XV6中的锁：MIT6.s081/6.828 lectrue10：Locking 以及 Lab8 locks Part1 心得

这节课程的内容是锁（本节只讨论最基础的锁）。其实锁本身就是一个很简单的概念，这里的简单包括 3 点：

概念简单，和实际生活中的锁可以类比，不像学习虚拟内存时，现实世界中几乎没有可以类比的对象，所以即使这节课偏向于理论介绍，也一点不会感觉晦涩。
使用简单，几乎所有的锁都实现了非常简单的api，acquire 就是获取锁，release 就是释放锁，作为用户，用起来锁来非常简单（甚至比你现实中拿钥匙开一把锁还要简单）
实现简单，本节展示了如何实现一个最基础的 spin lock，实现起来甚至一句话就可以概括：将软件锁转换为硬件锁，利用CPU的低层指令atomic swap 实现锁。

至于CPU底层如何保证 atomic，这个话题已经超出了本节的讨论范围，甚至我的看法更加激进：如果不是CPU的设计者，压根没必要了解这一点，因为即使详尽如 CPU 的 data sheet，也不会和用户说明 atomic swap 是如何实现的，不过想要了解的童鞋看这里：atomic的底层实现

这里顺便说一下，Lab8本来是后面的lab，但是和这一节相关度较高，所以拿到这里讲解，Lab8有两个part，其中part1要求重新设计内存分配器，而part2涉及到文件系统，所以讲到文件系统时再来讲解。

锁

为什么要用锁

首先考虑一个问题，单线程的性能是由什么决定：是CPU的时钟频率，频率越快，执行一条指令所需的时间越短，从下图可以看出，大概从2000年开始：

CPU的时钟频率就没有再增加过了（绿线）。
这样的结果是，CPU的单线程性能达到了一个极限并且也没有再增加过（蓝线）。
但是另一方面，CPU中的晶体管数量在持续的增加（深红色线）。
所以现在不能通过使用单核来让代码运行的更快，要想运行的更快，唯一的选择就是使用多个CPU核。所以从2000年开始，处理器上核的数量开始在增加（黑线）。

但是多核带来的问题就是会有多个进程访问共享的数据结构，所以需要锁，锁可以保证共享数据的正确性

锁是怎么生效的

锁就是一个对象，有一个结构体叫做 lock，它包含了一些字段，这些字段中维护了锁的状态，最典型也是最基本的一个锁应该有以下三个字段：是否加锁？锁的名字？哪个cpu核持有锁？

// Mutual exclusion lock.
struct spinlock {
  uint locked;       // Is the lock held?

  // For debugging:
  char *name;        // Name of lock.
  struct cpu *cpu;   // The cpu holding the lock.
};

锁应该有非常直观的API：

acquire，接收指向lock的指针作为参数，表示要获取这把锁。acquire确保了在任何时间，只会有一个进程能够成功的获取锁。
release，也接收指向lock的指针作为参数，表示要释放这把锁。在同一时间尝试获取锁的其他进程需要等待，直到持有锁的进程对锁调用release。

锁的acquire和release之间的代码，通常被称为critical section，称为临界区，而锁就是保护这部分代码的原子性的

这里的关键问题是锁到底是怎么做到原子性的？即锁为什么不能被两个进程同时 acquire？要解答这个问题。就需要深入源码，看一看 acquire是如何实现的

// Acquire the lock.
// Loops (spins) until the lock is acquired.
void
acquire(struct spinlock *lk)
{
  push_off(); // disable interrupts to avoid deadlock.
  if(holding(lk))
    panic("acquire");

  // On RISC-V, sync_lock_test_and_set turns into an atomic swap:
  //   a5 = 1
  //   s1 = &lk->locked
  //   amoswap.w.aq a5, a5, (s1)
  while(__sync_lock_test_and_set(&lk->locked, 1) != 0)
    ;

  // Tell the C compiler and the processor to not move loads or stores
  // past this point, to ensure that the critical section's memory
  // references happen strictly after the lock is acquired.
  // On RISC-V, this emits a fence instruction.
  __sync_synchronize();

  // Record info about lock acquisition for holding() and debugging.
  lk->cpu = mycpu();
}

这里的关键是：while(__sync_lock_test_and_set(&lk->locked, 1) != 0)，注释中已经给出了提示，__sync_lock_test_and_set 是一个C 标准库中的函数，用来实现 atomic swap，或者说用来实现原子性的 test and set。

这里是需要重点解释的地方：

首先解释什么是 test and set，就和他的名字一样，test locked 是否为1，是 1 则说明该锁已经被获取，是 0 则说明该锁没有被获取，就可以获取到锁，所谓获取锁就是 set locked 的值为 1，这样其他进程就 test 到 locked 值为1，从而无法获取锁。
然后解释 atomic swap 是什么，这是一种底层硬件指令，几乎所有真实的CPU都会支持这个指令，可以在硬件层面保证“原子交换”。在RISC-V中，这个特殊的指令叫 amoswap（atomic memory swap），这个指令接收3个参数，分别是address，寄存器r1，寄存器r2。这条指令可以会先锁定住address，将address中的数据保存在一个临时变量中（tmp），之后将r1中的数据写入到address中，之后再将tmp变量中的数据写入到r2中，最后再对于地址解锁。
相当于原子性地实现了 address->r2， r1->address

test and set 和 atomic swap 什么关系？答案就是 atomic swap 就可以实现 test and set ：

看下面的 test and set 函数，做的工作就是 *ptr->old， new->*ptr，然后返回old，这个模式是不是和上面的 address->r2， r1->address 一模一样？test 就是将locked的值取出赋值到old并返回，set就是将new值set到locked中

//test-and-set的C代码模拟
int TestAndSet(int *ptr, int new) {
    int old = *ptr; //抓取旧值
    *ptr = new; //设置新值
    return old; //返回旧值
}

typedef struct __lock_t {
    int locked;
} lock_t;

void init (lock_t *lock) {
    lock->flag = 0;
}

void lock(lock_t *lock) {
    // 如果为 1，说明锁被其他进程获取
    // 如果为 0，说明该进程可以获取锁
    while (TestAndSet(&lock->flag, 1) == 1) 
        ; //spin-wait (do noting)
}

void unlock (lock_t *lock) {
    lock->flag = 0;
}

什么时候用锁

什么时候才必须要加锁呢？课程给出了一个非常保守同时也是非常简单的规则：如果两个进程访问了一个共享的数据结构，并且其中一个进程会更新共享的数据结构，那么就需要对于这个共享的数据结构加锁。

死锁的场景

死锁的两个常见情形：

重入导致死锁：即多次 acquire 同一个锁，一个死锁的最简单的场景就是：首先acquire一个锁，然后进入到critical section；在critical section中，再acquire同一个锁；第二个acquire必须要等到第一个acquire状态被release了才能继续执行，但是不继续执行的话又走不到第一个release，所以程序就一直卡在这了。这就是一个死锁。（但如果是可重入锁的话，这种情况就不会死锁）
相互等待导致死锁：两个进程，两个锁，A进程需要获取锁1和2，B进程需要获取锁2和1，A获取了1，B获取了2；A要获取2，B要获取1，相互等待导致死锁

避免死锁的方法：使用锁定策略（locking strategy），对锁进行排序，所有的操作都必须以相同的顺序获取锁。

Lab8 Part1 Memory allocator

这个lab要求重新设计内存分配器，原来的内存分配器实现如下，可以看到使用了一个链表 freelist 来保存所有的空闲物理 page

// kernel/kalloc.c
void *
kalloc(void)
{
  struct run *r;

  acquire(&kmem.lock);
  r = kmem.freelist; 
  if(r)
    kmem.freelist = r->next;
  release(&kmem.lock);

  if(r)
    memset((char*)r, 5, PGSIZE); // fill with junk
  return (void*)r;
}

下图解释了 kalloc 的运行过程，如果有进程需要内存空间，就调用kalloc函数，kalloc就会返回一个page的地址

可以看到 kalloc 加了一把大锁（即在kalloc首尾acquire和release锁），来保护所有进程共享的数据结构 freelist，但是这样做会有效率问题，所以lab要求在保证正确性的前提下优化这把锁的性能。优化方式也给出来了，只需要为每个cpu core维护一个freelist就好了，然后每个freelist都有自己的锁，之所以还要设计锁，是因为在一个 CPU core 的 freelist 中空闲页不足的情况下，仍需要从其他 CPU 的 freelist 中“偷”内存页，所以一个 CPU core 的 freelist 还可能在“偷”内存页的时候被其他 CPU core 访问，故仍然需要使用单独的锁来保护每个 CPU core 的 freelist。

至于怎么偷？雨露均沾地偷？还是全部从一个 other cpu core 中偷？lab就没有要求了，自己设计即可。

这里的一个关键、也是guide中没有提到的就是：要清楚首次初始化时所有的page都被分配给了一个 core，所以其他 core 首次调用 kalloc 时一定会执行 steal 动作，这里给出修改后的kalloc代码：

void *
kalloc(void)
{
  struct run *r;

  push_off();
  int cpu_id = cpuid();

  acquire(&kmem[cpu_id].lock);

  //steal pages form other cpu's freelist
  if(!kmem[cpu_id].freelist) {
    int steal_page = 32;
    for(int i = 0; i < NCPU; i++) {
      if(i == cpu_id) continue;
      acquire(&kmem[i].lock);
      struct run *rr = kmem[i].freelist;

      while(rr && steal_page) {//该cpu的freelist有page，且steal_page不为0
        kmem[i].freelist = rr->next;
        rr->next = kmem[cpu_id].freelist;
        kmem[cpu_id].freelist = rr;
        rr = kmem[i].freelist;
        steal_page--;
      }

      release(&kmem[i].lock);

      if(steal_page == 0) break;
    }

  }


  r = kmem[cpu_id].freelist;
  if(r)
    kmem[cpu_id].freelist = r->next;
  release(&kmem[cpu_id].lock);

  if(r)
    memset((char*)r, 5, PGSIZE); // fill with junk

  pop_off();
  return (void*)r;
}

获得更好的阅读体验，这里是我的博客，欢迎访问：byFMH - 博客园

所有代码见：我的GitHub实现（记得切换到相应分支）

posted @ 2023-08-31 00:03 byFMH 阅读(257) 评论(0) 编辑收藏举报

刷新页面返回顶部

folook