Linux内核同步机制：实验报告简述 (linux内核同步机制实验报告)
随着计算机的迅速发展，操作系统内核的同步机制成为了许多研究人员和工程师所关注的焦点。在Linux系统中，同步机制的设计和实现是系统性能和稳定性的关键因素。本文通过实验探究了Linux内核的同步机制，分析了同步机制的设计原理和实现方式，并对Linux内核同步机制的性能进行了评估。
一、实验概述
为了深入理解Linux内核同步机制的设计和实现，本实验主要包括以下三个部分：
1.锁的使用
通过编写一个简单的多线程程序，探究锁在实现同步机制中的作用。
2.信号量的使用
通过创建两个进程，使用信号量同步两个进程之间的共享内存访问。
3.自旋锁的使用
通过使用自旋锁实现对全局变量的原子操作，分析自旋锁与互斥锁的区别和优缺点。
二、实验方法
1.编写多线程程序
编写一个程序，创建两个线程，同时对一个共享变量进行读写操作，使用互斥锁进行同步。
2.创建进程间通信
使用fork()函数创建两个进程，在两个进程之间使用信号量实现共享内存的访问。
3.自旋锁实现
使用自旋锁对全局变量进行原子操作，并与互斥锁进行比较，分析自旋锁的特点和优缺点。
三、实验结果
通过以上三个实验，我们深入了解了Linux内核同步机制的设计原理和实现方式。在之一个实验中，我们使用互斥锁保证共享变量的原子操作，确保了线程的同步。在第二个实验中，使用信号量保证了两个进程之间共享内存的互斥访问。在第三个实验中，通过使用自旋锁实现原子操作，我们发现自旋锁可以有效避免上下文切换和系统调用等的开销，但在高并发和长时间占用CPU的情况下，自旋锁的效率会下降。
四、结论与展望
通过本次实验，我们深入了解了Linux内核同步机制的设计原理和实现方式，进一步加深了对操作系统内核的理解和认识。未来，我们将继续探究Linux内核同步机制的优化和性能提升，致力于打造更高效、更稳定的操作系统。
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Linux内核设计与实现的内容简介
《Linux内核设计与实现(原书第3版)》主要内容包括：进程管理、进程调度、时间管理和定时器、系统调用接口、内存寻址、内存管理和页缓存、VFS、内核同步以及调试技术等。同时《Linux内核设计与实现(原书第3版)》也涵盖了Linux 2.6内核中颇具特色的内容，包括CFS调度程序、抢占式内核、块I/O层以及I/O调度程序等。《Linux内核设计与实现(原书第3版)》采用理论与实践相结合的路线，能够带领读者快速走进Linux内核世界，真正开发内核代码。《Linux内核设计与实现岁芦(原书第3版)》适合作为高等院校操作系统课程的教材或参考书，也可供相关技术人员参考。
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本版新增内容
·增加一章专门描述内核数据结构
·详细描述中断稿雀塌处理程序
·扩充虚拟内存和内存分配的内容
·调试linux内核的技巧
·内核同步和锁机制的深度描述
·提交内核补丁以及参与linux内核社区的建设性建议
Linux内核中的RCU机制
Linux内核中的RCU机制
RCU的设计思想比较明确，通过新老指针替换的方式来实现免锁方式的共享保护。但是具体到代码的层面，理解起来多扒岩少还是会有些困难。下面我准备了关于Linux内核中的RCU机制的文章，提供给大家参考!
RCU读取侧进入临界区的标志是调用rcu_read_lock，这个函数的代码是：
static inline void rcu_read_lock(void)
{
__rcu_read_lock();
__acquire(RCU);
rcu_read_acquire();
}
该实现里面貌似有三个函数调用，但实质性的工作由之一个函数__rcu_read_lock()来完成，__rcu_read_lock()通过调用 preempt_disable()关闭内核可抢占性。但是中断是允许的，假设读取者正处于rcu临界区中且刚读取了一个共享数据区的指针p(但是还没有访问p中的数据成员)，发生了一个中断，而该中断处理例程ISR恰好需要修改p所指向的数据区，按照RCU的设计原则，ISR会新分配一个同样大小的数据区new_p，再把老数据区p中的数据拷贝到新数据区，接着是在new_p的基础上做数据修改的工作(因为是在new_p空间中修改，所以不存在对p的并发访问，因此说RCU是一种免锁机制，原因就在这里)，ISR在把数据更新的工作完成后，将new_p赋值给p(p=new_p),最后它会再注册一个回调函数用以在适当的时候释放老指针p。因此，只要对老指针p上的所有引用都结束了，释放p就不会有问题。当中断处理例程做完这些工作返回后，被中断的进程将依然访问到p空间上的数据，芦滑也就是老数据，这样的结果是RCU机制所允许的。RCU规则对读取者与写入者之间因指针切换所造成的短暂的资源视图不一致问题是允许的。
接下来关于RCU一个有趣的问题是：何时才能释放老指针。我见过很多书中对此的’回答是：当系统中所有处理器上都发生了一次进程切换。这种程式化的回答常常让刚接触RCU机制的读者感到一头雾水，为什么非要等所有处理器上都发生一次进程切换才可以调用回调函数释放老指针呢?这其实是RCU的设计规则决定的： 所有对老指针的引用只可能发生在rcu_read_lock与rcu_read_unlock所包括的临界区中，而在这个临界区中不可能发生进程切换，而一旦出了该临界区就不应该再有任何形式的对老指针p的引用。很明显，这个规则要求读取者在临界区中不能发生进程切换，因为一旦有进程切换，释放老指针的回调函数就有可能被调用，从而导致老指针被释放掉，当被切换掉的进程被重新调度运行时它就有可能引用到一个被释放掉的内存空间。
现在我们看到为什么rcu_read_lock只需要关闭内核可抢占性就可以了，因为它使得即便在临界区中发生了中断，当前进程也不可能被切换除去。 内核开发者，确切地说，RCU的设计者所能做的只能到这个程度。接下来就是使用者的责任了，如果在rcu的临界区中调用了一个函数，该函数可能睡眠，那么RCU的设计规则就遭到了破坏，系统将进入一种不稳定的状态。
这再次说明，如果想使用一个东西，一定要搞清楚其内在的机制，象上面刚提到的那个例子，即便现在程序不出现问题，但是系统中留下的隐患如同一个定时炸弹， 随时可能被引爆，尤其是过了很长时间问题才突然爆发出来。绝大多数情形下，找到问题所花费的时间可能要远远大于静下心来仔细搞懂RCU的原理要多得多。
RCU中的读取者相对rwlock的读取者而言，自由度更高。因为RCU的读取者在访问一个共享资源时，不需要考虑写入者的陪此腊感受，这不同于rwlock的写入者，rwlock reader在读取共享资源时需要确保没有写入者在操作该资源。两者之间的差异化源自RCU对共享资源在读取者与写入者之间进行了分离，而rwlock的 读取者和写入者则至始至终只使用共享资源的一份拷贝。这也意味着RCU中的写入者要承担更多的责任，而且对同一共享资源进行更新的多个写入者之间必须引入某种互斥机制，所以RCU属于一种”免锁机制”的说法仅限于读取者与写入者之间。所以我们看到：RCU机制应该用在有大量的读取操作，而更新操作相对较少的情形下。此时RCU可以大大提升系统系能，因为RCU的读取操作相对其他一些有锁机制而言，在锁上的开销几乎没有。
实际使用中，共享的资源常常以链表的形式存在，内核为RCU模式下的链表操作实现了几个接口函数，读取者和使用者应该使用这些内核函数，比如 list_add_tail_rcu, list_add_rcu，hlist_replace_rcu等等，具体的使用可以参考某些内核编程或者设备驱动程序方面的资料。
在释放老指针方面，Linux内核提供两种方法供使用者使用，一个是调用call_rcu,另一个是调用synchronize_rcu。前者是一种异步 方式，call_rcu会将释放老指针的回调函数放入一个结点中，然后将该结点加入到当前正在运行call_rcu的处理器的本地链表中，在时钟中断的 softirq部分(RCU_SOFTIRQ)， rcu软中断处理函数rcu_process_callbacks会检查当前处理器是否经历了一个休眠期(quiescent，此处涉及内核进程调度等方面的内容)，rcu的内核代码实现在确定系统中所有的处理器都经历过了一个休眠期之后(意味着所有处理器上都发生了一次进程切换，因此老指针此时可以被安全释放掉了)，将调用call_rcu提供的回调函数。
synchronize_rcu的实现则利用了等待队列，在它的实现过程中也会向call_rcu那样向当前处理器的本地链表中加入一个结点，与 call_rcu不同之处在于该结点中的回调函数是wakeme_after_rcu，然后synchronize_rcu将在一个等待队列中睡眠，直到系统中所有处理器都发生了一次进程切换，因而wakeme_after_rcu被rcu_process_callbacks所调用以唤醒睡眠的 synchronize_rcu，被唤醒之后，synchronize_rcu知道它现在可以释放老指针了。
所以我们看到，call_rcu返回后其注册的回调函数可能还没被调用，因而也就意味着老指针还未被释放，而synchronize_rcu返回后老指针肯定被释放了。所以，是调用call_rcu还是synchronize_rcu，要视特定需求与当前上下文而定，比如中断处理的上下文肯定不能使用 synchronize_rcu函数了。 ;
linux下如何实现两个内核线程之间的通信
线程间通信春枣就是通过全局变量啊，线程之间没有“通信”的说法吧，不管有几个线程，它们都是在同一个进程地址空间内，都共享同样的内存空间，所以“通信”的说法才多见于进程之间，因为不同的进程才是不同的内存地址空间。进程内的变量每个线程都是可以访问的，是共享的，但是线程之间没有固定的执行顺序，为避免时序上的不同步问题，所以线程之枣扮间才会需要同扒岩拆步机制。线程之间的重点就是同步机制。
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