rtmutex赏析

【摘要】

rtmutex作为futex的底层实现，有两个比較重要的特性。一个是优先级继承，一个是死锁检測。本文对这两个特性的实现进行说明。

一、优先级继承

2007年火星探路者号的vxworks上发生了优先级反转。导致设备不断重新启动。

（http://research.microsoft.com/en-us/um/people/mbj/mars_pathfinder/mars_pathfinder.html），

优先级反转问题在大多数操作系统教材上都有提及，大概意思就是，A、B、C三个进程，优先级各自是Pa<Pb<Pc，如果有资源S，被A持有，某个时刻C来尝试获取S。被堵塞，接着B进程抢占A进程。而B又是一个死循环进程，这样C永远得不到调度的机会。

看上去就是优先级低的B比优先级相对高的C抢占了。

优先级反转的解决方式主要有两种。一种是优先级继承，还有一种是优先级天花板。

优先级继承的思路就是在进程获取资源假设被堵塞，则改动资源持有者的优先级（大多数情况是提升优先级），让资源持有者尽快完毕资源的操作后释放资源。优先级天花板则须要事先知道竞争资源的全部进程的优先级，当当中一个进程获取到资源后，则将进程优先级提升至最高的那个进程。这两者的差别是。前者是在获取资源堵塞时改动优先级，后者是获取资源成功后改动优先级。前者对系统调度影响较小，但实现较复杂。后者对系统调度影响大，但实现较简单。

Linux在2006年引入了优先级继承方案，在rtmutex中完毕。内核文档文件夹的rt-mutex-design.txt介绍了优先级反转和优先级继承的概念。并描写叙述了rtmutex的实现方案。本节以一种更白话的方式介绍rtmutex的优先级继承实现。

rtmutex.c有几个重要的数据结构，我们以因果顺序来描写叙述这些结构。

首先。你得有一把锁，这用struct rt_mutex来表示。有了锁之后，锁就可能有一个拥有者。于是struct rt_mutex内就有一个成员叫structtask_struct owner；这把锁可能会堵塞一些进程，那么struct rt_mutex里有一个链表。叫structplist_head wait_list，能够看出。这是一个优先级队列。队列的元素，是一些被封装成struct rt_mutex_waiter的进程描写叙述符，按进程的优先级来排序。既然一些进程会堵塞在这把锁上面，依据优先级继承的原理。锁的持有者owner，就必须參考一个优先级最高的堵塞进程。将owner的优先级提升至最高的这个堵塞进程，那么owner就须要维护一个链表，这个链表里保存了owner进程拥有的资源里，被堵塞的优先级最高的那些进程。这就是task struct里struct plist_head pi_waiters的由来；另外，怎样知道一个进程是否被rt_mutex堵塞？于是又在task_struct里引入了structrt_mutex_waiter *pi_blocked_on，用来指示该进程被堵塞在哪个rt_mutex上。

以下，我们以样例来说明一下上面的数据结构是怎样联系起来的。

内核里，一个task_struct P，可能拥有n个资源，然后这n个资源堵塞了T个其它进程（T>=n）。

对于P拥有的某个资源，堵塞了总共T[i]个进程（∑T[i] = T。 0<=i<n）。这些进程都以rt_mutex_waiter的形式，通过按优先级顺序挂接到资源rt_mutex的wait_list链表上。接着，还要将这T[i]个进程中，优先级最高的那一个m（rt_mutex_waiter），通过pi_list_entry。链接到P的pi_waiters队列中。 也就是说，P的pi_waiters队列拥有n个元素，每一个元素都是一个封装成rt_mutex_waiter的task_struct，P的优先级。为这n个进程最高的那个。

为什么要维护这么一个pi_waiters链表，为什么不只保存一个P堵塞的最高优先级进程？

考虑这样的情况：

优先级为p的进程P。先后占有资源s1、s2，优先级为p1、p2的进程先后堵塞在这两个资源上。

（p<p1<p2）根据优先级继承协议。P的优先级先后变为p1、p2。 当P释放资源s2后。优先级应该降为多少？毫无疑问。应该减少为p1而不是p。 这也就是链表的来由。即我们须要跟踪该进程获取资源的一个路径，以此作为优先级调整的根据。

须要注意的是。一个rt_mutex_waiter,同一时间仅仅可能被链接进一个rt_mutex的wait_list里，由于一个进程m不能同一时候等待两个资源而被堵塞。

以下以futex的加解锁为例，说明rt_mutex的流程。

1.1 futex_lock_pi

能够看出。优先级继承属性的锁。须要严重关注锁的owner属性，以便实现优先级传递。
进程加锁的函数是futex_lock_pi，当进程进入内核态。发现自己是第一个挂起在此锁的
进程时，会通过 lock & FUTEX_TID_MASK获取用户态设置的owner的pid，
然后find_task_by_pid得到owner的task struct。
接着新分配一个pi_state结构：

pi_state = alloc_pi_state();

接下来，初始化pi_state中的rtmutex，特别是owner字段赋值：

rt_mutex_init_proxy_locked(&pi_state->pi_mutex)->rt_mutex_set_owner(lock, proxy_owner, 0);

这样就给rtmutex lock赋值了owner了。这些操作是在函数lookup_pi_state中完毕的。
这里我们引入了一个结构struct futex_pi_state ，该结构主要作用就是内置了一个rtmutex。

而全部涉及到优先级继承、传递等概念的实现，事实上都靠这个rtmutex来实现。

futex_lock_pi(unsigned long uaddr)
{
    struct rt_mutex_waiter waiter;
    struct futex_q q;
    //依据futex地址获取页框，来计算key
    get_user_pages_fast(addr, 1, 1, &page);
    q.key->both.offset |= FUT_OFF_INODE; /* inode-based key */
    q.key->shared.inode = page->mapping->host;
    q.key->shared.pgoff = page->index;
    //第一步，就是依据uaddr来找到相应的rtmutex。
    //首先。依据uaddr和共享内存相应的inode、page frame的组合为key。找到曾被该锁堵塞的futex_q对象。
    //（假设其它进程，线程以前在这把锁上堵塞过一次，
     //就至少能找到一个key匹配的futex_q对象)
    //找到futex_q对象后，就借用他的pi_state成员。也即rtmutex成员
    struct futex_q *find_q = find_match_key(q.key,hash_bucket[hash(uaddr)]);
    struct futex_pi_state *pi_state;
    //假设找不到匹配的 futex_q，说明我们是第一个堵塞在此锁的对象，
    //就分配futex_q里的pi_state成员
    //总之，到眼下为止，得到一个可用的pi_state也即rtmutex
    if(!find_q){
        q->pi_state = alloc_pi_state();
        pi_state = q->pi_state;
    }else
         pi_state = find_q->pi_state;

    //当然每次都须要将本次堵塞的对象以futex_q的形式增加hash冲突链
     q->task = current;
    plist_add(&q->list, &hash_bucket[hash(uaddr)]->chain);
   
    //開始将当前进程封装task struct
    waiter->task = current;
    struct rt_mutex *lock = &pi_state->pi_mutex;
    //获取原先的最高等待优先级任务，留待兴许比較
      old_top_waiter = rt_mutex_top_waiter(lock);
    //将本次rt_mutex_waiter加到futex_state->rtmutex的等待链表中
    plist_add(&waiter->list_entry, &lock->wait_list);
    //假设本次增加的waiter是该lock堵塞的最高优先级的进程，则须要改动
    //lock持有者task struct的pi_waiters链表。并提高lock持有者优先级。
    //这个就是优先级继承实现的精华所在。
    struct task_struct *owner = rt_mutex_owner(lock);
  
    if (waiter == rt_mutex_top_waiter(lock)) {
        //这里把以前的那个最高优先级的等待进程从持有者链表删除
        //有个疑问，这里是否会存在内存泄露？
        //不会，由于rt_mutex_waiter 是局部栈变量
        //这里也能够看出。为什么rt_mutex_waiter 要做成局部变量而不是动态分配变量，
        //是为了避免内存泄露。
        plist_del(&old_top_waiter->pi_list_entry, &owner->pi_waiters);
	plist_add(&waiter->pi_list_entry, &owner->pi_waiters);
        //一连串复杂的优先级修正
	__rt_mutex_adjust_prio(owner);
    }
    
}

1.2 futex_unlock_pi

futex_unlock_pi(unsigned long uaddr)
{
    struct futex_hash_bucket *hb;
     //依据futex地址获取页框，来计算key
    get_user_pages_fast(addr, 1, 1, &page);
    q.key->both.offset |= FUT_OFF_INODE; /* inode-based key */
    q.key->shared.inode = page->mapping->host;
    q.key->shared.pgoff = page->index;

    //以key为基准，查找出hash冲突链里第一个被堵塞的futex_q
    //并尝试唤醒
    hb = hash_futex(&key);
    head = &hb->chain;
    	plist_for_each_entry_safe(this, next, head, list) {
		if (!match_futex (&this->key, &key))
			continue;
		ret = wake_futex_pi(uaddr,uval,this);
		goto out_unlock;
	}

}
//详细的唤醒函数，尝试唤醒futex_q *this指向的进程。
//并调整优先级
wake_futex_pi(u32 __user *uaddr, unsigned long uval,struct futex_q *this)
{
    //获取到该futex_q（进程）所持有的锁pi_state->rtmutex对象
    struct futex_pi_state *pi_state = this->pi_state;
    //获取下一个优先级最高的被堵塞者
    new_owner = rt_mutex_next_owner(&pi_state->pi_mutex);
    //将用户态lock字段更新owner为下一个持有者
    newval = FUTEX_WAITERS | task_pid_vnr(new_owner);
    cmpxchg_futex_value_locked(uaddr, uval, newval);

    //眼下，此锁的全部者已经不是当前进程了。因此将它从本进程
    //的链表中取下。加入到下一个owner的链表中
    list_del(&pi_state->list);
    list_add(&pi_state->list, &new_owner->pi_state_list);
    pi_state->owner = new_owner;
    //释放锁，优先级调整
    rt_mutex_unlock(&pi_state->pi_mutex);
}
rt_mutex_unlock(struct rt_mutex* rtmutex)
{
    //唤醒一个最高优先级堵塞者
    wakeup_next_waiter(lock, 0);
    //调整当前进程的优先级。由于已经释放资源了，须要往下调一下优先级
    rt_mutex_adjust_prio(current);
}

static void wakeup_next_waiter(struct rt_mutex *lock)
{
    //找出最高优先级的等待者（前面futex流程里也找过一次，用来更新用户态owner值）
    struct rt_mutex_waiter *waiter;
    waiter = rt_mutex_top_waiter(lock);
    //找到后，先从lock的堵塞队列里摘下来，由于该进程立即就不会被堵塞了
    plist_del(&waiter->list_entry, &lock->wait_list);
    //接着从当前进程的最高优先级堵塞队列里摘除。由于该进程是lock的最高优先级等待者，
    //也一定会被链接到锁持有者的最高优先级堵塞队列里
    pendowner = waiter->task;
    plist_del(&waiter->pi_list_entry, ¤t->pi_waiters);
    wake_up_process(pendowner);
    //设置rt_mutex的owner
    rt_mutex_set_owner(lock, pendowner, RT_MUTEX_OWNER_PENDING);

    //还没完。新的owner的pi_waiters链表还须要更新，由于新owner获取到锁之后，也開始
    //堵塞别人了。
    //注意，新owner不须要调高优先级，由于新owner已经是眼下为止，持有该锁
    //的最高优先级。仅仅有当新的高优先级进程尝试获取该锁被堵塞时，
    //才须要继续往上调整优先级
    next = rt_mutex_top_waiter(lock);
    plist_add(&next->pi_list_entry, &pendowner->pi_waiters);
}

 void rt_mutex_adjust_prio(task)
{
	prio =  min(task_top_pi_waiter(task)->pi_list_entry.prio,
		   task->normal_prio);
        task->prio = prio;
}

好，到这一步。锁的持有者已经变成了新的owner，BUT!，
新的owner还不一定获取到了这把锁，仅仅是一个pending状态。
假设要真正获取到这把锁，还须要新owner被唤醒后，走
try_to_take_rt_mutex，将锁真正抓到。这个道理也是能够理解的。
新owner从堵塞到被唤醒。会走try_to_take_rt_mutex再次尝试
加锁。

static int try_to_take_rt_mutex(struct rt_mutex *lock)
{
        //假设该锁有一个owner。那么就尝试偷取。

        //如何算一次偷取呢？为什么要有偷取的概念呢？
       //以下再看。
	if (rt_mutex_owner(lock) && !try_to_steal_lock(lock, current))
		return 0;
	/* We got the lock. */
        //抓到锁，设置锁真正持有者，并清空可能的锁pending状态。
	rt_mutex_set_owner(lock, current, 0);
	return 1;
}

什么叫偷锁？  当owner是pending状态，且当前进程的优先级比pending的
owner还要大，那么非常明显，应该让当前进程而不是pending的那个进程
来获取资源。这就叫偷。

这个情况在什么时候会发生？futex_unlock_pi时，选取了一个当时最高优先级
的进程作为候选者，但候选者没有唤醒时，这个时候又来了一个更高优先级
的进程尝试抓这把锁。结果更高优先级的进程就把这个锁抓走了。

能够类比一下。比方，某个时刻。你去面试一家公司，面试也通过了。这个公司就
会给你一个口头offer，但在这个书面offer下来之前，那家公司又面试了一个更牛逼
的程序猿，公司就找了个理由拒绝给你发书面offer，而是把书面offer给了那个更牛逼
的程序猿。这就是说，那个牛逼程序猿偷走了你的offer。于是你又不得不等待那个
牛逼程序猿辞职后，再次面试这家公司。

static inline int try_to_steal_lock(struct rt_mutex *lock,
				    struct task_struct *task)
{
	struct task_struct *pendowner = rt_mutex_owner(lock);
	if (!rt_mutex_owner_pending(lock))
		return 0;

	if (pendowner == task)
		return 1;

	if (task->prio >= pendowner->prio) {
		return 0;
	}

	/* No chain handling, pending owner is not blocked on anything: */
        //找到lock的下一个最高优先级堵塞者。
        //这个堵塞者已经被挂在pending owner的pi_waiters最高优先级堵塞进程队列上了。
        //须要将其改挂到当前偷取者的pi_waiters上。让后调整pending owner的优先级，
        //由于pending owner已经不持有该锁了
	next = rt_mutex_top_waiter(lock);
	plist_del(&next->pi_list_entry, &pendowner->pi_waiters);
	__rt_mutex_adjust_prio(pendowner);

        //将pending owner改挂后，当前偷取者的优先级也得
        //依据偷取者的pi_waiters优先级来调整。
	plist_add(&next->pi_list_entry, &task->pi_waiters);
	__rt_mutex_adjust_prio(task);

	return 1;
}

能够看出，进程优先级调整的时机，主要是在进程堵塞的最高优先级进程链pi_waiters，
成员被改动后，运行。

当我们改动完锁持有进程的优先级后，事实上还没完。由于这个持有者非常可能被另外一把锁堵塞。

于是须要改动另外一把锁的持有进程的优先级（可能提升，也可能减少）。这样就形成了一个链式反应。

死锁检測就是在这个链式反应中进行的，什么时候算是一个死锁呢？

依据经典操作系统死锁检測的方案。对有向资源图的每一个节点进行深度优先搜索，

仅仅要找到一个回环。就算检測到死锁，例如以下图所看到的：

可是这个搜索的代价非常高。有点得不偿失，由于经典死锁检測会关注进程的全部可能路径

（如上图的节点D就是一个进程，他尝试去获取S和T），经典死锁检測会遍历S和T方向的路径。

而linux对这点做了简化。进程D仅仅须要关注他被堵塞的那个资源所在的路径就能够了，

并且不须要对资源图的全部节点搜索。仅须要以D为起点，进行一次遍历。

这套代码

正好嵌入在链式反应的函数实现中。

以下我们对链式反应的函数进行分析。

static int rt_mutex_adjust_prio_chain(struct task_struct *task,
				      int deadlock_detect,
				      struct rt_mutex *orig_lock,
				      struct rt_mutex_waiter *orig_waiter,
				      struct task_struct *top_task)
{
	struct rt_mutex *lock;
	struct rt_mutex_waiter *waiter, *top_waiter = orig_waiter;

 retry:
        //当前锁持有者task0是否被其它锁lock1堵塞，
        //假设堵塞的话则须要调整lock1->owner ，即task1的优先级
        //否则返回不须要处理。
	waiter = task->pi_blocked_on;
	if (!waiter)
		goto out;
        //得到lock1
	lock = waiter->lock;
        //死锁检測：假设遍历过程中，出现了一个环，
        //即要么锁反复了。要么进程反复了，就是一个死锁
	/* Deadlock detection */
	if (lock == orig_lock || rt_mutex_owner(lock) == top_task) {
		ret = deadlock_detect ?
 -EDEADLK : 0;
		goto out;
	}
        //获取lock1的最高优先级被堵塞者
	top_waiter = rt_mutex_top_waiter(lock);
        //将task0的优先级调整后。又一次加到lock1的等待者队列
	/* Requeue the waiter */
	plist_del(&waiter->list_entry, &lock->wait_list);
	waiter->list_entry.prio = task->prio;
	plist_add(&waiter->list_entry, &lock->wait_list);
        
        //获取lock1的持有者task1，作为下一个须要遍历的节点
	/* Grab the next task */
	task = rt_mutex_owner(lock);

        //假设改动优先级后插入lock1等待队列的task0，是最高优先级等待者。则
        //须要把task0插入到task1的最高优先级等待者队列，即task1->pi_waiters
        //然后继续尝试改动task1的优先级后。继续遍历链表。

	if (waiter == rt_mutex_top_waiter(lock)) {
		/* Boost the owner */
		plist_del(&top_waiter->pi_list_entry, &task->pi_waiters);
		waiter->pi_list_entry.prio = waiter->list_entry.prio;
		plist_add(&waiter->pi_list_entry, &task->pi_waiters);
		__rt_mutex_adjust_prio(task);
        //否则。说明task0改动优先级后。不是lock1的最高优先级等待者，
        //而且，task0以前是lock1的最高优先级等待者（即下句推断）
        //那么说明task0的优先级被减少了，须要将task0从task1的最高优先级
        //等待队列中删去。取下一个lock1的最高优先级等待者，加入到
        //task1的最高优先级等待队列pi_waiter中，再调整task1的优先级，
        //最后进行下一次节点遍历。

	} else if (top_waiter == waiter) {
		/* Deboost the owner */
		plist_del(&waiter->pi_list_entry, &task->pi_waiters);
		waiter = rt_mutex_top_waiter(lock);
		waiter->pi_list_entry.prio = waiter->list_entry.prio;
		plist_add(&waiter->pi_list_entry, &task->pi_waiters);
		__rt_mutex_adjust_prio(task);
	}
	goto again;

 out
	return ret;
}

当然，这个链式反应也是有深度限制的。假设层数太多，可能会内核栈溢出，

因此内核给了一个上限。1024层。以避免这样的情况。