
int pthread_detach(pthread_t tid);
返回值：函數成功返回0。任何其他返回值都表示錯誤。
將非分離的線程設置為分離線程。即通知線程庫在指定的線程終止時回收線程佔用的內存
等資源。
在一個線程上使用多次pthread_detach的結果是不可預見的。
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4.創建線程鍵pthread_key_create
#include
int pthread_key_create(pthread_key_t *key, void (*destructor)(void*));
返回值：函數成功返回0。任何其他返回值都表示錯誤。
在進程中分配一個鍵值，這個鍵被用來表示一個線程數據項。這個鍵對進程中所有的線程
都是可見的。剛創建線程數據鍵時，在所有線程中和這個鍵相關聯的值都是NULL。
函數成功返回後，分配的鍵放在key參數指向的內存中，必須保證key參數指向的內存區的
有效性。
如果指定瞭解析函數destructor，那麼當線程結束時並且將非空的值綁定在這個鍵上，系
統將調用destructor函數，參數就是相關線程與這個鍵綁定的值。綁定在這個鍵上的內存
塊可由destructor函數釋放。
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5.刪除線程鍵pthread_key_delete
#include
int pthread_key_delete(pthread_key_t key);
返回值：函數成功返回0。任何其他返回值都表示錯誤。
刪除線程數據鍵。這個鍵佔用的內存將被釋放，該鍵再被引用將返回錯誤。
在調用該函數之前，程序必須釋放和本線程相關聯的資源，該函數不會引發線程數據鍵的
解析函數。
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6.設置線程數據pthread_setspecific
#include
int pthread_setspecific(pthread_key_t key, const void *value);
返回值：函數成功返回0。任何其他返回值都表示錯誤。
設置和某個線程數據鍵綁定在一起的線程專用數據（一般是指針）。
函數不會釋放原來綁定在鍵上的內存，給一個鍵值綁定新的指針時，必須釋放原指針指向
的內存，否則會發生內存洩漏。
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7.獲取線程數據pthread_getspecific
#include
void pthread_getspecific(pthread_key_t key, void **value);
無返回值。出錯時value指向NULL。
獲取綁定在線程數據鍵上的值，並在指定的位置存儲取來的值。
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8.獲取線程標示符pthread_self
#include
pthread_t pthread_self(void);
返回當前線程的標示符。
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9.比較線程pthread_equal
#include
int pthread_equal(pthread_t tid1, pthread_t tid2);
如果tid1和tid2相同，函數返回一個非0值，否則返回0。
如果tid1或tid2中任何一個是非法值，則返回將是不可預料的。
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10.一次執行pthread_once
#include
int pthread_once(pthread_once_t *once_control, void (*init_routine)(void));
返回值：函數成功返回0。任何其他返回值都表示錯誤。
函數用來調用初始化函數。如果已經有線程通過pthread_once調用過這個初始化函數一次
，那麼以後通過pthread_once函數再調用這個初始化函數將無效。
參數once_control決定了相應的初始化函數是否被調用過。它一般如下使用：
[static] pthread_once_t once_control = PTHREAD_ONCE_INIT。
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11.出讓執行權sched_yield
#include
int sched_yield(void);
返回值：函數成功返回0。-1表示錯誤。
把當前線程的執行權（即對處理器的控制權）出讓給另一個有相同或更高優先級的線程。
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12.修改優先級pthread_setschedparam
#include
int pthread_setschedparam(pthread_t tid, int policy, const struct sched_param
*param);
返回值：函數成功返回0。任何其他返回值都表示錯誤。
修改線程的優先權。
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13.獲取優先級pthread_getschedparam
#include
int pthread_getschedparam(pthread_t tid, int policy, struct schedparam *param)
;
返回值：函數成功返回0。任何其他返回值都表示錯誤。
獲取線程的優先級。
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14.發送信號pthread_kill
#include
int pthread_kill(pthread_t tid, int sig);
返回值：函數成功返回0。任何其他返回值都表示錯誤。
向tid指定的線程發送一個信號，tid指定的線程必須和當前線程在同一個進程中。
當sig參數為0時，函數將進行錯誤檢查，不發送信號，這常常用來檢查tid的合法性。
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15.設置線程掩碼pthread_sigmask
#include
#include
int pthread_sigmask(int how, const sigset_t *new, sigset_t *old);
返回值：函數成功返回0。任何其他返回值都表示錯誤。
改變或檢驗當前線程的信號掩碼。
參數how表示對當前信號掩碼進行什麼操作，有如下值：SIG_BLOCK、SIG_UNBLOCK、SIG_S
ETMASK。
當參數new為NULL時，不論how的值是什麼，當前線程的信號掩碼都不會改變。
舊的信號掩碼保存在參數old指向的內存中，當old不為NULL時。
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16.終止線程pthread_exit
#include
void pthread_exit(void *status);
終止當前線程，所有綁定在線程數據鍵上的內存將被釋放。如果當前線程是非分離的，那
麼這個線程的標示符合退出代碼將被保留，直到其他線程用pthread_join來等待當前線程
的終止。如果當前線程是分離的，status將被忽略，線程標示符將被立即回收。
若status不為NULL，線程的退出代碼被置為status參數指向的值。
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17.退出線程pthread_cancel
#include
int pthread_cancel(pthread_t thread);
返回值：函數成功返回0。任何其他返回值都表示錯誤。
退出一個線程。如何響應退出請求取決於目標線程的狀態。
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18.允許/禁止退出線程pthread_setcancelstate
#include
int pthread_setcancelstate(int state, int *oldstate);
返回值：函數成功返回0。任何其他返回值都表示錯誤。
參數state取值為PTHREAD_CANCEL_ENABLE或PTHREAD_CANCEL_DISABLE。
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19.設置退出類型pthread_setcanceltype
#include
int pthread_setcanceltype(int type, int *oldtype);
返回值：函數成功返回0。任何其他返回值都表示錯誤。
將線程退出類型設置為延遲類型或異步類型。參數type的取值為PTHREAD_CANCEL_DEFERRE
D或PTHREAD_CANCEL_ASYNCHRONOUS。
當一個線程被創建後，缺省值是延遲類型。在異步方式下，線程可以在執行的任何時候被
退出。
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20.創建退出點pthread_testcancel
#include
void pthread_testcancel(void);
無返回值。
設置線程的退出點。
只有當線程的退出狀態是允許退出的，而且線程的退出類型是延遲時，調用該函數才有效
。如果調用時線程的退出狀態是禁止的，則該調用不起作用。
小心使用該函數，只有在能夠安全的被退出的地方才能夠設置退出點。
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21.壓入善後處理函數
#include
void pthread_cleanup_push(void (*routine)(void *), void *args);
將一個善後處理函數壓入善後處理函數堆棧。
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22.彈出善後處理函數
#include
void pthread_cleanup_pop(int execute);
從善後處理函數堆棧中彈出一個善後處理函數。如果參數execute非0，則執行彈出的函數
；如果參數為0，則不執行彈出函數。
如果一個線程顯式或隱式的調用pthread_exit()函數或線程接受了退出請求，線程庫實際
上將會以非0參數調用pthread_cleanup_pop函數。...
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2007年11月12日 星期一
[+/-] : Thread functions
[+/-] : 有趣的特殊字元輸入方式
按著『Alt』輸入號碼 41400 上下的號碼，然後放開『Alt』
以下是一些例子...可作參考...∩＿∩y
註：按住ALT 按數字不會顯示才行唷!!
( 一定要按 數字區(Num Pad)的數字才有效的 QQ")
按著 [Alt] 在右邊的數字鍵輸入號碼 (Unicode碼)
☆ 41400 ¯ 41410 ﹟41420 ＞ 41430 ﹤41440 ㏒ 41450 ↑ 41460 ／ 41470
★ 41401 ￣ 41411 ﹠ 41421 ＝ 41431 ﹥ 41441 ㏑ 41451 ↓ 41461
◇ 41402 ＿ 41412 ﹡ 41422 ≦ 41432 ﹦ 41442 ∫ 41452 ← 41462
◆ 41403 ˍ 41413 ＋ 41423 ≧ 41433 ～ 41443 ∮ 41453 → 41463
□ 41404 ﹉ 41414 － 41424 ≠ 41434 ∩ 41444 ∵ 41454 ↖ 41464
■ 41405 ﹊ 41415 × 41425 ∞ 41435 ∪ 41445 ∴ 41455 ↗ 41465
▽ 41406 ﹍ 41416 ÷ 41426 ≒ 41436 ⊥ 41446 ♀ 41456 ↙ 41466
▼ 41407 ﹎ 41417 ± 41427 ≡ 41437 ∠ 41447 ♂ 41457 ↘ 41467
㊣ 41408 ﹋ 41418 √41428 ﹢41438 ∟ 41448 ⊕ 41458∥41468...
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以下是一些例子...可作參考...∩＿∩y
註：按住ALT 按數字不會顯示才行唷!!
( 一定要按 數字區(Num Pad)的數字才有效的 QQ")
按著 [Alt] 在右邊的數字鍵輸入號碼 (Unicode碼)
☆ 41400 ¯ 41410 ﹟41420 ＞ 41430 ﹤41440 ㏒ 41450 ↑ 41460 ／ 41470
★ 41401 ￣ 41411 ﹠ 41421 ＝ 41431 ﹥ 41441 ㏑ 41451 ↓ 41461
◇ 41402 ＿ 41412 ﹡ 41422 ≦ 41432 ﹦ 41442 ∫ 41452 ← 41462
◆ 41403 ˍ 41413 ＋ 41423 ≧ 41433 ～ 41443 ∮ 41453 → 41463
□ 41404 ﹉ 41414 － 41424 ≠ 41434 ∩ 41444 ∵ 41454 ↖ 41464
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▽ 41406 ﹍ 41416 ÷ 41426 ≒ 41436 ⊥ 41446 ♀ 41456 ↙ 41466
▼ 41407 ﹎ 41417 ± 41427 ≡ 41437 ∠ 41447 ♂ 41457 ↘ 41467
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2007年11月8日 星期四
2007年11月2日 星期五
[+/-] : 何時使用哪個spin_lock?
需要澄清的是，互斥手段的選擇，不是根據臨界區的大小，而是根據臨界區的性質，以及 有哪些部分的代碼，即哪些內核執行路徑來爭奪。
從嚴格意義上說，semaphore和spinlock_XXX屬於不同層次的互斥手段，前者的 實現有賴於後者，這有點象HTTP和TCP的關係，都是協議，但層次是不同的。
先 說semaphore，它是進程級的，用於多個進程之間對資源的互斥，雖然也是在 內核中，但是該內核執行路徑是以進程的身份，代表進程來爭奪資源的。如 果 競爭不上，會有context switch，進程可以去sleep，但CPU不會停，會接著運行 其他的執行路徑。從概念上說，這和單CPU或多 CPU沒有直接的關係，只是在 semaphore本身的實現上，為了保證semaphore結構存取的原子性，在多CPU中需要spinlock來互 斥。
在內核中，更多的是要保持內核各個執行路徑之間的數據訪問互斥，這是最基本的互斥問題，即保持數據修改的原子性。 semaphore的實現，也要依賴這個。在單CPU中，主要是中斷和bottom_half的問題，因此，開關中斷就可以了。在多CPU中，又加上了其 他CPU的干擾，因此需要spinlock來幫助。這兩個部分結合起來，就形成了spinlock_XXX。它的特點是，一旦CPU進入了 spinlock_XXX，它就不會幹別的，而是一直空轉，直到鎖定成功為止。因此，這就決定了被spinlock_XXX鎖住的臨界區不能停，更不能 context switch，要存取完數據後趕快出來，以便其他的在空轉的執行路徑能夠獲得spinlock。這也是spinlock的原則所在。如果 當前執行路徑一定要進行context switch，那就要在schedule()之前釋放spinlock，否則，容易死鎖。因為在中斷和bh中，沒 有context，無法進行context switch，只能空轉等待spinlock，你context switch走了，誰知道猴年馬月才能回 來。
因為spinlock的原意和目的就是保證數據修改的原子性，因此也沒有理由在spinlock
鎖住的臨界區中停留。
spinlock_XXX有很多形式，有
spin_lock()/spin_unlock()，
spin_lock_irq()/spin_unlock_irq()，
spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore()
spin_lock_bh()/spin_unlock_bh()
local_irq_disable/local_irq_enable
local_bh_disable/local_bh_enable
那麼，在什麼情況下具體用哪個呢？這要看是在什麼內核執行路徑中，以及要與哪些內核
執行路徑相互斥。我們知道，內核中的執行路徑主要有：
1 用戶進程的內核態，此時有進程context，主要是代表進程在執行系統調用
等。
2 中斷或者異常或者自陷等，從概念上說，此時沒有進程context，不能進行
context switch。
3 bottom_half，從概念上說，此時也沒有進程context。
4 同時，相同的執行路徑還可能在其他的CPU上運行。
這樣，考慮這四個方面的因素，通過判斷我們要互斥的數據會被這四個因素中
的哪幾個來存取，就可以決定具體使用哪種形式的spinlock。如果只要和其他CPU
互斥，就要用spin_lock/spin_unlock，如果要和irq及其他CPU互斥，就要用
spin_lock_irq/spin_unlock_irq，如果既要和irq及其他CPU互斥，又要保存
EFLAG的狀態，就要用spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore，如果
要和bh及其他CPU互斥，就要用spin_lock_bh/spin_unlock_bh，如果不需要和
其他CPU互斥，只要和irq互斥，則用local_irq_disable/local_irq_enable，
如果不需要和其他CPU互斥，只要和bh互斥，則用local_bh_disable/local_bh_enable，
等等。值得指出的是，對同一個數據的互斥，在不同的內核執行路徑中，
所用的形式有可能不同(見下面的例子)。
舉一個例子。在中斷部分中有一個irq_desc_t類型的結構數組變量irq_desc[]，
該數組每個成員對應一個irq的描述結構，裡面有該irq的響應函數等。
在irq_desc_t結構中有一個spinlock，用來保證存取(修改)的互斥。
對於具體一個irq成員，irq_desc[irq]，對其存取的內核執行路徑有兩個，一是
在設置該irq的響應函數時(setup_irq)，這通常發生在module的初始化階段，或
系統的初始化階段；二是在中斷響應函數中(do_IRQ)。代碼如下：
int setup_irq(unsigned int irq, struct irqaction * new)
{
int shared = 0;
unsigned long flags;
struct irqaction *old, **p;
irq_desc_t *desc = irq_desc + irq;
/*
* Some drivers like serial.c use request_irq() heavily,
* so we have to be careful not to interfere with a
* running system.
*/
if (new->flags & SA_SAMPLE_RANDOM) {
/*
* This function might sleep, we want to call it first,
* outside of the atomic block.
* Yes, this might clear the entropy pool if the wrong
* driver is attempted to be loaded, without actually
* installing a new handler, but is this really a problem,
* only the sysadmin is able to do this.
*/
rand_initialize_irq(irq);
}
/*
* The following block of code has to be executed atomically
*/
[1] spin_lock_irqsave(&desc->lock,flags);
p = &desc->action;
if ((old = *p) != NULL) {
/* Can't share interrupts unless both agree to */
if (!(old->flags & new->flags & SA_SHIRQ)) {
[2] spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags);
return -EBUSY;
}
/* add new interrupt at end of irq queue */
do {
p = &old->next;
old = *p;
} while (old);
shared = 1;
}
*p = new;
if (!shared) {
desc->depth = 0;
desc->status &= ~(IRQ_DISABLED | IRQ_AUTODETECT | IRQ_WAITING);
desc->handler->startup(irq);
}
[3] spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags);
register_irq_proc(irq);
return 0;
}
asmlinkage unsigned int do_IRQ(struct pt_regs regs)
{
/*
* We ack quickly, we don't want the irq controller
* thinking we're snobs just because some other CPU has
* disabled global interrupts (we have already done the
* INT_ACK cycles, it's too late to try to pretend to the
* controller that we aren't taking the interrupt).
*
* 0 return value means that this irq is already being
* handled by some other CPU. (or is disabled)
*/
int irq = regs.orig_eax & 0xff; /* high bits used in ret_from_ code */
int cpu = smp_processor_id();
irq_desc_t *desc = irq_desc + irq;
struct irqaction * action;
unsigned int status;
kstat.irqs[cpu][irq]++;
[4] spin_lock(&desc->lock);
desc->handler->ack(irq);
/*
REPLAY is when Linux resends an IRQ that was dropped earlier
WAITING is used by probe to mark irqs that are being tested
*/
status = desc->status & ~(IRQ_REPLAY | IRQ_WAITING);
status |= IRQ_PENDING; /* we _want_ to handle it */
/*
* If the IRQ is disabled for whatever reason, we cannot
* use the action we have.
*/
action = NULL;
if (!(status & (IRQ_DISABLED | IRQ_INPROGRESS))) {
action = desc->action;
status &= ~IRQ_PENDING; /* we commit to handling */
status |= IRQ_INPROGRESS; /* we are handling it */
}
desc->status = status;
/*
* If there is no IRQ handler or it was disabled, exit early.
Since we set PENDING, if another processor is handling
a different instance of this same irq, the other processor
will take care of it.
*/
if (!action)
goto out;
/*
* Edge triggered interrupts need to remember
* pending events.
* This applies to any hw interrupts that allow a second
* instance of the same irq to arrive while we are in do_IRQ
* or in the handler. But the code here only handles the _second_
* instance of the irq, not the third or fourth. So it is mostly
* useful for irq hardware that does not mask cleanly in an
* SMP environment.
*/
for (;;) {
[5] spin_unlock(&desc->lock);
handle_IRQ_event(irq, ®s, action);
[6] spin_lock(&desc->lock);
if (!(desc->status & IRQ_PENDING))
break;
desc->status &= ~IRQ_PENDING;
}
desc->status &= ~IRQ_INPROGRESS;
out:
/*
* The ->end() handler has to deal with interrupts which got
* disabled while the handler was running.
*/
desc->handler->end(irq);
[7] spin_unlock(&desc->lock);
if (softirq_pending(cpu))
do_softirq();
return 1;
}
在setup_irq()中，因為其他CPU可能同時在運行setup_irq()，或者在運行setup_irq()時，
本地irq中斷來了，要執行do_IRQ()以修改desc->status。為了同時防止來自其他CPU和
本地irq中斷的干擾，如[1][2][3]處所示，使用了spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore()
而在do_IRQ()中，因為do_IRQ()本身是在中斷中，而且此時還沒有開中斷，本CPU中沒有
什麼可以中斷其運行，其他CPU則有可能在運行setup_irq()，或者也在中斷中，但這二者
對本地do_IRQ()的影響沒有區別，都是來自其他CPU的干擾，因此只需要用spin_lock/spin_unlock，
如[4][5][6][7]處所示。值得注意的是[5]處，先釋放該spinlock，再調用具體的響應函數。
再舉個例子：
static void tasklet_hi_action(struct softirq_action *a)
{
int cpu = smp_processor_id();
struct tasklet_struct *list;
[8] local_irq_disable();
list = tasklet_hi_vec[cpu].list;
tasklet_hi_vec[cpu].list = NULL;
[9] local_irq_enable();
while (list) {
struct tasklet_struct *t = list;
list = list->next;
if (tasklet_trylock(t)) {
if (!atomic_read(&t->count)) {
if (!test_and_clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state))
BUG();
t->func(t->data);
tasklet_unlock(t);
continue;
}
tasklet_unlock(t);
}
[10] local_irq_disable();
t->next = tasklet_hi_vec[cpu].list;
tasklet_hi_vec[cpu].list = t;
__cpu_raise_softirq(cpu, HI_SOFTIRQ);
[11] local_irq_enable();
}
}
這裡，對tasklet_hi_vec[cpu]的修改，不存在CPU之間的競爭，因為每個CPU有各自獨立的數據，
所以只要防止irq的干擾，用local_irq_disable/local_irq_enable即可，如[8][9][10][11]處所示。...
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從嚴格意義上說，semaphore和spinlock_XXX屬於不同層次的互斥手段，前者的 實現有賴於後者，這有點象HTTP和TCP的關係，都是協議，但層次是不同的。
先 說semaphore，它是進程級的，用於多個進程之間對資源的互斥，雖然也是在 內核中，但是該內核執行路徑是以進程的身份，代表進程來爭奪資源的。如 果 競爭不上，會有context switch，進程可以去sleep，但CPU不會停，會接著運行 其他的執行路徑。從概念上說，這和單CPU或多 CPU沒有直接的關係，只是在 semaphore本身的實現上，為了保證semaphore結構存取的原子性，在多CPU中需要spinlock來互 斥。
在內核中，更多的是要保持內核各個執行路徑之間的數據訪問互斥，這是最基本的互斥問題，即保持數據修改的原子性。 semaphore的實現，也要依賴這個。在單CPU中，主要是中斷和bottom_half的問題，因此，開關中斷就可以了。在多CPU中，又加上了其 他CPU的干擾，因此需要spinlock來幫助。這兩個部分結合起來，就形成了spinlock_XXX。它的特點是，一旦CPU進入了 spinlock_XXX，它就不會幹別的，而是一直空轉，直到鎖定成功為止。因此，這就決定了被spinlock_XXX鎖住的臨界區不能停，更不能 context switch，要存取完數據後趕快出來，以便其他的在空轉的執行路徑能夠獲得spinlock。這也是spinlock的原則所在。如果 當前執行路徑一定要進行context switch，那就要在schedule()之前釋放spinlock，否則，容易死鎖。因為在中斷和bh中，沒 有context，無法進行context switch，只能空轉等待spinlock，你context switch走了，誰知道猴年馬月才能回 來。
因為spinlock的原意和目的就是保證數據修改的原子性，因此也沒有理由在spinlock
鎖住的臨界區中停留。
spinlock_XXX有很多形式，有
spin_lock()/spin_unlock()，
spin_lock_irq()/spin_unlock_irq()，
spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore()
spin_lock_bh()/spin_unlock_bh()
local_irq_disable/local_irq_enable
local_bh_disable/local_bh_enable
那麼，在什麼情況下具體用哪個呢？這要看是在什麼內核執行路徑中，以及要與哪些內核
執行路徑相互斥。我們知道，內核中的執行路徑主要有：
1 用戶進程的內核態，此時有進程context，主要是代表進程在執行系統調用
等。
2 中斷或者異常或者自陷等，從概念上說，此時沒有進程context，不能進行
context switch。
3 bottom_half，從概念上說，此時也沒有進程context。
4 同時，相同的執行路徑還可能在其他的CPU上運行。
這樣，考慮這四個方面的因素，通過判斷我們要互斥的數據會被這四個因素中
的哪幾個來存取，就可以決定具體使用哪種形式的spinlock。如果只要和其他CPU
互斥，就要用spin_lock/spin_unlock，如果要和irq及其他CPU互斥，就要用
spin_lock_irq/spin_unlock_irq，如果既要和irq及其他CPU互斥，又要保存
EFLAG的狀態，就要用spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore，如果
要和bh及其他CPU互斥，就要用spin_lock_bh/spin_unlock_bh，如果不需要和
其他CPU互斥，只要和irq互斥，則用local_irq_disable/local_irq_enable，
如果不需要和其他CPU互斥，只要和bh互斥，則用local_bh_disable/local_bh_enable，
等等。值得指出的是，對同一個數據的互斥，在不同的內核執行路徑中，
所用的形式有可能不同(見下面的例子)。
舉一個例子。在中斷部分中有一個irq_desc_t類型的結構數組變量irq_desc[]，
該數組每個成員對應一個irq的描述結構，裡面有該irq的響應函數等。
在irq_desc_t結構中有一個spinlock，用來保證存取(修改)的互斥。
對於具體一個irq成員，irq_desc[irq]，對其存取的內核執行路徑有兩個，一是
在設置該irq的響應函數時(setup_irq)，這通常發生在module的初始化階段，或
系統的初始化階段；二是在中斷響應函數中(do_IRQ)。代碼如下：
int setup_irq(unsigned int irq, struct irqaction * new)
{
int shared = 0;
unsigned long flags;
struct irqaction *old, **p;
irq_desc_t *desc = irq_desc + irq;
/*
* Some drivers like serial.c use request_irq() heavily,
* so we have to be careful not to interfere with a
* running system.
*/
if (new->flags & SA_SAMPLE_RANDOM) {
/*
* This function might sleep, we want to call it first,
* outside of the atomic block.
* Yes, this might clear the entropy pool if the wrong
* driver is attempted to be loaded, without actually
* installing a new handler, but is this really a problem,
* only the sysadmin is able to do this.
*/
rand_initialize_irq(irq);
}
/*
* The following block of code has to be executed atomically
*/
[1] spin_lock_irqsave(&desc->lock,flags);
p = &desc->action;
if ((old = *p) != NULL) {
/* Can't share interrupts unless both agree to */
if (!(old->flags & new->flags & SA_SHIRQ)) {
[2] spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags);
return -EBUSY;
}
/* add new interrupt at end of irq queue */
do {
p = &old->next;
old = *p;
} while (old);
shared = 1;
}
*p = new;
if (!shared) {
desc->depth = 0;
desc->status &= ~(IRQ_DISABLED | IRQ_AUTODETECT | IRQ_WAITING);
desc->handler->startup(irq);
}
[3] spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags);
register_irq_proc(irq);
return 0;
}
asmlinkage unsigned int do_IRQ(struct pt_regs regs)
{
/*
* We ack quickly, we don't want the irq controller
* thinking we're snobs just because some other CPU has
* disabled global interrupts (we have already done the
* INT_ACK cycles, it's too late to try to pretend to the
* controller that we aren't taking the interrupt).
*
* 0 return value means that this irq is already being
* handled by some other CPU. (or is disabled)
*/
int irq = regs.orig_eax & 0xff; /* high bits used in ret_from_ code */
int cpu = smp_processor_id();
irq_desc_t *desc = irq_desc + irq;
struct irqaction * action;
unsigned int status;
kstat.irqs[cpu][irq]++;
[4] spin_lock(&desc->lock);
desc->handler->ack(irq);
/*
REPLAY is when Linux resends an IRQ that was dropped earlier
WAITING is used by probe to mark irqs that are being tested
*/
status = desc->status & ~(IRQ_REPLAY | IRQ_WAITING);
status |= IRQ_PENDING; /* we _want_ to handle it */
/*
* If the IRQ is disabled for whatever reason, we cannot
* use the action we have.
*/
action = NULL;
if (!(status & (IRQ_DISABLED | IRQ_INPROGRESS))) {
action = desc->action;
status &= ~IRQ_PENDING; /* we commit to handling */
status |= IRQ_INPROGRESS; /* we are handling it */
}
desc->status = status;
/*
* If there is no IRQ handler or it was disabled, exit early.
Since we set PENDING, if another processor is handling
a different instance of this same irq, the other processor
will take care of it.
*/
if (!action)
goto out;
/*
* Edge triggered interrupts need to remember
* pending events.
* This applies to any hw interrupts that allow a second
* instance of the same irq to arrive while we are in do_IRQ
* or in the handler. But the code here only handles the _second_
* instance of the irq, not the third or fourth. So it is mostly
* useful for irq hardware that does not mask cleanly in an
* SMP environment.
*/
for (;;) {
[5] spin_unlock(&desc->lock);
handle_IRQ_event(irq, ®s, action);
[6] spin_lock(&desc->lock);
if (!(desc->status & IRQ_PENDING))
break;
desc->status &= ~IRQ_PENDING;
}
desc->status &= ~IRQ_INPROGRESS;
out:
/*
* The ->end() handler has to deal with interrupts which got
* disabled while the handler was running.
*/
desc->handler->end(irq);
[7] spin_unlock(&desc->lock);
if (softirq_pending(cpu))
do_softirq();
return 1;
}
在setup_irq()中，因為其他CPU可能同時在運行setup_irq()，或者在運行setup_irq()時，
本地irq中斷來了，要執行do_IRQ()以修改desc->status。為了同時防止來自其他CPU和
本地irq中斷的干擾，如[1][2][3]處所示，使用了spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore()
而在do_IRQ()中，因為do_IRQ()本身是在中斷中，而且此時還沒有開中斷，本CPU中沒有
什麼可以中斷其運行，其他CPU則有可能在運行setup_irq()，或者也在中斷中，但這二者
對本地do_IRQ()的影響沒有區別，都是來自其他CPU的干擾，因此只需要用spin_lock/spin_unlock，
如[4][5][6][7]處所示。值得注意的是[5]處，先釋放該spinlock，再調用具體的響應函數。
再舉個例子：
static void tasklet_hi_action(struct softirq_action *a)
{
int cpu = smp_processor_id();
struct tasklet_struct *list;
[8] local_irq_disable();
list = tasklet_hi_vec[cpu].list;
tasklet_hi_vec[cpu].list = NULL;
[9] local_irq_enable();
while (list) {
struct tasklet_struct *t = list;
list = list->next;
if (tasklet_trylock(t)) {
if (!atomic_read(&t->count)) {
if (!test_and_clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state))
BUG();
t->func(t->data);
tasklet_unlock(t);
continue;
}
tasklet_unlock(t);
}
[10] local_irq_disable();
t->next = tasklet_hi_vec[cpu].list;
tasklet_hi_vec[cpu].list = t;
__cpu_raise_softirq(cpu, HI_SOFTIRQ);
[11] local_irq_enable();
}
}
這裡，對tasklet_hi_vec[cpu]的修改，不存在CPU之間的競爭，因為每個CPU有各自獨立的數據，
所以只要防止irq的干擾，用local_irq_disable/local_irq_enable即可，如[8][9][10][11]處所示。...
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2007年11月1日 星期四
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