v79.01 鸿蒙内核源码分析(用户态锁篇) | 如何使用快锁Futex(上) | 百篇博客分析OpenHarmony源码
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篇首语:本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理,主要介绍了v79.01 鸿蒙内核源码分析(用户态锁篇) | 如何使用快锁Futex(上) | 百篇博客分析OpenHarmony源码相关的知识,希望对你有一定的参考价值。
百篇博客分析|本篇为:(用户态锁篇) | 如何使用快锁Futex(上)
快锁三篇
鸿蒙内核实现了Futex
,系列篇将用三篇来介绍快锁,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(一篇)又要说清楚内核态的实现(两篇)。 本篇为第一篇,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);
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
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
如此futex1
和futex2
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) 和 (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");
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);
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 : -
futex(futexp, FUTEX_WAIT, 0, NULL, NULL, 0) //执行一个等锁的系统调用
最后一个参数为0
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。
- 如果
futexp == 1
则 atomic_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
-
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);
- 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);
- 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
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
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