第三十九章 linux-并发解决方法二（互斥锁mutex）

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• 第三十九章 linux-并发解决方法二（互斥锁mutex）
• 互斥锁的定义与初始化
• 互斥锁的DOWN操作
• 互斥锁的UP操作

用count=1的信号量实现的互斥方法还不是Linux下经典的用法，Linux内核针对count=1的信号量重新定义了一个新的数据结构，一般都称其为互斥锁或者互斥体。同时内核根据使用场景的不同，把用于信号量的DOWN和UP操作在struct mutex上作了优化与扩展，专门用于这种新的数据类型。

互斥锁的定义与初始化

互斥锁mutex的概念本来就来自semaphore，如果去除掉那些跟调试相关的成员，struct mutex和struct semaphore并没有本质的不同：

struct mutex {/* 1: unlocked, 0: locked, negative: locked, possible waiters */atomic_t        count;spinlock_t        wait_lock;struct list_head    wait_list;
#if defined(CONFIG_DEBUG_MUTEXES) || defined(CONFIG_MUTEX_SPIN_ON_OWNER)struct task_struct    *owner;
#endif
#ifdef CONFIG_MUTEX_SPIN_ON_OWNERstruct optimistic_spin_queue osq; /* Spinner MCS lock */
#endif
#ifdef CONFIG_DEBUG_MUTEXESvoid            *magic;
#endif
#ifdef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOCstruct lockdep_map    dep_map;
#endif
};

如同struct semaphore一样，对struct mutex的初始化不能直接通过操作其成员变量的方式进行，而应该利用内核提供的宏或者函数定义一个静态的struct mutex变量同时初始化的方法是利用内核的DEFINE_MUTEX：

#define __MUTEX_INITIALIZER(lockname) \{ .count = ATOMIC_INIT(1) \, .wait_lock = __SPIN_LOCK_UNLOCKED(lockname.wait_lock) \, .wait_list = LIST_HEAD_INIT(lockname.wait_list) \__DEBUG_MUTEX_INITIALIZER(lockname) \__DEP_MAP_MUTEX_INITIALIZER(lockname) }#define DEFINE_MUTEX(mutexname) \struct mutex mutexname = __MUTEX_INITIALIZER(mutexname)

如果在程序执行期间要初始化一个mutex变量，则可以使用mutex_init宏。去除掉那些与调试相关的操作之后，mutex_init宏可以展开成如下的函数定义形式：

# define mutex_init(mutex) \
do {                            \static struct lock_class_key __key;        \\__mutex_init((mutex), #mutex, &__key);        \
} while (0)void
__mutex_init(struct mutex *lock, const char *name, struct lock_class_key *key)
{atomic_set(&lock->count, 1);spin_lock_init(&lock->wait_lock);INIT_LIST_HEAD(&lock->wait_list);mutex_clear_owner(lock);
#ifdef CONFIG_MUTEX_SPIN_ON_OWNERosq_lock_init(&lock->osq);
#endifdebug_mutex_init(lock, name, key);
}

互斥锁的DOWN操作

互斥锁mutex上的DOWN操作在Linux内核中为mutex_lock函数，定义如下：

void __sched mutex_lock(struct mutex *lock)
{might_sleep();/** The locking fastpath is the 1->0 transition from* 'unlocked' into 'locked' state.*/__mutex_fastpath_lock(&lock->count, __mutex_lock_slowpath);mutex_set_owner(lock);
}

函数的设计思想体现在__mutex_fastpath_lock和__mutex_lock_slowpath两条主线上，__mutex_fastpath_lock用来快速判断当前可否获得互斥锁，如果成功获得锁，则函数直接返回，否则进入到__mutex_lock_slowpath函数中·这种设计是基于这样一个事实：想要获得某一互斥锁的代码绝大部分时候都可以成功获得。由此延伸开来在代码层面就是，mutex_lock函数进入__mutex_lock_slowpath的概率很低。

__mutex_fastpath_lock是一平台相关函数，下面以ARM处理器为例，分析其代码实现：

static inline void
__mutex_fastpath_lock(atomic_t *count, void (*fail_fn)(atomic_t *))
{int __done, __res;__asm__ __volatile__ (L1            "movli.l    @%2, %0    \n""add        #-1, %0    \n""movco.l    %0, @%2    \n""movt        %1    \n": "=&z" (__res), "=&r" (__done): "r" (&(count)->counter): "t");if (unlikely(!__done || __res != 0))fail_fn(count);
}

函数在百处通过ldrex完成“__res=count->counter，L2处完成__res=__res-1，L3处试图用__res的当前值来更新count->counter.这里说“试图”是因为这个更新的操作未必会成功，主要是考虑到可能有别的进程也在操作count->counter，为不使这种可能的竞争引起对
作count->counter值更新的混乱，这里用了ARM指令中用于实现互斥访问的指令ldrex和strex（前面在spinlock的代码分析时己经提过)。ldrex和strex保证了对count->counter读取一更新一写回”操作序列的原子性。如果L3处的更新操作成功，那么_ex_flag将为0。

接下来在__res|=__ex_flag执行完之后，通过if语句判断__res是否为0，有两种情况会导致__res不为0：一是在调用这个函数前count->counter=0，表明互斥锁己经被别的进程获得，
这样L2处的__res=-1：二是在L3处的更新操作不成功，表明当前有另外一个进程也在对count->counter进行同样的操作·这两种情况都将导致__mutex_fastpath_lock不能直接返回，而是进入fail_fn也就是调用__mutex_lock_slowpath。

此处if语句中的unlikely是利用GCC编译优化扩展的一个宏，这里的意思是条件语句__res！=0为真的可能性很小，编译器借此可以调整一些编译后代码的顺序达到某种程度的优化。与之对应的是likely。
如果__mutex_fastpath_lock函数不能在第一时间获得互斥锁返回，那么将进入__mutex_lock_slowpath，正如其名字所预示的那样，代码将进入一段艰难坎坷的旅途。

在Linux源码中，__mutex_lock_slowpath函数与信号量DOWN操作中的函数非常相似，不过__mutex_lock_slowpath在把当前进程放入mutex的wait_list之前会试图多次询问mutex中的count是否为1，也就是说当前进程在进入wait_list之前会多次考察别的进程是否己经释放了这个互斥锁。这主要基于这样一个事实：拥有互斥锁的进程总是会在尽可能短的时间里释放·如果别的进程己经释放了该互斥锁·那么当前进程将可以获得该互斥锁而没有必要再去睡眠。

互斥锁的UP操作

互斥锁的操作为mutex_unlock，函数定义如下：

void __sched mutex_unlock(struct mutex *lock)
{/** The unlocking fastpath is the 0->1 transition from 'locked'* into 'unlocked' state:*/
#ifndef CONFIG_DEBUG_MUTEXES/** When debugging is enabled we must not clear the owner before time,* the slow path will always be taken, and that clears the owner field* after verifying that it was indeed current.*/mutex_clear_owner(lock);
#endif__mutex_fastpath_unlock(&lock->count, __mutex_unlock_slowpath);
}

和mutex_lock函数一样，mutex_unlock函数也有两条主线：__mutex_fastpath_unlock和__mutex_unlock_slowpath，分别用于对互斥锁的快速和慢速解锁操作。

static inline void
__mutex_fastpath_unlock(atomic_t *count, void (*fail_fn)(atomic_t *))
{int __done, __res;__asm__ __volatile__ ("movli.l    @%2, %0    \n\t""add        #1, %0    \n\t""movco.l    %0, @%2 \n\t""movt        %1    \n\t": "=&z" (__res), "=&r" (__done): "r" (&(count)->counter): "t");if (unlikely(!__done || __res <= 0))fail_fn(count);
}

这里除了是将count->counter的值加1以外，代码和__mutex_fastpath_lock中的几乎完全一样。在最后的if语句中，导致代码count->counter不为0也有两种情况：一是在调用这个函数前count->counter不为0，表明在当前进程占有互斥锁期间有别的进程竞争该互斥锁：二是对count->counter的更新操作不成功，表明当前有另外一个进程也在对count->counter进行操作，这种情况主要是针对别的进程此时调用mutex1k函数导致的竞争，因为互斥的原因别的进程此时不可能调用mutex_lock。这种情况的处理是非常重要的，不只是关系到count->counter正确更新的问题，还涉及能否防止一个唤醒操作的丢失。

在没有别的进程竞争该互斥锁的情况下，__mutex_fastpath_unlock函数要完成的工作最简单，把count->counter的值加1然后返回·如果有别的进程在竞争该互斥锁，那么函数进入__mutex_unlock_slowpath这个函数主要用来唤醒在当前mutex的wait_list中休眠的进程，如同up函数一样。