docs/zh_CN: Add mutex-design Chinese translation

Translate locking/mutex-design.rst into Chinese.

Signed-off-by: Tang Yizhou <yizhou.tang@shopee.com>
Reviewed-by: Alex Shi <alexs@kernel.org>
Reviewed-by: Yanteng Si<siyanteng@loongson.cn>
Link: https://lore.kernel.org/r/20220629013240.65386-3-yizhou.tang@shopee.com
Signed-off-by: Jonathan Corbet <corbet@lwn.net>
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@ -14,6 +14,7 @@
.. toctree::
:maxdepth: 1
mutex-design
spinlocks
TODOList:
@ -22,7 +23,6 @@ TODOList:
* lockdep-design
* lockstat
* locktorture
* mutex-design
* rt-mutex-design
* rt-mutex
* seqlock

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@ -0,0 +1,145 @@
.. SPDX-License-Identifier: GPL-2.0
.. include:: ../disclaimer-zh_CN.rst
:Original: Documentation/locking/mutex-design.rst
:翻译:
唐艺舟 Tang Yizhou <tangyeechou@gmail.com>
================
通用互斥锁子系统
================
:初稿:
Ingo Molnar <mingo@redhat.com>
:更新:
Davidlohr Bueso <davidlohr@hp.com>
什么是互斥锁?
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在Linux内核中互斥锁mutex指的是一个特殊的加锁原语它在共享内存系统上
强制保证序列化,而不仅仅是指在学术界或类似的理论教科书中出现的通用术语“相互
排斥”。互斥锁是一种睡眠锁它的行为类似于二进制信号量semaphores
2006年被引入时[1],作为后者的替代品。这种新的数据结构提供了许多优点,包括更
简单的接口,以及在当时更少的代码量(见缺陷)。
[1] https://lwn.net/Articles/164802/
实现
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互斥锁由“struct mutex”表示在include/linux/mutex.h中定义并在
kernel/locking/mutex.c中实现。这些锁使用一个原子变量->owner来跟踪
它们生命周期内的锁状态。字段owner实际上包含的是指向当前锁所有者的
`struct task_struct *` 指针因此如果无人持有锁则它的值为空NULL
由于task_struct的指针至少按L1_CACHE_BYTES对齐低位3被用来存储额外
的状态(例如,等待者列表非空)。在其最基本的形式中,它还包括一个等待队列和
一个确保对其序列化访问的自旋锁。此外CONFIG_MUTEX_SPIN_ON_OWNER=y的
系统使用一个自旋MCS锁->osq译注MCS是两个人名的合并缩写在下文的
ii中描述。
准备获得一把自旋锁时,有三种可能经过的路径,取决于锁的状态:
(i) 快速路径试图通过调用cmpxchg()修改锁的所有者为当前任务,以此原子化地
获取锁。这只在无竞争的情况下有效cmpxchg()检查值是否为0所以3个状态
比特必须为0。如果锁处在竞争状态代码进入下一个可能的路径。
(ii) 中速路径:也就是乐观自旋,当锁的所有者正在运行并且没有其它优先级更高的
任务need_resched需要重新调度准备运行时当前任务试图自旋来获得
锁。原理是,如果锁的所有者正在运行,它很可能不久就会释放锁。互斥锁自旋体
使用MCS锁排队这样只有一个自旋体可以竞争互斥锁。
MCS锁由Mellor-Crummey和Scott提出是一个简单的自旋锁它具有一些
理想的特性比如公平以及每个CPU在试图获得锁时在一个本地变量上自旋。
它避免了常见的“检测-设置”自旋锁实现导致的CPU核间缓存行回弹
cacheline bouncing这种昂贵的开销。一个类MCS锁是为实现睡眠锁的
乐观自旋而专门定制的。这种定制MCS锁的一个重要特性是它有一个额外的属性
当自旋体需要重新调度时它们能够退出MCS自旋锁队列。这进一步有助于避免
以下场景需要重新调度的MCS自旋体将继续自旋等待自旋体所有者即将获得
MCS锁时却直接进入慢速路径。
(iii) 慢速路径:最后的手段,如果仍然无法获得锁,该任务会被添加到等待队列中,
休眠直到被解锁路径唤醒。在通常情况下它以TASK_UNINTERRUPTIBLE状态
阻塞。
虽然从形式上看,内核互斥锁是可睡眠的锁,路径(ii)使它实际上成为混合类型。通过
简单地不中断一个任务并忙着等待几个周期,而不是立即睡眠,这种锁已经被认为显著
改善一些工作负载的性能。注意这种技术也被用于读写信号量rw-semaphores
语义
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互斥锁子系统检查并强制执行以下规则:
- 每次只有一个任务可以持有该互斥锁。
- 只有锁的所有者可以解锁该互斥锁。
- 不允许多次解锁。
- 不允许递归加锁/解锁。
- 互斥锁只能通过API进行初始化见下文
- 一个任务不能在持有互斥锁的情况下退出。
- 持有锁的内存区域不得被释放。
- 被持有的锁不能被重新初始化。
- 互斥锁不能用于硬件或软件中断上下文如小任务tasklet和定时器。
当CONFIG DEBUG_MUTEXES被启用时这些语义将被完全强制执行。此外互斥锁
调试代码还实现了一些其它特性,使锁的调试更容易、更快速:
- 当打印到调试输出时,总是使用互斥锁的符号名称。
- 加锁点跟踪,函数名符号化查找,系统持有的全部锁的列表,打印出它们。
- 所有者跟踪。
- 检测自我递归的锁并打印所有相关信息。
- 检测多任务环形依赖死锁,并打印所有受影响的锁和任务(并且只限于这些任务)。
接口
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静态定义互斥锁::
DEFINE_MUTEX(name);
动态初始化互斥锁::
mutex_init(mutex);
以不可中断方式uninterruptible获取互斥锁::
void mutex_lock(struct mutex *lock);
void mutex_lock_nested(struct mutex *lock, unsigned int subclass);
int mutex_trylock(struct mutex *lock);
以可中断方式interruptible获取互斥锁::
int mutex_lock_interruptible_nested(struct mutex *lock,
unsigned int subclass);
int mutex_lock_interruptible(struct mutex *lock);
当原子变量减为0时以可中断方式interruptible获取互斥锁::
int atomic_dec_and_mutex_lock(atomic_t *cnt, struct mutex *lock);
释放互斥锁::
void mutex_unlock(struct mutex *lock);
检测是否已经获取互斥锁::
int mutex_is_locked(struct mutex *lock);
缺陷
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与它最初的设计和目的不同,'struct mutex' 是内核中最大的锁之一。例如:在
x86-64上它是32字节而 'struct semaphore' 是24字节rw_semaphore是
40字节。更大的结构体大小意味着更多的CPU缓存和内存占用。
何时使用互斥锁
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总是优先选择互斥锁而不是任何其它锁原语,除非互斥锁的严格语义不合适,和/或临界区
阻止锁被共享。