深入探究Linux互斥实现原理——如何保证进程资源共享安全性 (linux 互斥实现原理)
Linux操作系统作为一种高性能、安全性强的操作系统，在各大领域得到了广泛的应用。在多进程的环境下，不同进程需要对共享资源进行互斥操作，以保证资源的正确使用。本文将深入探究Linux互斥实现原理，分析进程资源共享安全性。
一、进程互斥概念
进程是指在计算机操作系统中能够独立运行的基本单位，进程之间可以相互通信，也可以共享资源。在多进程的环境下，如果多个进程同时对共享资源进行操作，就会产生冲突，因此需要进行互斥操作。互斥是指在同一时刻只能有一个进程访问一段代码或一段数据，其他进程必须等待当前进程访问结束后才能进行访问。
二、Linux互斥实现原理
在Linux中，进程的互斥操作主要通过两种方式实现：信号量和互斥锁。
1、信号量
信号量是一种用于多进程或多线程协作的方法。在Linux中，信号量通常指的是SystemV提供的信号量。信号量包括一个计数器和一个等待队列。计数器的值为正整数，表示可用的资源数量；若计数器的值为0，则表示资源已经被占用，其他进程需等待。进程使用信号量时，可以执行三种操作，分别是：
（1）初始化操作：初始化信号量的计数器；
（2）P操作（Produce）：当进程需要使用资源时执行P操作，该操作将信号量计数器减1，如果计数器的值为负数，则进程进入等待队列；
（3）V操作（Vacate）：当进程使用完资源时执行V操作，该操作将信号量计数器加1，如果计数器的值为0，则唤醒等待该资源的进程。
2、互斥锁
互斥锁是一种线程同步的机制，在多线程环境下，使用互斥锁可以保证同一时刻只有一个线程访问某个共享资源。在Linux中，互斥锁主要由pthread_mutex_t类型进行表示，其使用方法包括以下几个步骤：
（1）初始化操作：初始化互斥锁，即调用pthread_mutex_init函数；
（2）上锁操作：当访问共享资源时，使用pthread_mutex_lock函数上锁；
（3）解锁操作：当访问共享资源结束后，使用pthread_mutex_unlock函数解锁。
3、信号量与互斥锁的区别
在多线程环境下，使用互斥锁更为常见，它能够确保资源的互斥访问，实现的方式比较简单。与此不同的是，信号量具有较高的作用灵活性，可以应用于多种场合。
三、进程资源共享安全性
在进行进程资源共享时，需要确保资源共享的安全性。因此，需要采取一些措施来确保进程资源的安全性。
1、加锁机制
加锁机制是确保资源共享安全的一种重要方法。在进程对共享资源进行访问时，需要先对相应的锁进行加锁，保证当前进程在访问共享资源时其他进程无法进行改动。
2、代码临界区
代码临界区指的是在共享资源访问前后需要进行的操作，如加锁和解锁等操作，保证了共享资源的互斥性，从而确保了资源访问的安全性。
3、原子操作
原子操作是指不可中断的操作，即在该操作执行期间，其他进程无法访问该共享资源。原子操作在保证多进程数据操作的安全性方面具有非常重要的作用。
4、互斥量
互斥量是保证某段代码同一时间内只能被一个进程执行的一种技术，这种技术可以实现对共享资源的互斥访问，从而保证了进程资源共享时的安全性。
四、
在多进程的环境下，进程资源共享是非常常见的操作。为确保资源共享的安全性，Linux使用了信号量和互斥锁两种机制来实现进程的互斥操作。在实现进程资源共享时，需要采取一些措施来确保资源的安全性，如加锁机制、代码临界区、原子操作和互斥量等。在实际应用中，需要根据具体情况选择合适的互斥机制，保证进程资源共享的安全性。
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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，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。 ;
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