diff options
Diffstat (limited to 'Documentation/translations/it_IT/kernel-hacking/locking.rst')
| -rw-r--r-- | Documentation/translations/it_IT/kernel-hacking/locking.rst | 1495 |
1 files changed, 1495 insertions, 0 deletions
diff --git a/Documentation/translations/it_IT/kernel-hacking/locking.rst b/Documentation/translations/it_IT/kernel-hacking/locking.rst new file mode 100644 index 000000000..51af37f2d --- /dev/null +++ b/Documentation/translations/it_IT/kernel-hacking/locking.rst @@ -0,0 +1,1495 @@ +.. include:: ../disclaimer-ita.rst + +.. c:namespace:: it_IT + +:Original: :ref:`Documentation/kernel-hacking/locking.rst <kernel_hacking_lock>` +:Translator: Federico Vaga <federico.vaga@vaga.pv.it> + +.. _it_kernel_hacking_lock: + +========================================== +L'inaffidabile guida alla sincronizzazione +========================================== + +:Author: Rusty Russell + +Introduzione +============ + +Benvenuto, alla notevole ed inaffidabile guida ai problemi di sincronizzazione +(locking) nel kernel. Questo documento descrive il sistema di sincronizzazione +nel kernel Linux 2.6. + +Dato il largo utilizzo del multi-threading e della prelazione nel kernel +Linux, chiunque voglia dilettarsi col kernel deve conoscere i concetti +fondamentali della concorrenza e della sincronizzazione nei sistemi +multi-processore. + +Il problema con la concorrenza +============================== + +(Saltatelo se sapete già cos'è una corsa critica). + +In un normale programma, potete incrementare un contatore nel seguente modo: + +:: + + contatore++; + +Questo è quello che vi aspettereste che accada sempre: + + +.. table:: Risultati attesi + + +------------------------------------+------------------------------------+ + | Istanza 1 | Istanza 2 | + +====================================+====================================+ + | leggi contatore (5) | | + +------------------------------------+------------------------------------+ + | aggiungi 1 (6) | | + +------------------------------------+------------------------------------+ + | scrivi contatore (6) | | + +------------------------------------+------------------------------------+ + | | leggi contatore (6) | + +------------------------------------+------------------------------------+ + | | aggiungi 1 (7) | + +------------------------------------+------------------------------------+ + | | scrivi contatore (7) | + +------------------------------------+------------------------------------+ + +Questo è quello che potrebbe succedere in realtà: + +.. table:: Possibile risultato + + +------------------------------------+------------------------------------+ + | Istanza 1 | Istanza 2 | + +====================================+====================================+ + | leggi contatore (5) | | + +------------------------------------+------------------------------------+ + | | leggi contatore (5) | + +------------------------------------+------------------------------------+ + | aggiungi 1 (6) | | + +------------------------------------+------------------------------------+ + | | aggiungi 1 (6) | + +------------------------------------+------------------------------------+ + | scrivi contatore (6) | | + +------------------------------------+------------------------------------+ + | | scrivi contatore (6) | + +------------------------------------+------------------------------------+ + + +Corse critiche e sezioni critiche +--------------------------------- + +Questa sovrapposizione, ovvero quando un risultato dipende dal tempo che +intercorre fra processi diversi, è chiamata corsa critica. La porzione +di codice che contiene questo problema è chiamata sezione critica. +In particolar modo da quando Linux ha incominciato a girare su +macchine multi-processore, le sezioni critiche sono diventate uno dei +maggiori problemi di progettazione ed implementazione del kernel. + +La prelazione può sortire gli stessi effetti, anche se c'è una sola CPU: +interrompendo un processo nella sua sezione critica otterremo comunque +la stessa corsa critica. In questo caso, il thread che si avvicenda +nell'esecuzione potrebbe eseguire anch'esso la sezione critica. + +La soluzione è quella di riconoscere quando avvengono questi accessi +simultanei, ed utilizzare i *lock* per accertarsi che solo un'istanza +per volta possa entrare nella sezione critica. Il kernel offre delle buone +funzioni a questo scopo. E poi ci sono quelle meno buone, ma farò finta +che non esistano. + +Sincronizzazione nel kernel Linux +================================= + +Se dovessi darvi un suggerimento sulla sincronizzazione: **mantenetela +semplice**. + +Siate riluttanti nell'introduzione di nuovi *lock*. + +I due principali tipi di *lock* nel kernel: spinlock e mutex +------------------------------------------------------------ + +Ci sono due tipi principali di *lock* nel kernel. Il tipo fondamentale è lo +spinlock (``include/asm/spinlock.h``), un semplice *lock* che può essere +trattenuto solo da un processo: se non si può trattenere lo spinlock, allora +rimane in attesa attiva (in inglese *spinning*) finché non ci riesce. +Gli spinlock sono molto piccoli e rapidi, possono essere utilizzati ovunque. + +Il secondo tipo è il mutex (``include/linux/mutex.h``): è come uno spinlock, +ma potreste bloccarvi trattenendolo. Se non potete trattenere un mutex +il vostro processo si auto-sospenderà; verrà riattivato quando il mutex +verrà rilasciato. Questo significa che il processore potrà occuparsi d'altro +mentre il vostro processo è in attesa. Esistono molti casi in cui non potete +permettervi di sospendere un processo (vedere +`Quali funzioni possono essere chiamate in modo sicuro dalle interruzioni?`_) +e quindi dovrete utilizzare gli spinlock. + +Nessuno di questi *lock* è ricorsivo: vedere +`Stallo: semplice ed avanzato`_ + +I *lock* e i kernel per sistemi monoprocessore +---------------------------------------------- + +Per i kernel compilati senza ``CONFIG_SMP`` e senza ``CONFIG_PREEMPT`` +gli spinlock non esistono. Questa è un'ottima scelta di progettazione: +quando nessun altro processo può essere eseguito in simultanea, allora +non c'è la necessità di avere un *lock*. + +Se il kernel è compilato senza ``CONFIG_SMP`` ma con ``CONFIG_PREEMPT``, +allora gli spinlock disabilitano la prelazione; questo è sufficiente a +prevenire le corse critiche. Nella maggior parte dei casi, possiamo considerare +la prelazione equivalente ad un sistema multi-processore senza preoccuparci +di trattarla indipendentemente. + +Dovreste verificare sempre la sincronizzazione con le opzioni ``CONFIG_SMP`` e +``CONFIG_PREEMPT`` abilitate, anche quando non avete un sistema +multi-processore, questo vi permetterà di identificare alcuni problemi +di sincronizzazione. + +Come vedremo di seguito, i mutex continuano ad esistere perché sono necessari +per la sincronizzazione fra processi in contesto utente. + +Sincronizzazione in contesto utente +----------------------------------- + +Se avete una struttura dati che verrà utilizzata solo dal contesto utente, +allora, per proteggerla, potete utilizzare un semplice mutex +(``include/linux/mutex.h``). Questo è il caso più semplice: inizializzate il +mutex; invocate mutex_lock_interruptible() per trattenerlo e +mutex_unlock() per rilasciarlo. C'è anche mutex_lock() +ma questa dovrebbe essere evitata perché non ritorna in caso di segnali. + +Per esempio: ``net/netfilter/nf_sockopt.c`` permette la registrazione +di nuove chiamate per setsockopt() e getsockopt() +usando la funzione nf_register_sockopt(). La registrazione e +la rimozione vengono eseguite solamente quando il modulo viene caricato +o scaricato (e durante l'avvio del sistema, qui non abbiamo concorrenza), +e la lista delle funzioni registrate viene consultata solamente quando +setsockopt() o getsockopt() sono sconosciute al sistema. +In questo caso ``nf_sockopt_mutex`` è perfetto allo scopo, in particolar modo +visto che setsockopt e getsockopt potrebbero dormire. + +Sincronizzazione fra il contesto utente e i softirq +--------------------------------------------------- + +Se un softirq condivide dati col contesto utente, avete due problemi. +Primo, il contesto utente corrente potrebbe essere interroto da un softirq, +e secondo, la sezione critica potrebbe essere eseguita da un altro +processore. Questo è quando spin_lock_bh() +(``include/linux/spinlock.h``) viene utilizzato. Questo disabilita i softirq +sul processore e trattiene il *lock*. Invece, spin_unlock_bh() fa +l'opposto. (Il suffisso '_bh' è un residuo storico che fa riferimento al +"Bottom Halves", il vecchio nome delle interruzioni software. In un mondo +perfetto questa funzione si chiamerebbe 'spin_lock_softirq()'). + +Da notare che in questo caso potete utilizzare anche spin_lock_irq() +o spin_lock_irqsave(), queste fermano anche le interruzioni hardware: +vedere `Contesto di interruzione hardware`_. + +Questo funziona alla perfezione anche sui sistemi monoprocessore: gli spinlock +svaniscono e questa macro diventa semplicemente local_bh_disable() +(``include/linux/interrupt.h``), la quale impedisce ai softirq d'essere +eseguiti. + +Sincronizzazione fra contesto utente e i tasklet +------------------------------------------------ + +Questo caso è uguale al precedente, un tasklet viene eseguito da un softirq. + +Sincronizzazione fra contesto utente e i timer +---------------------------------------------- + +Anche questo caso è uguale al precedente, un timer viene eseguito da un +softirq. +Dal punto di vista della sincronizzazione, tasklet e timer sono identici. + +Sincronizzazione fra tasklet e timer +------------------------------------ + +Qualche volta un tasklet od un timer potrebbero condividere i dati con +un altro tasklet o timer + +Lo stesso tasklet/timer +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +Dato che un tasklet non viene mai eseguito contemporaneamente su due +processori, non dovete preoccuparvi che sia rientrante (ovvero eseguito +più volte in contemporanea), perfino su sistemi multi-processore. + +Differenti tasklet/timer +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +Se un altro tasklet/timer vuole condividere dati col vostro tasklet o timer, +allora avrete bisogno entrambe di spin_lock() e +spin_unlock(). Qui spin_lock_bh() è inutile, siete già +in un tasklet ed avete la garanzia che nessun altro verrà eseguito sullo +stesso processore. + +Sincronizzazione fra softirq +---------------------------- + +Spesso un softirq potrebbe condividere dati con se stesso o un tasklet/timer. + +Lo stesso softirq +~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +Lo stesso softirq può essere eseguito su un diverso processore: allo scopo +di migliorare le prestazioni potete utilizzare dati riservati ad ogni +processore (vedere `Dati per processore`_). Se siete arrivati +fino a questo punto nell'uso dei softirq, probabilmente tenete alla scalabilità +delle prestazioni abbastanza da giustificarne la complessità aggiuntiva. + +Dovete utilizzare spin_lock() e spin_unlock() per +proteggere i dati condivisi. + +Diversi Softirqs +~~~~~~~~~~~~~~~~ + +Dovete utilizzare spin_lock() e spin_unlock() per +proteggere i dati condivisi, che siano timer, tasklet, diversi softirq o +lo stesso o altri softirq: uno qualsiasi di essi potrebbe essere in esecuzione +su un diverso processore. + +.. _`it_hardirq-context`: + +Contesto di interruzione hardware +================================= + +Solitamente le interruzioni hardware comunicano con un tasklet o un softirq. +Spesso questo si traduce nel mettere in coda qualcosa da fare che verrà +preso in carico da un softirq. + +Sincronizzazione fra interruzioni hardware e softirq/tasklet +------------------------------------------------------------ + +Se un gestore di interruzioni hardware condivide dati con un softirq, allora +avrete due preoccupazioni. Primo, il softirq può essere interrotto da +un'interruzione hardware, e secondo, la sezione critica potrebbe essere +eseguita da un'interruzione hardware su un processore diverso. Questo è il caso +dove spin_lock_irq() viene utilizzato. Disabilita le interruzioni +sul processore che l'esegue, poi trattiene il lock. spin_unlock_irq() +fa l'opposto. + +Il gestore d'interruzione hardware non ha bisogno di usare spin_lock_irq() +perché i softirq non possono essere eseguiti quando il gestore d'interruzione +hardware è in esecuzione: per questo si può usare spin_lock(), che è un po' +più veloce. L'unica eccezione è quando un altro gestore d'interruzioni +hardware utilizza lo stesso *lock*: spin_lock_irq() impedirà a questo +secondo gestore di interrompere quello in esecuzione. + +Questo funziona alla perfezione anche sui sistemi monoprocessore: gli spinlock +svaniscono e questa macro diventa semplicemente local_irq_disable() +(``include/asm/smp.h``), la quale impedisce a softirq/tasklet/BH d'essere +eseguiti. + +spin_lock_irqsave() (``include/linux/spinlock.h``) è una variante che +salva lo stato delle interruzioni in una variabile, questa verrà poi passata +a spin_unlock_irqrestore(). Questo significa che lo stesso codice +potrà essere utilizzato in un'interruzione hardware (dove le interruzioni sono +già disabilitate) e in un softirq (dove la disabilitazione delle interruzioni +è richiesta). + +Da notare che i softirq (e quindi tasklet e timer) sono eseguiti al ritorno +da un'interruzione hardware, quindi spin_lock_irq() interrompe +anche questi. Tenuto conto di questo si può dire che +spin_lock_irqsave() è la funzione di sincronizzazione più generica +e potente. + +Sincronizzazione fra due gestori d'interruzioni hardware +-------------------------------------------------------- + +Condividere dati fra due gestori di interruzione hardware è molto raro, ma se +succede, dovreste usare spin_lock_irqsave(): è una specificità +dell'architettura il fatto che tutte le interruzioni vengano interrotte +quando si eseguono di gestori di interruzioni. + +Bigino della sincronizzazione +============================= + +Pete Zaitcev ci offre il seguente riassunto: + +- Se siete in un contesto utente (una qualsiasi chiamata di sistema) + e volete sincronizzarvi con altri processi, usate i mutex. Potete trattenere + il mutex e dormire (``copy_from_user(`` o ``kmalloc(x,GFP_KERNEL)``). + +- Altrimenti (== i dati possono essere manipolati da un'interruzione) usate + spin_lock_irqsave() e spin_unlock_irqrestore(). + +- Evitate di trattenere uno spinlock per più di 5 righe di codice incluse + le chiamate a funzione (ad eccezione di quell per l'accesso come + readb()). + +Tabella dei requisiti minimi +---------------------------- + +La tabella seguente illustra i requisiti **minimi** per la sincronizzazione fra +diversi contesti. In alcuni casi, lo stesso contesto può essere eseguito solo +da un processore per volta, quindi non ci sono requisiti per la +sincronizzazione (per esempio, un thread può essere eseguito solo su un +processore alla volta, ma se deve condividere dati con un altro thread, allora +la sincronizzazione è necessaria). + +Ricordatevi il suggerimento qui sopra: potete sempre usare +spin_lock_irqsave(), che è un sovrainsieme di tutte le altre funzioni +per spinlock. + +============== ============= ============= ========= ========= ========= ========= ======= ======= ============== ============== +. IRQ Handler A IRQ Handler B Softirq A Softirq B Tasklet A Tasklet B Timer A Timer B User Context A User Context B +============== ============= ============= ========= ========= ========= ========= ======= ======= ============== ============== +IRQ Handler A None +IRQ Handler B SLIS None +Softirq A SLI SLI SL +Softirq B SLI SLI SL SL +Tasklet A SLI SLI SL SL None +Tasklet B SLI SLI SL SL SL None +Timer A SLI SLI SL SL SL SL None +Timer B SLI SLI SL SL SL SL SL None +User Context A SLI SLI SLBH SLBH SLBH SLBH SLBH SLBH None +User Context B SLI SLI SLBH SLBH SLBH SLBH SLBH SLBH MLI None +============== ============= ============= ========= ========= ========= ========= ======= ======= ============== ============== + +Table: Tabella dei requisiti per la sincronizzazione + ++--------+----------------------------+ +| SLIS | spin_lock_irqsave | ++--------+----------------------------+ +| SLI | spin_lock_irq | ++--------+----------------------------+ +| SL | spin_lock | ++--------+----------------------------+ +| SLBH | spin_lock_bh | ++--------+----------------------------+ +| MLI | mutex_lock_interruptible | ++--------+----------------------------+ + +Table: Legenda per la tabella dei requisiti per la sincronizzazione + +Le funzioni *trylock* +===================== + +Ci sono funzioni che provano a trattenere un *lock* solo una volta e +ritornano immediatamente comunicato il successo od il fallimento +dell'operazione. Posso essere usate quando non serve accedere ai dati +protetti dal *lock* quando qualche altro thread lo sta già facendo +trattenendo il *lock*. Potrete acquisire il *lock* più tardi se vi +serve accedere ai dati protetti da questo *lock*. + +La funzione spin_trylock() non ritenta di acquisire il *lock*, +se ci riesce al primo colpo ritorna un valore diverso da zero, altrimenti +se fallisce ritorna 0. Questa funzione può essere utilizzata in un qualunque +contesto, ma come spin_lock(): dovete disabilitare i contesti che +potrebbero interrompervi e quindi trattenere lo spinlock. + +La funzione mutex_trylock() invece di sospendere il vostro processo +ritorna un valore diverso da zero se è possibile trattenere il lock al primo +colpo, altrimenti se fallisce ritorna 0. Nonostante non dorma, questa funzione +non può essere usata in modo sicuro in contesti di interruzione hardware o +software. + +Esempi più comuni +================= + +Guardiamo un semplice esempio: una memoria che associa nomi a numeri. +La memoria tiene traccia di quanto spesso viene utilizzato ogni oggetto; +quando è piena, l'oggetto meno usato viene eliminato. + +Tutto in contesto utente +------------------------ + +Nel primo esempio, supponiamo che tutte le operazioni avvengano in contesto +utente (in soldoni, da una chiamata di sistema), quindi possiamo dormire. +Questo significa che possiamo usare i mutex per proteggere la nostra memoria +e tutti gli oggetti che contiene. Ecco il codice:: + + #include <linux/list.h> + #include <linux/slab.h> + #include <linux/string.h> + #include <linux/mutex.h> + #include <asm/errno.h> + + struct object + { + struct list_head list; + int id; + char name[32]; + int popularity; + }; + + /* Protects the cache, cache_num, and the objects within it */ + static DEFINE_MUTEX(cache_lock); + static LIST_HEAD(cache); + static unsigned int cache_num = 0; + #define MAX_CACHE_SIZE 10 + + /* Must be holding cache_lock */ + static struct object *__cache_find(int id) + { + struct object *i; + + list_for_each_entry(i, &cache, list) + if (i->id == id) { + i->popularity++; + return i; + } + return NULL; + } + + /* Must be holding cache_lock */ + static void __cache_delete(struct object *obj) + { + BUG_ON(!obj); + list_del(&obj->list); + kfree(obj); + cache_num--; + } + + /* Must be holding cache_lock */ + static void __cache_add(struct object *obj) + { + list_add(&obj->list, &cache); + if (++cache_num > MAX_CACHE_SIZE) { + struct object *i, *outcast = NULL; + list_for_each_entry(i, &cache, list) { + if (!outcast || i->popularity < outcast->popularity) + outcast = i; + } + __cache_delete(outcast); + } + } + + int cache_add(int id, const char *name) + { + struct object *obj; + + if ((obj = kmalloc(sizeof(*obj), GFP_KERNEL)) == NULL) + return -ENOMEM; + + strscpy(obj->name, name, sizeof(obj->name)); + obj->id = id; + obj->popularity = 0; + + mutex_lock(&cache_lock); + __cache_add(obj); + mutex_unlock(&cache_lock); + return 0; + } + + void cache_delete(int id) + { + mutex_lock(&cache_lock); + __cache_delete(__cache_find(id)); + mutex_unlock(&cache_lock); + } + + int cache_find(int id, char *name) + { + struct object *obj; + int ret = -ENOENT; + + mutex_lock(&cache_lock); + obj = __cache_find(id); + if (obj) { + ret = 0; + strcpy(name, obj->name); + } + mutex_unlock(&cache_lock); + return ret; + } + +Da notare che ci assicuriamo sempre di trattenere cache_lock quando +aggiungiamo, rimuoviamo od ispezioniamo la memoria: sia la struttura +della memoria che il suo contenuto sono protetti dal *lock*. Questo +caso è semplice dato che copiamo i dati dall'utente e non permettiamo +mai loro di accedere direttamente agli oggetti. + +C'è una piccola ottimizzazione qui: nella funzione cache_add() +impostiamo i campi dell'oggetto prima di acquisire il *lock*. Questo è +sicuro perché nessun altro potrà accedervi finché non lo inseriremo +nella memoria. + +Accesso dal contesto utente +--------------------------- + +Ora consideriamo il caso in cui cache_find() può essere invocata +dal contesto d'interruzione: sia hardware che software. Un esempio potrebbe +essere un timer che elimina oggetti dalla memoria. + +Qui di seguito troverete la modifica nel formato *patch*: le righe ``-`` +sono quelle rimosse, mentre quelle ``+`` sono quelle aggiunte. + +:: + + --- cache.c.usercontext 2003-12-09 13:58:54.000000000 +1100 + +++ cache.c.interrupt 2003-12-09 14:07:49.000000000 +1100 + @@ -12,7 +12,7 @@ + int popularity; + }; + + -static DEFINE_MUTEX(cache_lock); + +static DEFINE_SPINLOCK(cache_lock); + static LIST_HEAD(cache); + static unsigned int cache_num = 0; + #define MAX_CACHE_SIZE 10 + @@ -55,6 +55,7 @@ + int cache_add(int id, const char *name) + { + struct object *obj; + + unsigned long flags; + + if ((obj = kmalloc(sizeof(*obj), GFP_KERNEL)) == NULL) + return -ENOMEM; + @@ -63,30 +64,33 @@ + obj->id = id; + obj->popularity = 0; + + - mutex_lock(&cache_lock); + + spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); + __cache_add(obj); + - mutex_unlock(&cache_lock); + + spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags); + return 0; + } + + void cache_delete(int id) + { + - mutex_lock(&cache_lock); + + unsigned long flags; + + + + spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); + __cache_delete(__cache_find(id)); + - mutex_unlock(&cache_lock); + + spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags); + } + + int cache_find(int id, char *name) + { + struct object *obj; + int ret = -ENOENT; + + unsigned long flags; + + - mutex_lock(&cache_lock); + + spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); + obj = __cache_find(id); + if (obj) { + ret = 0; + strcpy(name, obj->name); + } + - mutex_unlock(&cache_lock); + + spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags); + return ret; + } + +Da notare che spin_lock_irqsave() disabiliterà le interruzioni +se erano attive, altrimenti non farà niente (quando siamo già in un contesto +d'interruzione); dunque queste funzioni possono essere chiamante in +sicurezza da qualsiasi contesto. + +Sfortunatamente, cache_add() invoca kmalloc() con +l'opzione ``GFP_KERNEL`` che è permessa solo in contesto utente. Ho supposto +che cache_add() venga chiamata dal contesto utente, altrimenti +questa opzione deve diventare un parametro di cache_add(). + +Esporre gli oggetti al di fuori del file +---------------------------------------- + +Se i vostri oggetti contengono più informazioni, potrebbe non essere +sufficiente copiare i dati avanti e indietro: per esempio, altre parti del +codice potrebbero avere un puntatore a questi oggetti piuttosto che cercarli +ogni volta. Questo introduce due problemi. + +Il primo problema è che utilizziamo ``cache_lock`` per proteggere gli oggetti: +dobbiamo renderlo dinamico così che il resto del codice possa usarlo. Questo +rende la sincronizzazione più complicata dato che non avviene più in un unico +posto. + +Il secondo problema è il problema del ciclo di vita: se un'altra struttura +mantiene un puntatore ad un oggetto, presumibilmente si aspetta che questo +puntatore rimanga valido. Sfortunatamente, questo è garantito solo mentre +si trattiene il *lock*, altrimenti qualcuno potrebbe chiamare +cache_delete() o peggio, aggiungere un oggetto che riutilizza lo +stesso indirizzo. + +Dato che c'è un solo *lock*, non potete trattenerlo a vita: altrimenti +nessun altro potrà eseguire il proprio lavoro. + +La soluzione a questo problema è l'uso di un contatore di riferimenti: +chiunque punti ad un oggetto deve incrementare il contatore, e decrementarlo +quando il puntatore non viene più usato. Quando il contatore raggiunge lo zero +significa che non è più usato e l'oggetto può essere rimosso. + +Ecco il codice:: + + --- cache.c.interrupt 2003-12-09 14:25:43.000000000 +1100 + +++ cache.c.refcnt 2003-12-09 14:33:05.000000000 +1100 + @@ -7,6 +7,7 @@ + struct object + { + struct list_head list; + + unsigned int refcnt; + int id; + char name[32]; + int popularity; + @@ -17,6 +18,35 @@ + static unsigned int cache_num = 0; + #define MAX_CACHE_SIZE 10 + + +static void __object_put(struct object *obj) + +{ + + if (--obj->refcnt == 0) + + kfree(obj); + +} + + + +static void __object_get(struct object *obj) + +{ + + obj->refcnt++; + +} + + + +void object_put(struct object *obj) + +{ + + unsigned long flags; + + + + spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); + + __object_put(obj); + + spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags); + +} + + + +void object_get(struct object *obj) + +{ + + unsigned long flags; + + + + spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); + + __object_get(obj); + + spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags); + +} + + + /* Must be holding cache_lock */ + static struct object *__cache_find(int id) + { + @@ -35,6 +65,7 @@ + { + BUG_ON(!obj); + list_del(&obj->list); + + __object_put(obj); + cache_num--; + } + + @@ -63,6 +94,7 @@ + strscpy(obj->name, name, sizeof(obj->name)); + obj->id = id; + obj->popularity = 0; + + obj->refcnt = 1; /* The cache holds a reference */ + + spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); + __cache_add(obj); + @@ -79,18 +111,15 @@ + spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags); + } + + -int cache_find(int id, char *name) + +struct object *cache_find(int id) + { + struct object *obj; + - int ret = -ENOENT; + unsigned long flags; + + spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); + obj = __cache_find(id); + - if (obj) { + - ret = 0; + - strcpy(name, obj->name); + - } + + if (obj) + + __object_get(obj); + spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags); + - return ret; + + return obj; + } + +Abbiamo incapsulato il contatore di riferimenti nelle tipiche funzioni +di 'get' e 'put'. Ora possiamo ritornare l'oggetto da cache_find() +col vantaggio che l'utente può dormire trattenendo l'oggetto (per esempio, +copy_to_user() per copiare il nome verso lo spazio utente). + +Un altro punto da notare è che ho detto che il contatore dovrebbe incrementarsi +per ogni puntatore ad un oggetto: quindi il contatore di riferimenti è 1 +quando l'oggetto viene inserito nella memoria. In altre versione il framework +non trattiene un riferimento per se, ma diventa più complicato. + +Usare operazioni atomiche per il contatore di riferimenti +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +In sostanza, :c:type:`atomic_t` viene usato come contatore di riferimenti. +Ci sono un certo numbero di operazioni atomiche definite +in ``include/asm/atomic.h``: queste sono garantite come atomiche su qualsiasi +processore del sistema, quindi non sono necessari i *lock*. In questo caso è +più semplice rispetto all'uso degli spinlock, benché l'uso degli spinlock +sia più elegante per casi non banali. Le funzioni atomic_inc() e +atomic_dec_and_test() vengono usate al posto dei tipici operatori di +incremento e decremento, e i *lock* non sono più necessari per proteggere il +contatore stesso. + +:: + + --- cache.c.refcnt 2003-12-09 15:00:35.000000000 +1100 + +++ cache.c.refcnt-atomic 2003-12-11 15:49:42.000000000 +1100 + @@ -7,7 +7,7 @@ + struct object + { + struct list_head list; + - unsigned int refcnt; + + atomic_t refcnt; + int id; + char name[32]; + int popularity; + @@ -18,33 +18,15 @@ + static unsigned int cache_num = 0; + #define MAX_CACHE_SIZE 10 + + -static void __object_put(struct object *obj) + -{ + - if (--obj->refcnt == 0) + - kfree(obj); + -} + - + -static void __object_get(struct object *obj) + -{ + - obj->refcnt++; + -} + - + void object_put(struct object *obj) + { + - unsigned long flags; + - + - spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); + - __object_put(obj); + - spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags); + + if (atomic_dec_and_test(&obj->refcnt)) + + kfree(obj); + } + + void object_get(struct object *obj) + { + - unsigned long flags; + - + - spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); + - __object_get(obj); + - spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags); + + atomic_inc(&obj->refcnt); + } + + /* Must be holding cache_lock */ + @@ -65,7 +47,7 @@ + { + BUG_ON(!obj); + list_del(&obj->list); + - __object_put(obj); + + object_put(obj); + cache_num--; + } + + @@ -94,7 +76,7 @@ + strscpy(obj->name, name, sizeof(obj->name)); + obj->id = id; + obj->popularity = 0; + - obj->refcnt = 1; /* The cache holds a reference */ + + atomic_set(&obj->refcnt, 1); /* The cache holds a reference */ + + spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); + __cache_add(obj); + @@ -119,7 +101,7 @@ + spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); + obj = __cache_find(id); + if (obj) + - __object_get(obj); + + object_get(obj); + spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags); + return obj; + } + +Proteggere l'oggetto stesso +--------------------------- + +In questo esempio, assumiamo che gli oggetti (ad eccezione del contatore +di riferimenti) non cambino mai dopo la loro creazione. Se vogliamo permettere +al nome di cambiare abbiamo tre possibilità: + +- Si può togliere static da ``cache_lock`` e dire agli utenti che devono + trattenere il *lock* prima di modificare il nome di un oggetto. + +- Si può fornire una funzione cache_obj_rename() che prende il + *lock* e cambia il nome per conto del chiamante; si dirà poi agli utenti + di usare questa funzione. + +- Si può decidere che ``cache_lock`` protegge solo la memoria stessa, ed + un altro *lock* è necessario per la protezione del nome. + +Teoricamente, possiamo avere un *lock* per ogni campo e per ogni oggetto. +In pratica, le varianti più comuni sono: + +- un *lock* che protegge l'infrastruttura (la lista ``cache`` di questo + esempio) e gli oggetti. Questo è quello che abbiamo fatto finora. + +- un *lock* che protegge l'infrastruttura (inclusi i puntatori alla lista + negli oggetti), e un *lock* nell'oggetto per proteggere il resto + dell'oggetto stesso. + +- *lock* multipli per proteggere l'infrastruttura (per esempio un *lock* + per ogni lista), possibilmente con un *lock* per oggetto. + +Qui di seguito un'implementazione con "un lock per oggetto": + +:: + + --- cache.c.refcnt-atomic 2003-12-11 15:50:54.000000000 +1100 + +++ cache.c.perobjectlock 2003-12-11 17:15:03.000000000 +1100 + @@ -6,11 +6,17 @@ + + struct object + { + + /* These two protected by cache_lock. */ + struct list_head list; + + int popularity; + + + atomic_t refcnt; + + + + /* Doesn't change once created. */ + int id; + + + + spinlock_t lock; /* Protects the name */ + char name[32]; + - int popularity; + }; + + static DEFINE_SPINLOCK(cache_lock); + @@ -77,6 +84,7 @@ + obj->id = id; + obj->popularity = 0; + atomic_set(&obj->refcnt, 1); /* The cache holds a reference */ + + spin_lock_init(&obj->lock); + + spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); + __cache_add(obj); + +Da notare che ho deciso che il contatore di popolarità dovesse essere +protetto da ``cache_lock`` piuttosto che dal *lock* dell'oggetto; questo +perché è logicamente parte dell'infrastruttura (come +:c:type:`struct list_head <list_head>` nell'oggetto). In questo modo, +in __cache_add(), non ho bisogno di trattenere il *lock* di ogni +oggetto mentre si cerca il meno popolare. + +Ho anche deciso che il campo id è immutabile, quindi non ho bisogno di +trattenere il lock dell'oggetto quando si usa __cache_find() +per leggere questo campo; il *lock* dell'oggetto è usato solo dal chiamante +che vuole leggere o scrivere il campo name. + +Inoltre, da notare che ho aggiunto un commento che descrive i dati che sono +protetti dal *lock*. Questo è estremamente importante in quanto descrive il +comportamento del codice, che altrimenti sarebbe di difficile comprensione +leggendo solamente il codice. E come dice Alan Cox: “Lock data, not code”. + +Problemi comuni +=============== + +Stallo: semplice ed avanzato +---------------------------- + +Esiste un tipo di baco dove un pezzo di codice tenta di trattenere uno +spinlock due volte: questo rimarrà in attesa attiva per sempre aspettando che +il *lock* venga rilasciato (in Linux spinlocks, rwlocks e mutex non sono +ricorsivi). +Questo è facile da diagnosticare: non è uno di quei problemi che ti tengono +sveglio 5 notti a parlare da solo. + +Un caso un pochino più complesso; immaginate d'avere una spazio condiviso +fra un softirq ed il contesto utente. Se usate spin_lock() per +proteggerlo, il contesto utente potrebbe essere interrotto da un softirq +mentre trattiene il lock, da qui il softirq rimarrà in attesa attiva provando +ad acquisire il *lock* già trattenuto nel contesto utente. + +Questi casi sono chiamati stalli (*deadlock*), e come mostrato qui sopra, +può succedere anche con un solo processore (Ma non sui sistemi +monoprocessore perché gli spinlock spariscano quando il kernel è compilato +con ``CONFIG_SMP``\ =n. Nonostante ciò, nel secondo caso avrete comunque +una corruzione dei dati). + +Questi casi sono facili da diagnosticare; sui sistemi multi-processore +il supervisione (*watchdog*) o l'opzione di compilazione ``DEBUG_SPINLOCK`` +(``include/linux/spinlock.h``) permettono di scovare immediatamente quando +succedono. + +Esiste un caso più complesso che è conosciuto come l'abbraccio della morte; +questo coinvolge due o più *lock*. Diciamo che avete un vettore di hash in cui +ogni elemento è uno spinlock a cui è associata una lista di elementi con lo +stesso hash. In un gestore di interruzioni software, dovete modificare un +oggetto e spostarlo su un altro hash; quindi dovrete trattenete lo spinlock +del vecchio hash e di quello nuovo, quindi rimuovere l'oggetto dal vecchio ed +inserirlo nel nuovo. + +Qui abbiamo due problemi. Primo, se il vostro codice prova a spostare un +oggetto all'interno della stessa lista, otterrete uno stallo visto che +tenterà di trattenere lo stesso *lock* due volte. Secondo, se la stessa +interruzione software su un altro processore sta tentando di spostare +un altro oggetto nella direzione opposta, potrebbe accadere quanto segue: + ++---------------------------------+---------------------------------+ +| CPU 1 | CPU 2 | ++=================================+=================================+ +| Trattiene *lock* A -> OK | Trattiene *lock* B -> OK | ++---------------------------------+---------------------------------+ +| Trattiene *lock* B -> attesa | Trattiene *lock* A -> attesa | ++---------------------------------+---------------------------------+ + +Table: Conseguenze + +Entrambe i processori rimarranno in attesa attiva sul *lock* per sempre, +aspettando che l'altro lo rilasci. Sembra e puzza come un blocco totale. + +Prevenire gli stalli +-------------------- + +I libri di testo vi diranno che se trattenete i *lock* sempre nello stesso +ordine non avrete mai un simile stallo. La pratica vi dirà che questo +approccio non funziona all'ingrandirsi del sistema: quando creo un nuovo +*lock* non ne capisco abbastanza del kernel per dire in quale dei 5000 *lock* +si incastrerà. + +I *lock* migliori sono quelli incapsulati: non vengono esposti nei file di +intestazione, e non vengono mai trattenuti fuori dallo stesso file. Potete +rileggere questo codice e vedere che non ci sarà mai uno stallo perché +non tenterà mai di trattenere un altro *lock* quando lo ha già. +Le persone che usano il vostro codice non devono nemmeno sapere che voi +state usando dei *lock*. + +Un classico problema deriva dall'uso di *callback* e di *hook*: se li +chiamate mentre trattenete un *lock*, rischiate uno stallo o un abbraccio +della morte (chi lo sa cosa farà una *callback*?). + +Ossessiva prevenzione degli stalli +~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~ + +Gli stalli sono un problema, ma non così terribile come la corruzione dei dati. +Un pezzo di codice trattiene un *lock* di lettura, cerca in una lista, +fallisce nel trovare quello che vuole, quindi rilascia il *lock* di lettura, +trattiene un *lock* di scrittura ed inserisce un oggetto; questo genere di +codice presenta una corsa critica. + +corsa fra temporizzatori: un passatempo del kernel +-------------------------------------------------- + +I temporizzatori potrebbero avere dei problemi con le corse critiche. +Considerate una collezione di oggetti (liste, hash, eccetera) dove ogni oggetto +ha un temporizzatore che sta per distruggerlo. + +Se volete eliminare l'intera collezione (diciamo quando rimuovete un modulo), +potreste fare come segue:: + + /* THIS CODE BAD BAD BAD BAD: IF IT WAS ANY WORSE IT WOULD USE + HUNGARIAN NOTATION */ + spin_lock_bh(&list_lock); + + while (list) { + struct foo *next = list->next; + del_timer(&list->timer); + kfree(list); + list = next; + } + + spin_unlock_bh(&list_lock); + +Primo o poi, questo esploderà su un sistema multiprocessore perché un +temporizzatore potrebbe essere già partiro prima di spin_lock_bh(), +e prenderà il *lock* solo dopo spin_unlock_bh(), e cercherà +di eliminare il suo oggetto (che però è già stato eliminato). + +Questo può essere evitato controllando il valore di ritorno di +del_timer(): se ritorna 1, il temporizzatore è stato già +rimosso. Se 0, significa (in questo caso) che il temporizzatore è in +esecuzione, quindi possiamo fare come segue:: + + retry: + spin_lock_bh(&list_lock); + + while (list) { + struct foo *next = list->next; + if (!del_timer(&list->timer)) { + /* Give timer a chance to delete this */ + spin_unlock_bh(&list_lock); + goto retry; + } + kfree(list); + list = next; + } + + spin_unlock_bh(&list_lock); + +Un altro problema è l'eliminazione dei temporizzatori che si riavviano +da soli (chiamando add_timer() alla fine della loro esecuzione). +Dato che questo è un problema abbastanza comune con una propensione +alle corse critiche, dovreste usare del_timer_sync() +(``include/linux/timer.h``) per gestire questo caso. Questa ritorna il +numero di volte che il temporizzatore è stato interrotto prima che +fosse in grado di fermarlo senza che si riavviasse. + +Velocità della sincronizzazione +=============================== + +Ci sono tre cose importanti da tenere in considerazione quando si valuta +la velocità d'esecuzione di un pezzo di codice che necessita di +sincronizzazione. La prima è la concorrenza: quante cose rimangono in attesa +mentre qualcuno trattiene un *lock*. La seconda è il tempo necessario per +acquisire (senza contese) e rilasciare un *lock*. La terza è di usare meno +*lock* o di più furbi. Immagino che i *lock* vengano usati regolarmente, +altrimenti, non sareste interessati all'efficienza. + +La concorrenza dipende da quanto a lungo un *lock* è trattenuto: dovreste +trattenere un *lock* solo il tempo minimo necessario ma non un istante in più. +Nella memoria dell'esempio precedente, creiamo gli oggetti senza trattenere +il *lock*, poi acquisiamo il *lock* quando siamo pronti per inserirlo nella +lista. + +Il tempo di acquisizione di un *lock* dipende da quanto danno fa +l'operazione sulla *pipeline* (ovvero stalli della *pipeline*) e quant'è +probabile che il processore corrente sia stato anche l'ultimo ad acquisire +il *lock* (in pratica, il *lock* è nella memoria cache del processore +corrente?): su sistemi multi-processore questa probabilità precipita +rapidamente. Consideriamo un processore Intel Pentium III a 700Mhz: questo +esegue un'istruzione in 0.7ns, un incremento atomico richiede 58ns, acquisire +un *lock* che è nella memoria cache del processore richiede 160ns, e un +trasferimento dalla memoria cache di un altro processore richiede altri +170/360ns (Leggetevi l'articolo di Paul McKenney's `Linux Journal RCU +article <http://www.linuxjournal.com/article.php?sid=6993>`__). + +Questi due obiettivi sono in conflitto: trattenere un *lock* per il minor +tempo possibile potrebbe richiedere la divisione in più *lock* per diverse +parti (come nel nostro ultimo esempio con un *lock* per ogni oggetto), +ma questo aumenta il numero di acquisizioni di *lock*, ed il risultato +spesso è che tutto è più lento che con un singolo *lock*. Questo è un altro +argomento in favore della semplicità quando si parla di sincronizzazione. + +Il terzo punto è discusso di seguito: ci sono alcune tecniche per ridurre +il numero di sincronizzazioni che devono essere fatte. + +Read/Write Lock Variants +------------------------ + +Sia gli spinlock che i mutex hanno una variante per la lettura/scrittura +(read/write): ``rwlock_t`` e :c:type:`struct rw_semaphore <rw_semaphore>`. +Queste dividono gli utenti in due categorie: i lettori e gli scrittori. +Se state solo leggendo i dati, potete acquisire il *lock* di lettura, ma +per scrivere avrete bisogno del *lock* di scrittura. Molti possono trattenere +il *lock* di lettura, ma solo uno scrittore alla volta può trattenere +quello di scrittura. + +Se il vostro codice si divide chiaramente in codice per lettori e codice +per scrittori (come nel nostro esempio), e il *lock* dei lettori viene +trattenuto per molto tempo, allora l'uso di questo tipo di *lock* può aiutare. +Questi sono leggermente più lenti rispetto alla loro versione normale, quindi +nella pratica l'uso di ``rwlock_t`` non ne vale la pena. + +Evitare i *lock*: Read Copy Update +-------------------------------------------- + +Esiste un metodo di sincronizzazione per letture e scritture detto +Read Copy Update. Con l'uso della tecnica RCU, i lettori possono scordarsi +completamente di trattenere i *lock*; dato che nel nostro esempio ci +aspettiamo d'avere più lettore che scrittori (altrimenti questa memoria +sarebbe uno spreco) possiamo dire che questo meccanismo permette +un'ottimizzazione. + +Come facciamo a sbarazzarci dei *lock* di lettura? Sbarazzarsi dei *lock* di +lettura significa che uno scrittore potrebbe cambiare la lista sotto al naso +dei lettori. Questo è abbastanza semplice: possiamo leggere una lista +concatenata se lo scrittore aggiunge elementi alla fine e con certe +precauzioni. Per esempio, aggiungendo ``new`` ad una lista concatenata +chiamata ``list``:: + + new->next = list->next; + wmb(); + list->next = new; + +La funzione wmb() è una barriera di sincronizzazione delle +scritture. Questa garantisce che la prima operazione (impostare l'elemento +``next`` del nuovo elemento) venga completata e vista da tutti i processori +prima che venga eseguita la seconda operazione (che sarebbe quella di mettere +il nuovo elemento nella lista). Questo è importante perché i moderni +compilatori ed i moderni processori possono, entrambe, riordinare le istruzioni +se non vengono istruiti altrimenti: vogliamo che i lettori non vedano +completamente il nuovo elemento; oppure che lo vedano correttamente e quindi +il puntatore ``next`` deve puntare al resto della lista. + +Fortunatamente, c'è una funzione che fa questa operazione sulle liste +:c:type:`struct list_head <list_head>`: list_add_rcu() +(``include/linux/list.h``). + +Rimuovere un elemento dalla lista è anche più facile: sostituiamo il puntatore +al vecchio elemento con quello del suo successore, e i lettori vedranno +l'elemento o lo salteranno. + +:: + + list->next = old->next; + +La funzione list_del_rcu() (``include/linux/list.h``) fa esattamente +questo (la versione normale corrompe il vecchio oggetto, e non vogliamo che +accada). + +Anche i lettori devono stare attenti: alcuni processori potrebbero leggere +attraverso il puntatore ``next`` il contenuto dell'elemento successivo +troppo presto, ma non accorgersi che il contenuto caricato è sbagliato quando +il puntatore ``next`` viene modificato alla loro spalle. Ancora una volta +c'è una funzione che viene in vostro aiuto list_for_each_entry_rcu() +(``include/linux/list.h``). Ovviamente, gli scrittori possono usare +list_for_each_entry() dato che non ci possono essere due scrittori +in contemporanea. + +Il nostro ultimo dilemma è il seguente: quando possiamo realmente distruggere +l'elemento rimosso? Ricordate, un lettore potrebbe aver avuto accesso a questo +elemento proprio ora: se eliminiamo questo elemento ed il puntatore ``next`` +cambia, il lettore salterà direttamente nella spazzatura e scoppierà. Dobbiamo +aspettare finché tutti i lettori che stanno attraversando la lista abbiano +finito. Utilizziamo call_rcu() per registrare una funzione di +richiamo che distrugga l'oggetto quando tutti i lettori correnti hanno +terminato. In alternative, potrebbe essere usata la funzione +synchronize_rcu() che blocca l'esecuzione finché tutti i lettori +non terminano di ispezionare la lista. + +Ma come fa l'RCU a sapere quando i lettori sono finiti? Il meccanismo è +il seguente: innanzi tutto i lettori accedono alla lista solo fra la coppia +rcu_read_lock()/rcu_read_unlock() che disabilita la +prelazione così che i lettori non vengano sospesi mentre stanno leggendo +la lista. + +Poi, l'RCU aspetta finché tutti i processori non abbiano dormito almeno +una volta; a questo punto, dato che i lettori non possono dormire, possiamo +dedurre che un qualsiasi lettore che abbia consultato la lista durante la +rimozione abbia già terminato, quindi la *callback* viene eseguita. Il vero +codice RCU è un po' più ottimizzato di così, ma questa è l'idea di fondo. + +:: + + --- cache.c.perobjectlock 2003-12-11 17:15:03.000000000 +1100 + +++ cache.c.rcupdate 2003-12-11 17:55:14.000000000 +1100 + @@ -1,15 +1,18 @@ + #include <linux/list.h> + #include <linux/slab.h> + #include <linux/string.h> + +#include <linux/rcupdate.h> + #include <linux/mutex.h> + #include <asm/errno.h> + + struct object + { + - /* These two protected by cache_lock. */ + + /* This is protected by RCU */ + struct list_head list; + int popularity; + + + struct rcu_head rcu; + + + atomic_t refcnt; + + /* Doesn't change once created. */ + @@ -40,7 +43,7 @@ + { + struct object *i; + + - list_for_each_entry(i, &cache, list) { + + list_for_each_entry_rcu(i, &cache, list) { + if (i->id == id) { + i->popularity++; + return i; + @@ -49,19 +52,25 @@ + return NULL; + } + + +/* Final discard done once we know no readers are looking. */ + +static void cache_delete_rcu(void *arg) + +{ + + object_put(arg); + +} + + + /* Must be holding cache_lock */ + static void __cache_delete(struct object *obj) + { + BUG_ON(!obj); + - list_del(&obj->list); + - object_put(obj); + + list_del_rcu(&obj->list); + cache_num--; + + call_rcu(&obj->rcu, cache_delete_rcu); + } + + /* Must be holding cache_lock */ + static void __cache_add(struct object *obj) + { + - list_add(&obj->list, &cache); + + list_add_rcu(&obj->list, &cache); + if (++cache_num > MAX_CACHE_SIZE) { + struct object *i, *outcast = NULL; + list_for_each_entry(i, &cache, list) { + @@ -104,12 +114,11 @@ + struct object *cache_find(int id) + { + struct object *obj; + - unsigned long flags; + + - spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags); + + rcu_read_lock(); + obj = __cache_find(id); + if (obj) + object_get(obj); + - spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags); + + rcu_read_unlock(); + return obj; + } + +Da notare che i lettori modificano il campo popularity nella funzione +__cache_find(), e ora non trattiene alcun *lock*. Una soluzione +potrebbe essere quella di rendere la variabile ``atomic_t``, ma per l'uso +che ne abbiamo fatto qui, non ci interessano queste corse critiche perché un +risultato approssimativo è comunque accettabile, quindi non l'ho cambiato. + +Il risultato è che la funzione cache_find() non ha bisogno di alcuna +sincronizzazione con le altre funzioni, quindi è veloce su un sistema +multi-processore tanto quanto lo sarebbe su un sistema mono-processore. + +Esiste un'ulteriore ottimizzazione possibile: vi ricordate il codice originale +della nostra memoria dove non c'erano contatori di riferimenti e il chiamante +semplicemente tratteneva il *lock* prima di accedere ad un oggetto? Questo è +ancora possibile: se trattenete un *lock* nessuno potrà cancellare l'oggetto, +quindi non avete bisogno di incrementare e decrementare il contatore di +riferimenti. + +Ora, dato che il '*lock* di lettura' di un RCU non fa altro che disabilitare +la prelazione, un chiamante che ha sempre la prelazione disabilitata fra le +chiamate cache_find() e object_put() non necessita +di incrementare e decrementare il contatore di riferimenti. Potremmo +esporre la funzione __cache_find() dichiarandola non-static, +e quel chiamante potrebbe usare direttamente questa funzione. + +Il beneficio qui sta nel fatto che il contatore di riferimenti no +viene scritto: l'oggetto non viene alterato in alcun modo e quindi diventa +molto più veloce su sistemi molti-processore grazie alla loro memoria cache. + + +Dati per processore +------------------- + +Un'altra tecnica comunemente usata per evitare la sincronizzazione è quella +di duplicare le informazioni per ogni processore. Per esempio, se volete +avere un contatore di qualcosa, potreste utilizzare uno spinlock ed un +singolo contatore. Facile e pulito. + +Se questo dovesse essere troppo lento (solitamente non lo è, ma se avete +dimostrato che lo è devvero), potreste usare un contatore per ogni processore +e quindi non sarebbe più necessaria la mutua esclusione. Vedere +DEFINE_PER_CPU(), get_cpu_var() e put_cpu_var() +(``include/linux/percpu.h``). + +Il tipo di dato ``local_t``, la funzione cpu_local_inc() e tutte +le altre funzioni associate, sono di particolare utilità per semplici contatori +per-processore; su alcune architetture sono anche più efficienti +(``include/asm/local.h``). + +Da notare che non esiste un modo facile ed affidabile per ottenere il valore +di un simile contatore senza introdurre altri *lock*. In alcuni casi questo +non è un problema. + +Dati che sono usati prevalentemente dai gestori d'interruzioni +-------------------------------------------------------------- + +Se i dati vengono utilizzati sempre dallo stesso gestore d'interruzioni, +allora i *lock* non vi servono per niente: il kernel già vi garantisce che +il gestore d'interruzione non verrà eseguito in contemporanea su diversi +processori. + +Manfred Spraul fa notare che potreste comunque comportarvi così anche +se i dati vengono occasionalmente utilizzati da un contesto utente o +da un'interruzione software. Il gestore d'interruzione non utilizza alcun +*lock*, e tutti gli altri accessi verranno fatti così:: + + spin_lock(&lock); + disable_irq(irq); + ... + enable_irq(irq); + spin_unlock(&lock); + +La funzione disable_irq() impedisce al gestore d'interruzioni +d'essere eseguito (e aspetta che finisca nel caso fosse in esecuzione su +un altro processore). Lo spinlock, invece, previene accessi simultanei. +Naturalmente, questo è più lento della semplice chiamata +spin_lock_irq(), quindi ha senso solo se questo genere di accesso +è estremamente raro. + + +Quali funzioni possono essere chiamate in modo sicuro dalle interruzioni? +========================================================================= + +Molte funzioni del kernel dormono (in sostanza, chiamano schedule()) +direttamente od indirettamente: non potete chiamarle se trattenere uno +spinlock o avete la prelazione disabilitata, mai. Questo significa che +dovete necessariamente essere nel contesto utente: chiamarle da un +contesto d'interruzione è illegale. + +Alcune funzioni che dormono +--------------------------- + +Le più comuni sono elencate qui di seguito, ma solitamente dovete leggere +il codice per scoprire se altre chiamate sono sicure. Se chiunque altro +le chiami dorme, allora dovreste poter dormire anche voi. In particolar +modo, le funzioni di registrazione e deregistrazione solitamente si +aspettano d'essere chiamante da un contesto utente e quindi che possono +dormire. + +- Accessi allo spazio utente: + + - copy_from_user() + + - copy_to_user() + + - get_user() + + - put_user() + +- kmalloc(GFP_KERNEL) <kmalloc>` + +- mutex_lock_interruptible() and + mutex_lock() + + C'è anche mutex_trylock() che però non dorme. + Comunque, non deve essere usata in un contesto d'interruzione dato + che la sua implementazione non è sicura in quel contesto. + Anche mutex_unlock() non dorme mai. Non può comunque essere + usata in un contesto d'interruzione perché un mutex deve essere rilasciato + dallo stesso processo che l'ha acquisito. + +Alcune funzioni che non dormono +------------------------------- + +Alcune funzioni possono essere chiamate tranquillamente da qualsiasi +contesto, o trattenendo un qualsiasi *lock*. + +- printk() + +- kfree() + +- add_timer() e del_timer() + +Riferimento per l'API dei Mutex +=============================== + +.. kernel-doc:: include/linux/mutex.h + :internal: + +.. kernel-doc:: kernel/locking/mutex.c + :export: + +Riferimento per l'API dei Futex +=============================== + +.. kernel-doc:: kernel/futex/core.c + :internal: + +.. kernel-doc:: kernel/futex/futex.h + :internal: + +.. kernel-doc:: kernel/futex/pi.c + :internal: + +.. kernel-doc:: kernel/futex/requeue.c + :internal: + +.. kernel-doc:: kernel/futex/waitwake.c + :internal: + +Approfondimenti +=============== + +- ``Documentation/locking/spinlocks.rst``: la guida di Linus Torvalds agli + spinlock del kernel. + +- Unix Systems for Modern Architectures: Symmetric Multiprocessing and + Caching for Kernel Programmers. + + L'introduzione alla sincronizzazione a livello di kernel di Curt Schimmel + è davvero ottima (non è scritta per Linux, ma approssimativamente si adatta + a tutte le situazioni). Il libro è costoso, ma vale ogni singolo spicciolo + per capire la sincronizzazione nei sistemi multi-processore. + [ISBN: 0201633388] + +Ringraziamenti +============== + +Grazie a Telsa Gwynne per aver formattato questa guida in DocBook, averla +pulita e aggiunto un po' di stile. + +Grazie a Martin Pool, Philipp Rumpf, Stephen Rothwell, Paul Mackerras, +Ruedi Aschwanden, Alan Cox, Manfred Spraul, Tim Waugh, Pete Zaitcev, +James Morris, Robert Love, Paul McKenney, John Ashby per aver revisionato, +corretto, maledetto e commentato. + +Grazie alla congrega per non aver avuto alcuna influenza su questo documento. + +Glossario +========= + +prelazione + Prima del kernel 2.5, o quando ``CONFIG_PREEMPT`` non è impostato, i processi + in contesto utente non si avvicendano nell'esecuzione (in pratica, il + processo userà il processore fino al proprio termine, a meno che non ci siano + delle interruzioni). Con l'aggiunta di ``CONFIG_PREEMPT`` nella versione + 2.5.4 questo è cambiato: quando si è in contesto utente, processi con una + priorità maggiore possono subentrare nell'esecuzione: gli spinlock furono + cambiati per disabilitare la prelazioni, anche su sistemi monoprocessore. + +bh + Bottom Half: per ragioni storiche, le funzioni che contengono '_bh' nel + loro nome ora si riferiscono a qualsiasi interruzione software; per esempio, + spin_lock_bh() blocca qualsiasi interuzione software sul processore + corrente. I *Bottom Halves* sono deprecati, e probabilmente verranno + sostituiti dai tasklet. In un dato momento potrà esserci solo un + *bottom half* in esecuzione. + +contesto d'interruzione + Non è il contesto utente: qui si processano le interruzioni hardware e + software. La macro in_interrupt() ritorna vero. + +contesto utente + Il kernel che esegue qualcosa per conto di un particolare processo (per + esempio una chiamata di sistema) o di un thread del kernel. Potete + identificare il processo con la macro ``current``. Da non confondere + con lo spazio utente. Può essere interrotto sia da interruzioni software + che hardware. + +interruzione hardware + Richiesta di interruzione hardware. in_hardirq() ritorna vero in un + gestore d'interruzioni hardware. + +interruzione software / softirq + Gestore di interruzioni software: in_hardirq() ritorna falso; + in_softirq() ritorna vero. I tasklet e le softirq sono entrambi + considerati 'interruzioni software'. + + In soldoni, un softirq è uno delle 32 interruzioni software che possono + essere eseguite su più processori in contemporanea. A volte si usa per + riferirsi anche ai tasklet (in pratica tutte le interruzioni software). + +monoprocessore / UP + (Uni-Processor) un solo processore, ovvero non è SMP. (``CONFIG_SMP=n``). + +multi-processore / SMP + (Symmetric Multi-Processor) kernel compilati per sistemi multi-processore + (``CONFIG_SMP=y``). + +spazio utente + Un processo che esegue il proprio codice fuori dal kernel. + +tasklet + Un'interruzione software registrabile dinamicamente che ha la garanzia + d'essere eseguita solo su un processore alla volta. + +timer + Un'interruzione software registrabile dinamicamente che viene eseguita + (circa) in un determinato momento. Quando è in esecuzione è come un tasklet + (infatti, sono chiamati da ``TIMER_SOFTIRQ``). |