1 .. include:: ../disclaimer-ita.rst
5 :Original: :ref:`Documentation/kernel-hacking/locking.rst <kernel_hacking_lock>`
6 :Translator: Federico Vaga <federico.vaga@vaga.pv.it>
8 .. _it_kernel_hacking_lock:
10 ==========================================
11 L'inaffidabile guida alla sincronizzazione
12 ==========================================
14 :Author: Rusty Russell
19 Benvenuto, alla notevole ed inaffidabile guida ai problemi di sincronizzazione
20 (locking) nel kernel. Questo documento descrive il sistema di sincronizzazione
23 Dato il largo utilizzo del multi-threading e della prelazione nel kernel
24 Linux, chiunque voglia dilettarsi col kernel deve conoscere i concetti
25 fondamentali della concorrenza e della sincronizzazione nei sistemi
28 Il problema con la concorrenza
29 ==============================
31 (Saltatelo se sapete già cos'è una corsa critica).
33 In un normale programma, potete incrementare un contatore nel seguente modo:
39 Questo è quello che vi aspettereste che accada sempre:
42 .. table:: Risultati attesi
44 +------------------------------------+------------------------------------+
45 | Istanza 1 | Istanza 2 |
46 +====================================+====================================+
47 | leggi contatore (5) | |
48 +------------------------------------+------------------------------------+
50 +------------------------------------+------------------------------------+
51 | scrivi contatore (6) | |
52 +------------------------------------+------------------------------------+
53 | | leggi contatore (6) |
54 +------------------------------------+------------------------------------+
56 +------------------------------------+------------------------------------+
57 | | scrivi contatore (7) |
58 +------------------------------------+------------------------------------+
60 Questo è quello che potrebbe succedere in realtà:
62 .. table:: Possibile risultato
64 +------------------------------------+------------------------------------+
65 | Istanza 1 | Istanza 2 |
66 +====================================+====================================+
67 | leggi contatore (5) | |
68 +------------------------------------+------------------------------------+
69 | | leggi contatore (5) |
70 +------------------------------------+------------------------------------+
72 +------------------------------------+------------------------------------+
74 +------------------------------------+------------------------------------+
75 | scrivi contatore (6) | |
76 +------------------------------------+------------------------------------+
77 | | scrivi contatore (6) |
78 +------------------------------------+------------------------------------+
81 Corse critiche e sezioni critiche
82 ---------------------------------
84 Questa sovrapposizione, ovvero quando un risultato dipende dal tempo che
85 intercorre fra processi diversi, è chiamata corsa critica. La porzione
86 di codice che contiene questo problema è chiamata sezione critica.
87 In particolar modo da quando Linux ha incominciato a girare su
88 macchine multi-processore, le sezioni critiche sono diventate uno dei
89 maggiori problemi di progettazione ed implementazione del kernel.
91 La prelazione può sortire gli stessi effetti, anche se c'è una sola CPU:
92 interrompendo un processo nella sua sezione critica otterremo comunque
93 la stessa corsa critica. In questo caso, il thread che si avvicenda
94 nell'esecuzione potrebbe eseguire anch'esso la sezione critica.
96 La soluzione è quella di riconoscere quando avvengono questi accessi
97 simultanei, ed utilizzare i *lock* per accertarsi che solo un'istanza
98 per volta possa entrare nella sezione critica. Il kernel offre delle buone
99 funzioni a questo scopo. E poi ci sono quelle meno buone, ma farò finta
102 Sincronizzazione nel kernel Linux
103 =================================
105 Se posso darvi un suggerimento: non dormite mai con qualcuno più pazzo di
106 voi. Ma se dovessi darvi un suggerimento sulla sincronizzazione:
107 **mantenetela semplice**.
109 Siate riluttanti nell'introduzione di nuovi *lock*.
111 Abbastanza strano, quest'ultimo è l'esatto opposto del mio suggerimento
112 su quando **avete** dormito con qualcuno più pazzo di voi. E dovreste
113 pensare a prendervi un cane bello grande.
115 I due principali tipi di *lock* nel kernel: spinlock e mutex
116 ------------------------------------------------------------
118 Ci sono due tipi principali di *lock* nel kernel. Il tipo fondamentale è lo
119 spinlock (``include/asm/spinlock.h``), un semplice *lock* che può essere
120 trattenuto solo da un processo: se non si può trattenere lo spinlock, allora
121 rimane in attesa attiva (in inglese *spinning*) finché non ci riesce.
122 Gli spinlock sono molto piccoli e rapidi, possono essere utilizzati ovunque.
124 Il secondo tipo è il mutex (``include/linux/mutex.h``): è come uno spinlock,
125 ma potreste bloccarvi trattenendolo. Se non potete trattenere un mutex
126 il vostro processo si auto-sospenderà; verrà riattivato quando il mutex
127 verrà rilasciato. Questo significa che il processore potrà occuparsi d'altro
128 mentre il vostro processo è in attesa. Esistono molti casi in cui non potete
129 permettervi di sospendere un processo (vedere
130 `Quali funzioni possono essere chiamate in modo sicuro dalle interruzioni?`_)
131 e quindi dovrete utilizzare gli spinlock.
133 Nessuno di questi *lock* è ricorsivo: vedere
134 `Stallo: semplice ed avanzato`_
136 I *lock* e i kernel per sistemi monoprocessore
137 ----------------------------------------------
139 Per i kernel compilati senza ``CONFIG_SMP`` e senza ``CONFIG_PREEMPT``
140 gli spinlock non esistono. Questa è un'ottima scelta di progettazione:
141 quando nessun altro processo può essere eseguito in simultanea, allora
142 non c'è la necessità di avere un *lock*.
144 Se il kernel è compilato senza ``CONFIG_SMP`` ma con ``CONFIG_PREEMPT``,
145 allora gli spinlock disabilitano la prelazione; questo è sufficiente a
146 prevenire le corse critiche. Nella maggior parte dei casi, possiamo considerare
147 la prelazione equivalente ad un sistema multi-processore senza preoccuparci
148 di trattarla indipendentemente.
150 Dovreste verificare sempre la sincronizzazione con le opzioni ``CONFIG_SMP`` e
151 ``CONFIG_PREEMPT`` abilitate, anche quando non avete un sistema
152 multi-processore, questo vi permetterà di identificare alcuni problemi
155 Come vedremo di seguito, i mutex continuano ad esistere perché sono necessari
156 per la sincronizzazione fra processi in contesto utente.
158 Sincronizzazione in contesto utente
159 -----------------------------------
161 Se avete una struttura dati che verrà utilizzata solo dal contesto utente,
162 allora, per proteggerla, potete utilizzare un semplice mutex
163 (``include/linux/mutex.h``). Questo è il caso più semplice: inizializzate il
164 mutex; invocate mutex_lock_interruptible() per trattenerlo e
165 mutex_unlock() per rilasciarlo. C'è anche mutex_lock()
166 ma questa dovrebbe essere evitata perché non ritorna in caso di segnali.
168 Per esempio: ``net/netfilter/nf_sockopt.c`` permette la registrazione
169 di nuove chiamate per setsockopt() e getsockopt()
170 usando la funzione nf_register_sockopt(). La registrazione e
171 la rimozione vengono eseguite solamente quando il modulo viene caricato
172 o scaricato (e durante l'avvio del sistema, qui non abbiamo concorrenza),
173 e la lista delle funzioni registrate viene consultata solamente quando
174 setsockopt() o getsockopt() sono sconosciute al sistema.
175 In questo caso ``nf_sockopt_mutex`` è perfetto allo scopo, in particolar modo
176 visto che setsockopt e getsockopt potrebbero dormire.
178 Sincronizzazione fra il contesto utente e i softirq
179 ---------------------------------------------------
181 Se un softirq condivide dati col contesto utente, avete due problemi.
182 Primo, il contesto utente corrente potrebbe essere interroto da un softirq,
183 e secondo, la sezione critica potrebbe essere eseguita da un altro
184 processore. Questo è quando spin_lock_bh()
185 (``include/linux/spinlock.h``) viene utilizzato. Questo disabilita i softirq
186 sul processore e trattiene il *lock*. Invece, spin_unlock_bh() fa
187 l'opposto. (Il suffisso '_bh' è un residuo storico che fa riferimento al
188 "Bottom Halves", il vecchio nome delle interruzioni software. In un mondo
189 perfetto questa funzione si chiamerebbe 'spin_lock_softirq()').
191 Da notare che in questo caso potete utilizzare anche spin_lock_irq()
192 o spin_lock_irqsave(), queste fermano anche le interruzioni hardware:
193 vedere `Contesto di interruzione hardware`_.
195 Questo funziona alla perfezione anche sui sistemi monoprocessore: gli spinlock
196 svaniscono e questa macro diventa semplicemente local_bh_disable()
197 (``include/linux/interrupt.h``), la quale impedisce ai softirq d'essere
200 Sincronizzazione fra contesto utente e i tasklet
201 ------------------------------------------------
203 Questo caso è uguale al precedente, un tasklet viene eseguito da un softirq.
205 Sincronizzazione fra contesto utente e i timer
206 ----------------------------------------------
208 Anche questo caso è uguale al precedente, un timer viene eseguito da un
210 Dal punto di vista della sincronizzazione, tasklet e timer sono identici.
212 Sincronizzazione fra tasklet e timer
213 ------------------------------------
215 Qualche volta un tasklet od un timer potrebbero condividere i dati con
216 un altro tasklet o timer
218 Lo stesso tasklet/timer
219 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
221 Dato che un tasklet non viene mai eseguito contemporaneamente su due
222 processori, non dovete preoccuparvi che sia rientrante (ovvero eseguito
223 più volte in contemporanea), perfino su sistemi multi-processore.
225 Differenti tasklet/timer
226 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
228 Se un altro tasklet/timer vuole condividere dati col vostro tasklet o timer,
229 allora avrete bisogno entrambe di spin_lock() e
230 spin_unlock(). Qui spin_lock_bh() è inutile, siete già
231 in un tasklet ed avete la garanzia che nessun altro verrà eseguito sullo
234 Sincronizzazione fra softirq
235 ----------------------------
237 Spesso un softirq potrebbe condividere dati con se stesso o un tasklet/timer.
242 Lo stesso softirq può essere eseguito su un diverso processore: allo scopo
243 di migliorare le prestazioni potete utilizzare dati riservati ad ogni
244 processore (vedere `Dati per processore`_). Se siete arrivati
245 fino a questo punto nell'uso dei softirq, probabilmente tenete alla scalabilità
246 delle prestazioni abbastanza da giustificarne la complessità aggiuntiva.
248 Dovete utilizzare spin_lock() e spin_unlock() per
249 proteggere i dati condivisi.
254 Dovete utilizzare spin_lock() e spin_unlock() per
255 proteggere i dati condivisi, che siano timer, tasklet, diversi softirq o
256 lo stesso o altri softirq: uno qualsiasi di essi potrebbe essere in esecuzione
257 su un diverso processore.
259 .. _`it_hardirq-context`:
261 Contesto di interruzione hardware
262 =================================
264 Solitamente le interruzioni hardware comunicano con un tasklet o un softirq.
265 Spesso questo si traduce nel mettere in coda qualcosa da fare che verrà
266 preso in carico da un softirq.
268 Sincronizzazione fra interruzioni hardware e softirq/tasklet
269 ------------------------------------------------------------
271 Se un gestore di interruzioni hardware condivide dati con un softirq, allora
272 avrete due preoccupazioni. Primo, il softirq può essere interrotto da
273 un'interruzione hardware, e secondo, la sezione critica potrebbe essere
274 eseguita da un'interruzione hardware su un processore diverso. Questo è il caso
275 dove spin_lock_irq() viene utilizzato. Disabilita le interruzioni
276 sul processore che l'esegue, poi trattiene il lock. spin_unlock_irq()
279 Il gestore d'interruzione hardware non ha bisogno di usare spin_lock_irq()
280 perché i softirq non possono essere eseguiti quando il gestore d'interruzione
281 hardware è in esecuzione: per questo si può usare spin_lock(), che è un po'
282 più veloce. L'unica eccezione è quando un altro gestore d'interruzioni
283 hardware utilizza lo stesso *lock*: spin_lock_irq() impedirà a questo
284 secondo gestore di interrompere quello in esecuzione.
286 Questo funziona alla perfezione anche sui sistemi monoprocessore: gli spinlock
287 svaniscono e questa macro diventa semplicemente local_irq_disable()
288 (``include/asm/smp.h``), la quale impedisce a softirq/tasklet/BH d'essere
291 spin_lock_irqsave() (``include/linux/spinlock.h``) è una variante che
292 salva lo stato delle interruzioni in una variabile, questa verrà poi passata
293 a spin_unlock_irqrestore(). Questo significa che lo stesso codice
294 potrà essere utilizzato in un'interruzione hardware (dove le interruzioni sono
295 già disabilitate) e in un softirq (dove la disabilitazione delle interruzioni
298 Da notare che i softirq (e quindi tasklet e timer) sono eseguiti al ritorno
299 da un'interruzione hardware, quindi spin_lock_irq() interrompe
300 anche questi. Tenuto conto di questo si può dire che
301 spin_lock_irqsave() è la funzione di sincronizzazione più generica
304 Sincronizzazione fra due gestori d'interruzioni hardware
305 --------------------------------------------------------
307 Condividere dati fra due gestori di interruzione hardware è molto raro, ma se
308 succede, dovreste usare spin_lock_irqsave(): è una specificità
309 dell'architettura il fatto che tutte le interruzioni vengano interrotte
310 quando si eseguono di gestori di interruzioni.
312 Bigino della sincronizzazione
313 =============================
315 Pete Zaitcev ci offre il seguente riassunto:
317 - Se siete in un contesto utente (una qualsiasi chiamata di sistema)
318 e volete sincronizzarvi con altri processi, usate i mutex. Potete trattenere
319 il mutex e dormire (``copy_from_user*(`` o ``kmalloc(x,GFP_KERNEL)``).
321 - Altrimenti (== i dati possono essere manipolati da un'interruzione) usate
322 spin_lock_irqsave() e spin_unlock_irqrestore().
324 - Evitate di trattenere uno spinlock per più di 5 righe di codice incluse
325 le chiamate a funzione (ad eccezione di quell per l'accesso come
328 Tabella dei requisiti minimi
329 ----------------------------
331 La tabella seguente illustra i requisiti **minimi** per la sincronizzazione fra
332 diversi contesti. In alcuni casi, lo stesso contesto può essere eseguito solo
333 da un processore per volta, quindi non ci sono requisiti per la
334 sincronizzazione (per esempio, un thread può essere eseguito solo su un
335 processore alla volta, ma se deve condividere dati con un altro thread, allora
336 la sincronizzazione è necessaria).
338 Ricordatevi il suggerimento qui sopra: potete sempre usare
339 spin_lock_irqsave(), che è un sovrainsieme di tutte le altre funzioni
342 ============== ============= ============= ========= ========= ========= ========= ======= ======= ============== ==============
343 . IRQ Handler A IRQ Handler B Softirq A Softirq B Tasklet A Tasklet B Timer A Timer B User Context A User Context B
344 ============== ============= ============= ========= ========= ========= ========= ======= ======= ============== ==============
346 IRQ Handler B SLIS None
348 Softirq B SLI SLI SL SL
349 Tasklet A SLI SLI SL SL None
350 Tasklet B SLI SLI SL SL SL None
351 Timer A SLI SLI SL SL SL SL None
352 Timer B SLI SLI SL SL SL SL SL None
353 User Context A SLI SLI SLBH SLBH SLBH SLBH SLBH SLBH None
354 User Context B SLI SLI SLBH SLBH SLBH SLBH SLBH SLBH MLI None
355 ============== ============= ============= ========= ========= ========= ========= ======= ======= ============== ==============
357 Table: Tabella dei requisiti per la sincronizzazione
359 +--------+----------------------------+
360 | SLIS | spin_lock_irqsave |
361 +--------+----------------------------+
362 | SLI | spin_lock_irq |
363 +--------+----------------------------+
365 +--------+----------------------------+
366 | SLBH | spin_lock_bh |
367 +--------+----------------------------+
368 | MLI | mutex_lock_interruptible |
369 +--------+----------------------------+
371 Table: Legenda per la tabella dei requisiti per la sincronizzazione
373 Le funzioni *trylock*
374 =====================
376 Ci sono funzioni che provano a trattenere un *lock* solo una volta e
377 ritornano immediatamente comunicato il successo od il fallimento
378 dell'operazione. Posso essere usate quando non serve accedere ai dati
379 protetti dal *lock* quando qualche altro thread lo sta già facendo
380 trattenendo il *lock*. Potrete acquisire il *lock* più tardi se vi
381 serve accedere ai dati protetti da questo *lock*.
383 La funzione spin_trylock() non ritenta di acquisire il *lock*,
384 se ci riesce al primo colpo ritorna un valore diverso da zero, altrimenti
385 se fallisce ritorna 0. Questa funzione può essere utilizzata in un qualunque
386 contesto, ma come spin_lock(): dovete disabilitare i contesti che
387 potrebbero interrompervi e quindi trattenere lo spinlock.
389 La funzione mutex_trylock() invece di sospendere il vostro processo
390 ritorna un valore diverso da zero se è possibile trattenere il lock al primo
391 colpo, altrimenti se fallisce ritorna 0. Nonostante non dorma, questa funzione
392 non può essere usata in modo sicuro in contesti di interruzione hardware o
398 Guardiamo un semplice esempio: una memoria che associa nomi a numeri.
399 La memoria tiene traccia di quanto spesso viene utilizzato ogni oggetto;
400 quando è piena, l'oggetto meno usato viene eliminato.
402 Tutto in contesto utente
403 ------------------------
405 Nel primo esempio, supponiamo che tutte le operazioni avvengano in contesto
406 utente (in soldoni, da una chiamata di sistema), quindi possiamo dormire.
407 Questo significa che possiamo usare i mutex per proteggere la nostra memoria
408 e tutti gli oggetti che contiene. Ecco il codice::
410 #include <linux/list.h>
411 #include <linux/slab.h>
412 #include <linux/string.h>
413 #include <linux/mutex.h>
414 #include <asm/errno.h>
418 struct list_head list;
424 /* Protects the cache, cache_num, and the objects within it */
425 static DEFINE_MUTEX(cache_lock);
426 static LIST_HEAD(cache);
427 static unsigned int cache_num = 0;
428 #define MAX_CACHE_SIZE 10
430 /* Must be holding cache_lock */
431 static struct object *__cache_find(int id)
435 list_for_each_entry(i, &cache, list)
443 /* Must be holding cache_lock */
444 static void __cache_delete(struct object *obj)
447 list_del(&obj->list);
452 /* Must be holding cache_lock */
453 static void __cache_add(struct object *obj)
455 list_add(&obj->list, &cache);
456 if (++cache_num > MAX_CACHE_SIZE) {
457 struct object *i, *outcast = NULL;
458 list_for_each_entry(i, &cache, list) {
459 if (!outcast || i->popularity < outcast->popularity)
462 __cache_delete(outcast);
466 int cache_add(int id, const char *name)
470 if ((obj = kmalloc(sizeof(*obj), GFP_KERNEL)) == NULL)
473 strscpy(obj->name, name, sizeof(obj->name));
477 mutex_lock(&cache_lock);
479 mutex_unlock(&cache_lock);
483 void cache_delete(int id)
485 mutex_lock(&cache_lock);
486 __cache_delete(__cache_find(id));
487 mutex_unlock(&cache_lock);
490 int cache_find(int id, char *name)
495 mutex_lock(&cache_lock);
496 obj = __cache_find(id);
499 strcpy(name, obj->name);
501 mutex_unlock(&cache_lock);
505 Da notare che ci assicuriamo sempre di trattenere cache_lock quando
506 aggiungiamo, rimuoviamo od ispezioniamo la memoria: sia la struttura
507 della memoria che il suo contenuto sono protetti dal *lock*. Questo
508 caso è semplice dato che copiamo i dati dall'utente e non permettiamo
509 mai loro di accedere direttamente agli oggetti.
511 C'è una piccola ottimizzazione qui: nella funzione cache_add()
512 impostiamo i campi dell'oggetto prima di acquisire il *lock*. Questo è
513 sicuro perché nessun altro potrà accedervi finché non lo inseriremo
516 Accesso dal contesto utente
517 ---------------------------
519 Ora consideriamo il caso in cui cache_find() può essere invocata
520 dal contesto d'interruzione: sia hardware che software. Un esempio potrebbe
521 essere un timer che elimina oggetti dalla memoria.
523 Qui di seguito troverete la modifica nel formato *patch*: le righe ``-``
524 sono quelle rimosse, mentre quelle ``+`` sono quelle aggiunte.
528 --- cache.c.usercontext 2003-12-09 13:58:54.000000000 +1100
529 +++ cache.c.interrupt 2003-12-09 14:07:49.000000000 +1100
534 -static DEFINE_MUTEX(cache_lock);
535 +static DEFINE_SPINLOCK(cache_lock);
536 static LIST_HEAD(cache);
537 static unsigned int cache_num = 0;
538 #define MAX_CACHE_SIZE 10
540 int cache_add(int id, const char *name)
543 + unsigned long flags;
545 if ((obj = kmalloc(sizeof(*obj), GFP_KERNEL)) == NULL)
551 - mutex_lock(&cache_lock);
552 + spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
554 - mutex_unlock(&cache_lock);
555 + spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
559 void cache_delete(int id)
561 - mutex_lock(&cache_lock);
562 + unsigned long flags;
564 + spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
565 __cache_delete(__cache_find(id));
566 - mutex_unlock(&cache_lock);
567 + spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
570 int cache_find(int id, char *name)
574 + unsigned long flags;
576 - mutex_lock(&cache_lock);
577 + spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
578 obj = __cache_find(id);
581 strcpy(name, obj->name);
583 - mutex_unlock(&cache_lock);
584 + spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
588 Da notare che spin_lock_irqsave() disabiliterà le interruzioni
589 se erano attive, altrimenti non farà niente (quando siamo già in un contesto
590 d'interruzione); dunque queste funzioni possono essere chiamante in
591 sicurezza da qualsiasi contesto.
593 Sfortunatamente, cache_add() invoca kmalloc() con
594 l'opzione ``GFP_KERNEL`` che è permessa solo in contesto utente. Ho supposto
595 che cache_add() venga chiamata dal contesto utente, altrimenti
596 questa opzione deve diventare un parametro di cache_add().
598 Esporre gli oggetti al di fuori del file
599 ----------------------------------------
601 Se i vostri oggetti contengono più informazioni, potrebbe non essere
602 sufficiente copiare i dati avanti e indietro: per esempio, altre parti del
603 codice potrebbero avere un puntatore a questi oggetti piuttosto che cercarli
604 ogni volta. Questo introduce due problemi.
606 Il primo problema è che utilizziamo ``cache_lock`` per proteggere gli oggetti:
607 dobbiamo renderlo dinamico così che il resto del codice possa usarlo. Questo
608 rende la sincronizzazione più complicata dato che non avviene più in un unico
611 Il secondo problema è il problema del ciclo di vita: se un'altra struttura
612 mantiene un puntatore ad un oggetto, presumibilmente si aspetta che questo
613 puntatore rimanga valido. Sfortunatamente, questo è garantito solo mentre
614 si trattiene il *lock*, altrimenti qualcuno potrebbe chiamare
615 cache_delete() o peggio, aggiungere un oggetto che riutilizza lo
618 Dato che c'è un solo *lock*, non potete trattenerlo a vita: altrimenti
619 nessun altro potrà eseguire il proprio lavoro.
621 La soluzione a questo problema è l'uso di un contatore di riferimenti:
622 chiunque punti ad un oggetto deve incrementare il contatore, e decrementarlo
623 quando il puntatore non viene più usato. Quando il contatore raggiunge lo zero
624 significa che non è più usato e l'oggetto può essere rimosso.
628 --- cache.c.interrupt 2003-12-09 14:25:43.000000000 +1100
629 +++ cache.c.refcnt 2003-12-09 14:33:05.000000000 +1100
633 struct list_head list;
634 + unsigned int refcnt;
639 static unsigned int cache_num = 0;
640 #define MAX_CACHE_SIZE 10
642 +static void __object_put(struct object *obj)
644 + if (--obj->refcnt == 0)
648 +static void __object_get(struct object *obj)
653 +void object_put(struct object *obj)
655 + unsigned long flags;
657 + spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
659 + spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
662 +void object_get(struct object *obj)
664 + unsigned long flags;
666 + spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
668 + spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
671 /* Must be holding cache_lock */
672 static struct object *__cache_find(int id)
677 list_del(&obj->list);
683 strscpy(obj->name, name, sizeof(obj->name));
686 + obj->refcnt = 1; /* The cache holds a reference */
688 spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
691 spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
694 -int cache_find(int id, char *name)
695 +struct object *cache_find(int id)
701 spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
702 obj = __cache_find(id);
705 - strcpy(name, obj->name);
709 spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
714 Abbiamo incapsulato il contatore di riferimenti nelle tipiche funzioni
715 di 'get' e 'put'. Ora possiamo ritornare l'oggetto da cache_find()
716 col vantaggio che l'utente può dormire trattenendo l'oggetto (per esempio,
717 copy_to_user() per copiare il nome verso lo spazio utente).
719 Un altro punto da notare è che ho detto che il contatore dovrebbe incrementarsi
720 per ogni puntatore ad un oggetto: quindi il contatore di riferimenti è 1
721 quando l'oggetto viene inserito nella memoria. In altre versione il framework
722 non trattiene un riferimento per se, ma diventa più complicato.
724 Usare operazioni atomiche per il contatore di riferimenti
725 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
727 In sostanza, :c:type:`atomic_t` viene usato come contatore di riferimenti.
728 Ci sono un certo numbero di operazioni atomiche definite
729 in ``include/asm/atomic.h``: queste sono garantite come atomiche su qualsiasi
730 processore del sistema, quindi non sono necessari i *lock*. In questo caso è
731 più semplice rispetto all'uso degli spinlock, benché l'uso degli spinlock
732 sia più elegante per casi non banali. Le funzioni atomic_inc() e
733 atomic_dec_and_test() vengono usate al posto dei tipici operatori di
734 incremento e decremento, e i *lock* non sono più necessari per proteggere il
739 --- cache.c.refcnt 2003-12-09 15:00:35.000000000 +1100
740 +++ cache.c.refcnt-atomic 2003-12-11 15:49:42.000000000 +1100
744 struct list_head list;
745 - unsigned int refcnt;
751 static unsigned int cache_num = 0;
752 #define MAX_CACHE_SIZE 10
754 -static void __object_put(struct object *obj)
756 - if (--obj->refcnt == 0)
760 -static void __object_get(struct object *obj)
765 void object_put(struct object *obj)
767 - unsigned long flags;
769 - spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
771 - spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
772 + if (atomic_dec_and_test(&obj->refcnt))
776 void object_get(struct object *obj)
778 - unsigned long flags;
780 - spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
782 - spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
783 + atomic_inc(&obj->refcnt);
786 /* Must be holding cache_lock */
790 list_del(&obj->list);
797 strscpy(obj->name, name, sizeof(obj->name));
800 - obj->refcnt = 1; /* The cache holds a reference */
801 + atomic_set(&obj->refcnt, 1); /* The cache holds a reference */
803 spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
806 spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
807 obj = __cache_find(id);
811 spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
815 Proteggere l'oggetto stesso
816 ---------------------------
818 In questo esempio, assumiamo che gli oggetti (ad eccezione del contatore
819 di riferimenti) non cambino mai dopo la loro creazione. Se vogliamo permettere
820 al nome di cambiare abbiamo tre possibilità:
822 - Si può togliere static da ``cache_lock`` e dire agli utenti che devono
823 trattenere il *lock* prima di modificare il nome di un oggetto.
825 - Si può fornire una funzione cache_obj_rename() che prende il
826 *lock* e cambia il nome per conto del chiamante; si dirà poi agli utenti
827 di usare questa funzione.
829 - Si può decidere che ``cache_lock`` protegge solo la memoria stessa, ed
830 un altro *lock* è necessario per la protezione del nome.
832 Teoricamente, possiamo avere un *lock* per ogni campo e per ogni oggetto.
833 In pratica, le varianti più comuni sono:
835 - un *lock* che protegge l'infrastruttura (la lista ``cache`` di questo
836 esempio) e gli oggetti. Questo è quello che abbiamo fatto finora.
838 - un *lock* che protegge l'infrastruttura (inclusi i puntatori alla lista
839 negli oggetti), e un *lock* nell'oggetto per proteggere il resto
842 - *lock* multipli per proteggere l'infrastruttura (per esempio un *lock*
843 per ogni lista), possibilmente con un *lock* per oggetto.
845 Qui di seguito un'implementazione con "un lock per oggetto":
849 --- cache.c.refcnt-atomic 2003-12-11 15:50:54.000000000 +1100
850 +++ cache.c.perobjectlock 2003-12-11 17:15:03.000000000 +1100
855 + /* These two protected by cache_lock. */
856 struct list_head list;
861 + /* Doesn't change once created. */
864 + spinlock_t lock; /* Protects the name */
869 static DEFINE_SPINLOCK(cache_lock);
873 atomic_set(&obj->refcnt, 1); /* The cache holds a reference */
874 + spin_lock_init(&obj->lock);
876 spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
879 Da notare che ho deciso che il contatore di popolarità dovesse essere
880 protetto da ``cache_lock`` piuttosto che dal *lock* dell'oggetto; questo
881 perché è logicamente parte dell'infrastruttura (come
882 :c:type:`struct list_head <list_head>` nell'oggetto). In questo modo,
883 in __cache_add(), non ho bisogno di trattenere il *lock* di ogni
884 oggetto mentre si cerca il meno popolare.
886 Ho anche deciso che il campo id è immutabile, quindi non ho bisogno di
887 trattenere il lock dell'oggetto quando si usa __cache_find()
888 per leggere questo campo; il *lock* dell'oggetto è usato solo dal chiamante
889 che vuole leggere o scrivere il campo name.
891 Inoltre, da notare che ho aggiunto un commento che descrive i dati che sono
892 protetti dal *lock*. Questo è estremamente importante in quanto descrive il
893 comportamento del codice, che altrimenti sarebbe di difficile comprensione
894 leggendo solamente il codice. E come dice Alan Cox: “Lock data, not code”.
899 Stallo: semplice ed avanzato
900 ----------------------------
902 Esiste un tipo di baco dove un pezzo di codice tenta di trattenere uno
903 spinlock due volte: questo rimarrà in attesa attiva per sempre aspettando che
904 il *lock* venga rilasciato (in Linux spinlocks, rwlocks e mutex non sono
906 Questo è facile da diagnosticare: non è uno di quei problemi che ti tengono
907 sveglio 5 notti a parlare da solo.
909 Un caso un pochino più complesso; immaginate d'avere una spazio condiviso
910 fra un softirq ed il contesto utente. Se usate spin_lock() per
911 proteggerlo, il contesto utente potrebbe essere interrotto da un softirq
912 mentre trattiene il lock, da qui il softirq rimarrà in attesa attiva provando
913 ad acquisire il *lock* già trattenuto nel contesto utente.
915 Questi casi sono chiamati stalli (*deadlock*), e come mostrato qui sopra,
916 può succedere anche con un solo processore (Ma non sui sistemi
917 monoprocessore perché gli spinlock spariscano quando il kernel è compilato
918 con ``CONFIG_SMP``\ =n. Nonostante ciò, nel secondo caso avrete comunque
919 una corruzione dei dati).
921 Questi casi sono facili da diagnosticare; sui sistemi multi-processore
922 il supervisione (*watchdog*) o l'opzione di compilazione ``DEBUG_SPINLOCK``
923 (``include/linux/spinlock.h``) permettono di scovare immediatamente quando
926 Esiste un caso più complesso che è conosciuto come l'abbraccio della morte;
927 questo coinvolge due o più *lock*. Diciamo che avete un vettore di hash in cui
928 ogni elemento è uno spinlock a cui è associata una lista di elementi con lo
929 stesso hash. In un gestore di interruzioni software, dovete modificare un
930 oggetto e spostarlo su un altro hash; quindi dovrete trattenete lo spinlock
931 del vecchio hash e di quello nuovo, quindi rimuovere l'oggetto dal vecchio ed
934 Qui abbiamo due problemi. Primo, se il vostro codice prova a spostare un
935 oggetto all'interno della stessa lista, otterrete uno stallo visto che
936 tenterà di trattenere lo stesso *lock* due volte. Secondo, se la stessa
937 interruzione software su un altro processore sta tentando di spostare
938 un altro oggetto nella direzione opposta, potrebbe accadere quanto segue:
940 +---------------------------------+---------------------------------+
942 +=================================+=================================+
943 | Trattiene *lock* A -> OK | Trattiene *lock* B -> OK |
944 +---------------------------------+---------------------------------+
945 | Trattiene *lock* B -> attesa | Trattiene *lock* A -> attesa |
946 +---------------------------------+---------------------------------+
950 Entrambe i processori rimarranno in attesa attiva sul *lock* per sempre,
951 aspettando che l'altro lo rilasci. Sembra e puzza come un blocco totale.
956 I libri di testo vi diranno che se trattenete i *lock* sempre nello stesso
957 ordine non avrete mai un simile stallo. La pratica vi dirà che questo
958 approccio non funziona all'ingrandirsi del sistema: quando creo un nuovo
959 *lock* non ne capisco abbastanza del kernel per dire in quale dei 5000 *lock*
962 I *lock* migliori sono quelli incapsulati: non vengono esposti nei file di
963 intestazione, e non vengono mai trattenuti fuori dallo stesso file. Potete
964 rileggere questo codice e vedere che non ci sarà mai uno stallo perché
965 non tenterà mai di trattenere un altro *lock* quando lo ha già.
966 Le persone che usano il vostro codice non devono nemmeno sapere che voi
967 state usando dei *lock*.
969 Un classico problema deriva dall'uso di *callback* e di *hook*: se li
970 chiamate mentre trattenete un *lock*, rischiate uno stallo o un abbraccio
971 della morte (chi lo sa cosa farà una *callback*?).
973 Ossessiva prevenzione degli stalli
974 ~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
976 Gli stalli sono un problema, ma non così terribile come la corruzione dei dati.
977 Un pezzo di codice trattiene un *lock* di lettura, cerca in una lista,
978 fallisce nel trovare quello che vuole, quindi rilascia il *lock* di lettura,
979 trattiene un *lock* di scrittura ed inserisce un oggetto; questo genere di
980 codice presenta una corsa critica.
982 Se non riuscite a capire il perché, per favore state alla larga dal mio
985 corsa fra temporizzatori: un passatempo del kernel
986 --------------------------------------------------
988 I temporizzatori potrebbero avere dei problemi con le corse critiche.
989 Considerate una collezione di oggetti (liste, hash, eccetera) dove ogni oggetto
990 ha un temporizzatore che sta per distruggerlo.
992 Se volete eliminare l'intera collezione (diciamo quando rimuovete un modulo),
993 potreste fare come segue::
995 /* THIS CODE BAD BAD BAD BAD: IF IT WAS ANY WORSE IT WOULD USE
996 HUNGARIAN NOTATION */
997 spin_lock_bh(&list_lock);
1000 struct foo *next = list->next;
1001 del_timer(&list->timer);
1006 spin_unlock_bh(&list_lock);
1008 Primo o poi, questo esploderà su un sistema multiprocessore perché un
1009 temporizzatore potrebbe essere già partiro prima di spin_lock_bh(),
1010 e prenderà il *lock* solo dopo spin_unlock_bh(), e cercherà
1011 di eliminare il suo oggetto (che però è già stato eliminato).
1013 Questo può essere evitato controllando il valore di ritorno di
1014 del_timer(): se ritorna 1, il temporizzatore è stato già
1015 rimosso. Se 0, significa (in questo caso) che il temporizzatore è in
1016 esecuzione, quindi possiamo fare come segue::
1019 spin_lock_bh(&list_lock);
1022 struct foo *next = list->next;
1023 if (!del_timer(&list->timer)) {
1024 /* Give timer a chance to delete this */
1025 spin_unlock_bh(&list_lock);
1032 spin_unlock_bh(&list_lock);
1034 Un altro problema è l'eliminazione dei temporizzatori che si riavviano
1035 da soli (chiamando add_timer() alla fine della loro esecuzione).
1036 Dato che questo è un problema abbastanza comune con una propensione
1037 alle corse critiche, dovreste usare del_timer_sync()
1038 (``include/linux/timer.h``) per gestire questo caso. Questa ritorna il
1039 numero di volte che il temporizzatore è stato interrotto prima che
1040 fosse in grado di fermarlo senza che si riavviasse.
1042 Velocità della sincronizzazione
1043 ===============================
1045 Ci sono tre cose importanti da tenere in considerazione quando si valuta
1046 la velocità d'esecuzione di un pezzo di codice che necessita di
1047 sincronizzazione. La prima è la concorrenza: quante cose rimangono in attesa
1048 mentre qualcuno trattiene un *lock*. La seconda è il tempo necessario per
1049 acquisire (senza contese) e rilasciare un *lock*. La terza è di usare meno
1050 *lock* o di più furbi. Immagino che i *lock* vengano usati regolarmente,
1051 altrimenti, non sareste interessati all'efficienza.
1053 La concorrenza dipende da quanto a lungo un *lock* è trattenuto: dovreste
1054 trattenere un *lock* solo il tempo minimo necessario ma non un istante in più.
1055 Nella memoria dell'esempio precedente, creiamo gli oggetti senza trattenere
1056 il *lock*, poi acquisiamo il *lock* quando siamo pronti per inserirlo nella
1059 Il tempo di acquisizione di un *lock* dipende da quanto danno fa
1060 l'operazione sulla *pipeline* (ovvero stalli della *pipeline*) e quant'è
1061 probabile che il processore corrente sia stato anche l'ultimo ad acquisire
1062 il *lock* (in pratica, il *lock* è nella memoria cache del processore
1063 corrente?): su sistemi multi-processore questa probabilità precipita
1064 rapidamente. Consideriamo un processore Intel Pentium III a 700Mhz: questo
1065 esegue un'istruzione in 0.7ns, un incremento atomico richiede 58ns, acquisire
1066 un *lock* che è nella memoria cache del processore richiede 160ns, e un
1067 trasferimento dalla memoria cache di un altro processore richiede altri
1068 170/360ns (Leggetevi l'articolo di Paul McKenney's `Linux Journal RCU
1069 article <http://www.linuxjournal.com/article.php?sid=6993>`__).
1071 Questi due obiettivi sono in conflitto: trattenere un *lock* per il minor
1072 tempo possibile potrebbe richiedere la divisione in più *lock* per diverse
1073 parti (come nel nostro ultimo esempio con un *lock* per ogni oggetto),
1074 ma questo aumenta il numero di acquisizioni di *lock*, ed il risultato
1075 spesso è che tutto è più lento che con un singolo *lock*. Questo è un altro
1076 argomento in favore della semplicità quando si parla di sincronizzazione.
1078 Il terzo punto è discusso di seguito: ci sono alcune tecniche per ridurre
1079 il numero di sincronizzazioni che devono essere fatte.
1081 Read/Write Lock Variants
1082 ------------------------
1084 Sia gli spinlock che i mutex hanno una variante per la lettura/scrittura
1085 (read/write): ``rwlock_t`` e :c:type:`struct rw_semaphore <rw_semaphore>`.
1086 Queste dividono gli utenti in due categorie: i lettori e gli scrittori.
1087 Se state solo leggendo i dati, potete acquisire il *lock* di lettura, ma
1088 per scrivere avrete bisogno del *lock* di scrittura. Molti possono trattenere
1089 il *lock* di lettura, ma solo uno scrittore alla volta può trattenere
1090 quello di scrittura.
1092 Se il vostro codice si divide chiaramente in codice per lettori e codice
1093 per scrittori (come nel nostro esempio), e il *lock* dei lettori viene
1094 trattenuto per molto tempo, allora l'uso di questo tipo di *lock* può aiutare.
1095 Questi sono leggermente più lenti rispetto alla loro versione normale, quindi
1096 nella pratica l'uso di ``rwlock_t`` non ne vale la pena.
1098 Evitare i *lock*: Read Copy Update
1099 --------------------------------------------
1101 Esiste un metodo di sincronizzazione per letture e scritture detto
1102 Read Copy Update. Con l'uso della tecnica RCU, i lettori possono scordarsi
1103 completamente di trattenere i *lock*; dato che nel nostro esempio ci
1104 aspettiamo d'avere più lettore che scrittori (altrimenti questa memoria
1105 sarebbe uno spreco) possiamo dire che questo meccanismo permette
1108 Come facciamo a sbarazzarci dei *lock* di lettura? Sbarazzarsi dei *lock* di
1109 lettura significa che uno scrittore potrebbe cambiare la lista sotto al naso
1110 dei lettori. Questo è abbastanza semplice: possiamo leggere una lista
1111 concatenata se lo scrittore aggiunge elementi alla fine e con certe
1112 precauzioni. Per esempio, aggiungendo ``new`` ad una lista concatenata
1115 new->next = list->next;
1119 La funzione wmb() è una barriera di sincronizzazione delle
1120 scritture. Questa garantisce che la prima operazione (impostare l'elemento
1121 ``next`` del nuovo elemento) venga completata e vista da tutti i processori
1122 prima che venga eseguita la seconda operazione (che sarebbe quella di mettere
1123 il nuovo elemento nella lista). Questo è importante perché i moderni
1124 compilatori ed i moderni processori possono, entrambe, riordinare le istruzioni
1125 se non vengono istruiti altrimenti: vogliamo che i lettori non vedano
1126 completamente il nuovo elemento; oppure che lo vedano correttamente e quindi
1127 il puntatore ``next`` deve puntare al resto della lista.
1129 Fortunatamente, c'è una funzione che fa questa operazione sulle liste
1130 :c:type:`struct list_head <list_head>`: list_add_rcu()
1131 (``include/linux/list.h``).
1133 Rimuovere un elemento dalla lista è anche più facile: sostituiamo il puntatore
1134 al vecchio elemento con quello del suo successore, e i lettori vedranno
1135 l'elemento o lo salteranno.
1139 list->next = old->next;
1141 La funzione list_del_rcu() (``include/linux/list.h``) fa esattamente
1142 questo (la versione normale corrompe il vecchio oggetto, e non vogliamo che
1145 Anche i lettori devono stare attenti: alcuni processori potrebbero leggere
1146 attraverso il puntatore ``next`` il contenuto dell'elemento successivo
1147 troppo presto, ma non accorgersi che il contenuto caricato è sbagliato quando
1148 il puntatore ``next`` viene modificato alla loro spalle. Ancora una volta
1149 c'è una funzione che viene in vostro aiuto list_for_each_entry_rcu()
1150 (``include/linux/list.h``). Ovviamente, gli scrittori possono usare
1151 list_for_each_entry() dato che non ci possono essere due scrittori
1154 Il nostro ultimo dilemma è il seguente: quando possiamo realmente distruggere
1155 l'elemento rimosso? Ricordate, un lettore potrebbe aver avuto accesso a questo
1156 elemento proprio ora: se eliminiamo questo elemento ed il puntatore ``next``
1157 cambia, il lettore salterà direttamente nella spazzatura e scoppierà. Dobbiamo
1158 aspettare finché tutti i lettori che stanno attraversando la lista abbiano
1159 finito. Utilizziamo call_rcu() per registrare una funzione di
1160 richiamo che distrugga l'oggetto quando tutti i lettori correnti hanno
1161 terminato. In alternative, potrebbe essere usata la funzione
1162 synchronize_rcu() che blocca l'esecuzione finché tutti i lettori
1163 non terminano di ispezionare la lista.
1165 Ma come fa l'RCU a sapere quando i lettori sono finiti? Il meccanismo è
1166 il seguente: innanzi tutto i lettori accedono alla lista solo fra la coppia
1167 rcu_read_lock()/rcu_read_unlock() che disabilita la
1168 prelazione così che i lettori non vengano sospesi mentre stanno leggendo
1171 Poi, l'RCU aspetta finché tutti i processori non abbiano dormito almeno
1172 una volta; a questo punto, dato che i lettori non possono dormire, possiamo
1173 dedurre che un qualsiasi lettore che abbia consultato la lista durante la
1174 rimozione abbia già terminato, quindi la *callback* viene eseguita. Il vero
1175 codice RCU è un po' più ottimizzato di così, ma questa è l'idea di fondo.
1179 --- cache.c.perobjectlock 2003-12-11 17:15:03.000000000 +1100
1180 +++ cache.c.rcupdate 2003-12-11 17:55:14.000000000 +1100
1182 #include <linux/list.h>
1183 #include <linux/slab.h>
1184 #include <linux/string.h>
1185 +#include <linux/rcupdate.h>
1186 #include <linux/mutex.h>
1187 #include <asm/errno.h>
1191 - /* These two protected by cache_lock. */
1192 + /* This is protected by RCU */
1193 struct list_head list;
1196 + struct rcu_head rcu;
1200 /* Doesn't change once created. */
1205 - list_for_each_entry(i, &cache, list) {
1206 + list_for_each_entry_rcu(i, &cache, list) {
1214 +/* Final discard done once we know no readers are looking. */
1215 +static void cache_delete_rcu(void *arg)
1220 /* Must be holding cache_lock */
1221 static void __cache_delete(struct object *obj)
1224 - list_del(&obj->list);
1226 + list_del_rcu(&obj->list);
1228 + call_rcu(&obj->rcu, cache_delete_rcu);
1231 /* Must be holding cache_lock */
1232 static void __cache_add(struct object *obj)
1234 - list_add(&obj->list, &cache);
1235 + list_add_rcu(&obj->list, &cache);
1236 if (++cache_num > MAX_CACHE_SIZE) {
1237 struct object *i, *outcast = NULL;
1238 list_for_each_entry(i, &cache, list) {
1239 @@ -104,12 +114,11 @@
1240 struct object *cache_find(int id)
1243 - unsigned long flags;
1245 - spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
1247 obj = __cache_find(id);
1250 - spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
1251 + rcu_read_unlock();
1255 Da notare che i lettori modificano il campo popularity nella funzione
1256 __cache_find(), e ora non trattiene alcun *lock*. Una soluzione
1257 potrebbe essere quella di rendere la variabile ``atomic_t``, ma per l'uso
1258 che ne abbiamo fatto qui, non ci interessano queste corse critiche perché un
1259 risultato approssimativo è comunque accettabile, quindi non l'ho cambiato.
1261 Il risultato è che la funzione cache_find() non ha bisogno di alcuna
1262 sincronizzazione con le altre funzioni, quindi è veloce su un sistema
1263 multi-processore tanto quanto lo sarebbe su un sistema mono-processore.
1265 Esiste un'ulteriore ottimizzazione possibile: vi ricordate il codice originale
1266 della nostra memoria dove non c'erano contatori di riferimenti e il chiamante
1267 semplicemente tratteneva il *lock* prima di accedere ad un oggetto? Questo è
1268 ancora possibile: se trattenete un *lock* nessuno potrà cancellare l'oggetto,
1269 quindi non avete bisogno di incrementare e decrementare il contatore di
1272 Ora, dato che il '*lock* di lettura' di un RCU non fa altro che disabilitare
1273 la prelazione, un chiamante che ha sempre la prelazione disabilitata fra le
1274 chiamate cache_find() e object_put() non necessita
1275 di incrementare e decrementare il contatore di riferimenti. Potremmo
1276 esporre la funzione __cache_find() dichiarandola non-static,
1277 e quel chiamante potrebbe usare direttamente questa funzione.
1279 Il beneficio qui sta nel fatto che il contatore di riferimenti no
1280 viene scritto: l'oggetto non viene alterato in alcun modo e quindi diventa
1281 molto più veloce su sistemi molti-processore grazie alla loro memoria cache.
1287 Un'altra tecnica comunemente usata per evitare la sincronizzazione è quella
1288 di duplicare le informazioni per ogni processore. Per esempio, se volete
1289 avere un contatore di qualcosa, potreste utilizzare uno spinlock ed un
1290 singolo contatore. Facile e pulito.
1292 Se questo dovesse essere troppo lento (solitamente non lo è, ma se avete
1293 dimostrato che lo è devvero), potreste usare un contatore per ogni processore
1294 e quindi non sarebbe più necessaria la mutua esclusione. Vedere
1295 DEFINE_PER_CPU(), get_cpu_var() e put_cpu_var()
1296 (``include/linux/percpu.h``).
1298 Il tipo di dato ``local_t``, la funzione cpu_local_inc() e tutte
1299 le altre funzioni associate, sono di particolare utilità per semplici contatori
1300 per-processore; su alcune architetture sono anche più efficienti
1301 (``include/asm/local.h``).
1303 Da notare che non esiste un modo facile ed affidabile per ottenere il valore
1304 di un simile contatore senza introdurre altri *lock*. In alcuni casi questo
1307 Dati che sono usati prevalentemente dai gestori d'interruzioni
1308 --------------------------------------------------------------
1310 Se i dati vengono utilizzati sempre dallo stesso gestore d'interruzioni,
1311 allora i *lock* non vi servono per niente: il kernel già vi garantisce che
1312 il gestore d'interruzione non verrà eseguito in contemporanea su diversi
1315 Manfred Spraul fa notare che potreste comunque comportarvi così anche
1316 se i dati vengono occasionalmente utilizzati da un contesto utente o
1317 da un'interruzione software. Il gestore d'interruzione non utilizza alcun
1318 *lock*, e tutti gli altri accessi verranno fatti così::
1326 La funzione disable_irq() impedisce al gestore d'interruzioni
1327 d'essere eseguito (e aspetta che finisca nel caso fosse in esecuzione su
1328 un altro processore). Lo spinlock, invece, previene accessi simultanei.
1329 Naturalmente, questo è più lento della semplice chiamata
1330 spin_lock_irq(), quindi ha senso solo se questo genere di accesso
1331 è estremamente raro.
1334 Quali funzioni possono essere chiamate in modo sicuro dalle interruzioni?
1335 =========================================================================
1337 Molte funzioni del kernel dormono (in sostanza, chiamano schedule())
1338 direttamente od indirettamente: non potete chiamarle se trattenere uno
1339 spinlock o avete la prelazione disabilitata, mai. Questo significa che
1340 dovete necessariamente essere nel contesto utente: chiamarle da un
1341 contesto d'interruzione è illegale.
1343 Alcune funzioni che dormono
1344 ---------------------------
1346 Le più comuni sono elencate qui di seguito, ma solitamente dovete leggere
1347 il codice per scoprire se altre chiamate sono sicure. Se chiunque altro
1348 le chiami dorme, allora dovreste poter dormire anche voi. In particolar
1349 modo, le funzioni di registrazione e deregistrazione solitamente si
1350 aspettano d'essere chiamante da un contesto utente e quindi che possono
1353 - Accessi allo spazio utente:
1363 - kmalloc(GFP_KERNEL) <kmalloc>`
1365 - mutex_lock_interruptible() and
1368 C'è anche mutex_trylock() che però non dorme.
1369 Comunque, non deve essere usata in un contesto d'interruzione dato
1370 che la sua implementazione non è sicura in quel contesto.
1371 Anche mutex_unlock() non dorme mai. Non può comunque essere
1372 usata in un contesto d'interruzione perché un mutex deve essere rilasciato
1373 dallo stesso processo che l'ha acquisito.
1375 Alcune funzioni che non dormono
1376 -------------------------------
1378 Alcune funzioni possono essere chiamate tranquillamente da qualsiasi
1379 contesto, o trattenendo un qualsiasi *lock*.
1385 - add_timer() e del_timer()
1387 Riferimento per l'API dei Mutex
1388 ===============================
1390 .. kernel-doc:: include/linux/mutex.h
1393 .. kernel-doc:: kernel/locking/mutex.c
1396 Riferimento per l'API dei Futex
1397 ===============================
1399 .. kernel-doc:: kernel/futex/core.c
1402 .. kernel-doc:: kernel/futex/futex.h
1405 .. kernel-doc:: kernel/futex/pi.c
1408 .. kernel-doc:: kernel/futex/requeue.c
1411 .. kernel-doc:: kernel/futex/waitwake.c
1417 - ``Documentation/locking/spinlocks.rst``: la guida di Linus Torvalds agli
1418 spinlock del kernel.
1420 - Unix Systems for Modern Architectures: Symmetric Multiprocessing and
1421 Caching for Kernel Programmers.
1423 L'introduzione alla sincronizzazione a livello di kernel di Curt Schimmel
1424 è davvero ottima (non è scritta per Linux, ma approssimativamente si adatta
1425 a tutte le situazioni). Il libro è costoso, ma vale ogni singolo spicciolo
1426 per capire la sincronizzazione nei sistemi multi-processore.
1432 Grazie a Telsa Gwynne per aver formattato questa guida in DocBook, averla
1433 pulita e aggiunto un po' di stile.
1435 Grazie a Martin Pool, Philipp Rumpf, Stephen Rothwell, Paul Mackerras,
1436 Ruedi Aschwanden, Alan Cox, Manfred Spraul, Tim Waugh, Pete Zaitcev,
1437 James Morris, Robert Love, Paul McKenney, John Ashby per aver revisionato,
1438 corretto, maledetto e commentato.
1440 Grazie alla congrega per non aver avuto alcuna influenza su questo documento.
1446 Prima del kernel 2.5, o quando ``CONFIG_PREEMPT`` non è impostato, i processi
1447 in contesto utente non si avvicendano nell'esecuzione (in pratica, il
1448 processo userà il processore fino al proprio termine, a meno che non ci siano
1449 delle interruzioni). Con l'aggiunta di ``CONFIG_PREEMPT`` nella versione
1450 2.5.4 questo è cambiato: quando si è in contesto utente, processi con una
1451 priorità maggiore possono subentrare nell'esecuzione: gli spinlock furono
1452 cambiati per disabilitare la prelazioni, anche su sistemi monoprocessore.
1455 Bottom Half: per ragioni storiche, le funzioni che contengono '_bh' nel
1456 loro nome ora si riferiscono a qualsiasi interruzione software; per esempio,
1457 spin_lock_bh() blocca qualsiasi interuzione software sul processore
1458 corrente. I *Bottom Halves* sono deprecati, e probabilmente verranno
1459 sostituiti dai tasklet. In un dato momento potrà esserci solo un
1460 *bottom half* in esecuzione.
1462 contesto d'interruzione
1463 Non è il contesto utente: qui si processano le interruzioni hardware e
1464 software. La macro in_interrupt() ritorna vero.
1467 Il kernel che esegue qualcosa per conto di un particolare processo (per
1468 esempio una chiamata di sistema) o di un thread del kernel. Potete
1469 identificare il processo con la macro ``current``. Da non confondere
1470 con lo spazio utente. Può essere interrotto sia da interruzioni software
1473 interruzione hardware
1474 Richiesta di interruzione hardware. in_hardirq() ritorna vero in un
1475 gestore d'interruzioni hardware.
1477 interruzione software / softirq
1478 Gestore di interruzioni software: in_hardirq() ritorna falso;
1479 in_softirq() ritorna vero. I tasklet e le softirq sono entrambi
1480 considerati 'interruzioni software'.
1482 In soldoni, un softirq è uno delle 32 interruzioni software che possono
1483 essere eseguite su più processori in contemporanea. A volte si usa per
1484 riferirsi anche ai tasklet (in pratica tutte le interruzioni software).
1487 (Uni-Processor) un solo processore, ovvero non è SMP. (``CONFIG_SMP=n``).
1489 multi-processore / SMP
1490 (Symmetric Multi-Processor) kernel compilati per sistemi multi-processore
1494 Un processo che esegue il proprio codice fuori dal kernel.
1497 Un'interruzione software registrabile dinamicamente che ha la garanzia
1498 d'essere eseguita solo su un processore alla volta.
1501 Un'interruzione software registrabile dinamicamente che viene eseguita
1502 (circa) in un determinato momento. Quando è in esecuzione è come un tasklet
1503 (infatti, sono chiamati da ``TIMER_SOFTIRQ``).