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内核同步之读写锁rwlock_t

本文讲述的是基于linux 4.7.1版本的。

我们先来看读写锁的结构体定义:

include/linux/rwlock_types.h

这里只考虑raw_lock一个成员。

arch/arm/include/asm/spinlock_types.h

arch_rwlock_t只有一个成员lock.

下面，我们来介绍相关的API。

1. rwlock_init()

这个用来初始化rwlock.

include/linux/rwlock.h

include/linux/rwlock_types.h

arch/arm/include/asm/spinlock_types.h

从上述代码实现来看，rwlock_init(lock)就相当于lock->raw_lock.lock = 0;

 

2. read_lock()

这个API是占用读锁的。

include/linux/rwlock.h

include/linux/rwlock_api_smp.h

148行也是先禁内核抢占，这样，当前cpu就不会切换到其他进程了，只有当前进程和中断程序。

150行先调用do_raw_read_trylock()，如果失败(返回0)，再调用do_raw_read_lock()。

include/linux/lockdep.h

我们先来看do_raw_read_trylock().

include/linux/rwlock.h

arch/arm/include/asm/spinlock.h

259-262行，将rw->lock + 1，看是否>=0(strexpl表示261行的操作结果大于等于0时才执行strex操作)；如果rw->lock + 1>=0; 则将rw->lock +=1,并写入rw->lock，表示读锁占有成功，strexpl失败会使得while(1)来重新执行259-262的过程。成功占有读锁后，返回0.

如果rw->lock + 1 < 0,则认为写锁被占有(当写锁被占有时，rw->lock被设置为最小的负数0x80000000), 则返回1.

0x80000000是最小的负数，值为-2,147,483,648。

当do_raw_read_trylock()失败时，说明写锁被占用了，则调用do_raw_read_lock()

include/linux/rwlock.h

arch/arm/include/asm/spinlock.h

218-221行，判断rw->lock+1是否>=0，若>=0，表示当前没有写锁占有，则将rw->lock +=1.如果，当前有写锁占有，则219行adds的结果<0，rsbpls不执行(pl表示>=0)。rsbpls用于判断220行的strex是否成功。成功时，%0 = 0-%1=0，失败时，%0=0-%1=-1.

WFE(“mi”)会执行wfemi(wfemi表示负数执行wfe，即写锁存在的情况下会wfe), WFE等待写锁占有者释放锁。

222行， %0 = 0 - %1, 即当strex失败时，%1为1，%0为-1，223行就跳转到1处重新来一遍。

故当没有写锁strex失败时， 223行会执行跳转，重新来一次。当有写锁时WFE, 在被SEV唤醒后，由于之前219行adds的结果小于0，故222行的rsbpls不执行，直接执行223行跳转，重新来一遍。

 

2. read_unlock()

include/linux/rwlock.h

include/linux/rwlock_api_smp.h

__raw_read_unlock()调用do_raw_read_unlock()之后使能了内核抢占。

include/linux/rwlock.h

arch/arm/include/asm/spinlock.h

arch_read_unlock()比较简单了，就是将rw->lock -=1, 如果当前是最后一把读锁，则SEV，即发送event，用于唤醒可能在wfe的读写锁等待。SEV可以唤醒所有的WFE。

 

3. write_lock()

include/linux/rwlock.h

include/linux/rwlock_api_smp.h

__raw_write_lock()也是先禁内核抢占，然后调用do_raw_write_trylock()，如果失败(返回0), 表示当前有读锁或则写锁占用，则调用do_raw_write_lock()。

先来看do_raw_write_trylock()。

include/linux/rwlock.h

arch/arm/include/asm/spinlock.h

arch_write_trylock()判断rw->lock是否为0，为0则表示没有读锁或写锁，可以上写锁，就将rw->lock设置为最小的负数0x80000000, 表示写锁占有；如果rw->lock不为0，则表示有读锁或写锁存在，返回0，表示trylock()失败，后面就去调用do_raw_write_lock()了。

trylock()成功时，返回1.

当trylock()失败时，我们接着看do_raw_write_lock().

include/linux/rwlock.h

arch/arm/include/asm/spinlock.h

147-149行，判断rw->lock是否为0，如果不为0，则表示有读锁或者写锁存在，则WFE等待锁释放。当锁被释放后(读锁在最后一把锁unlock才会发SEV)，由于之前eq不成立，strexeq不执行，故152行会跳转到147行重新来一遍。假如此时rw->lock是0，即不存在有读锁和写锁，则将rw->lock设置为最小的负数0x80000000.

 

4. write_unlock()

include/linux/rwlock.h

include/linux/rwlock_api_smp.h

__raw_write_unlock()在调用do_raw_write_unlock()释放锁之后，调用preempt_enable()使能了内核抢占。

我们接着看do_raw_write_unlock().

include/linux/rwlock.h

arch/arm/include/asm/spinlock.h

arch_write_unlock()比较简单，就是将rw->lock设置为0，然后SEV，唤醒等待WFE的锁操作。

 

至此，我们讲完了所有的API: rwlock_init(), read_lock(), read_unlock(), write_lock(), write_unlock()。

这里，我先提出一个问题：当已有写锁被占有时，其他的尝试读锁和写锁的操作都在WFE等待，如果此时写锁占有者释放了锁，即发送了SEV，那么其他锁操作请求者谁先占用呢？

我的理解是: 当SEV发出后，唤醒了所有的WFE等待的锁操作请求者，至于后面谁先占用锁，就看谁”手快”了，读写锁没有自旋锁spinlock的FIFO。

 

和spinlock类似地，这几个读写API并不能用于中断或中断和进程共享中。当使用上述lock的API函数后，在unlock之前，如果发生了中断，且中断中也尝试去获取这个锁，那么这就死锁了。要在中断中使用，则需要使用中断版本的API：read_lock_irq()/read_unlock_irq(), write_lock_irq()/write_unlock_irq()

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