前言
📫作者简介：小明java问道之路，专注于研究计算机底层/Java/Liunx 内核，就职于大型金融公司后端高级工程师，擅长交易领域的高安全/可用/并发/性能的架构设计📫
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本文导读
Linux 内核读锁实现原理，描述自旋锁时，已经顺带描述了读写自旋锁，所以本节将不再描述自旋锁的读写锁实现。读者是否能想到，既然自旋锁有相关的读写锁实现，信号量也应该有呢？答案是一定的。所以可以到，读写锁实际上是在原有锁上进行优化读写的操作。下面讨论源码实现。
一、Linux 内核读写锁核心结构解读
定义一个结构体 rw_semaphore 代表读写信号量，然后义一宏定义表明读写信号量的偏移值。具体源码如下。
struct rw_semaphore{ // 符号长整型，看到long类型，读者就知道，这又是将一个long类型长度大小切割成不同部分来使用的 // 由于使用i38632位来作为例子，因此这里long为32位，同样我们分割为高16位和低16位来使用 signed long count; #define RWSEM UNLOCKED VALUE 0x0000 0000 // 无锁状态值为0 #define RWSEM_ACTIVE_BIAS 0x0000 0001 // 锁活动偏移值1 // 锁活动位数为4(4个16进制)*4(一个16进制等于4个二进制)=16，即2^16次方个锁位 #define RWSEM ACTIVE MASK Ox0000 ffff #define RWSEM_WAITING BIAS (-0x00010000) // 锁等待偏移量，即 0xffff 0000
#define RWSEM ACTIVE READ_BIAS RWSEM_ACTIVE_BIAS // 读锁偏移量
// 写锁偏移量0xffff0001 为负数 #define RWSEM ACTIVE WRITE BIAS (RWSEM_WAITING_BIAS+RWSEM_ACTIVE_BIAS) spinlock t wait_lock; // 保护等待链表的自旋锁 struct list_head wait_list; // 等待链表 };
//等待读写信号量的任务结构体 struct rwsem_waiter{ struct list_head list; struct task_struct *task; unsigned int flags; // 标志位声明为等待读锁还是写锁
#define RWSEM_WAITING_FOR_READ 0x00000001 #define RWSEM_WAITING_FOR_WRITE 0x00000002};
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二、Linux 内核获取写锁源码解读
首先原子性减 0xffff0001，然后判断原来的状态是否为 0，如果是，则表明获取写锁成功；
否则需要调用 rwsem_down_write_failed 函数进行阻塞排队操作。
static inline void_down_write(struct rw_semaphore *sem) { int tmp=RWSEM_ACTIVE_WRITE BIAS; _asm__volatile_( //原子性减0xffff001即写锁偏移量，返回旧值被放到edx寄存器中 LOCK_PREFIX" xadd %%edx,(%%eax)" //查看之前的count值是否为0，因为只有为0，才是无锁状态 " testl %%edx,%%edx" //如果不为0，则获取锁失败跳到标号2处执行 " jnz 2f""1:" LOCK_SECTION_START("") //保存ecx，然后调用rwsem_down_write_failed进行阻塞排队操作 "2:" " pushl %%есx" " call rwsem_down_write failed" " popl %%eсx" " jmp 1b" LOCK_SECTION_END : "=m"(sem->count), "=d"(tmp) : "a"(sem)，"1"(tmp), "m"(sem->count) : "memory", "cc");}
// 处理写锁上锁失败逻辑struct rw_semaphore *rwsem_down_write_failed(struct rw_semaphore *sem) { // 创建等待节点 struct rwsem waiter waiter; waiter.flags=RWSEM WAITING FOR WRITE; // 调用公共处理逻辑执行等待操作。-RWSEM ACTIVE BIAS =Oxffff fff rwsem_down_failed_common(sem,&waiter,-RWSEM_ACTIVE BIAS); return sem;}
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三、Linux 内核释放写锁源码解读
首先将锁状态变为无锁状态，如果发现有任务正在等待唤醒，那么调用 rwsem_wake 唤醒等待的任务
static inline void_up_write(struct rw_semaphore *sem) { _asm__volatile_( " movl %2,%%edx" // 将写锁偏移量取负数后的值，即0x0000 ffff 放入edx中 // 尝试从Oxffff0001(持有写锁且无等待任务的状态，因为写写、读写互斥)变为 0x00000000 LOCK PREFIX" xaddl %%edx,(%%eax)" " jnz 2f" //如果之前count值不为0，则有任务正在等待，跳到标号2处执行 " 1:" LOCK_SECTION_START("") "2:" // 对dx也就是释前的lock值低16位自减，看看是否为0，即看看是否有活动的任务 " decw %%dx" // 如果不为0，则表示写锁被释放后有任务获得了锁，退出; // 否则，调用rwsem_wake唤醒等待任务 " jnz 1b" " pushl %%ecx" " call rwsem_wake" " popl %%eсx" " jmp 1b" LOCK SECTION END : "=m"(sem->count) : "a"(sem), "i"(-RWSEM_ACTIVE_WRITE_BIAS),"m"(sem->count) : "memory", "cc", "edx");}
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四、Linux 内核读写锁锁降级源码解读
有时候我们需要在获取到写锁后，进行降级为读锁，这可以通过 downgrade_write 方法进行锁降级有先原子性的降锁状态从写锁状态置为读锁状态，如果结果小于 0，则表明有任务正在等待被唤醒，此时可以调用 rwsem_downgrade_wake 函数唤醒等待读锁的任务，因为此时写锁已经被释放，可以让等待读锁的任务一起并行执行。
// 写锁降级为读锁static inline void___downgrade_write(struct rw_semaphore*sem) { _asm__volatile_( LOCK PREFIX" addl %2，(%%eax)" //将状态从0xZZZZ0001变为0xYYYY0001 // 如果小于0，即锁正在等待被释放，则跳到标号2处执行rwsem_downgrade_wake函数，降级唤醒操作 " js 2f" "1:" LOCK_SECTION_START("") "2:" " pushl %%ecx" " pushl %%edx" " call rwsem_downgrade_wake" // 调用rwsem_downgrade_wake 函数 " popl %%edx" " popl %%есx" " jmp 1b" LOCK_SECTION_END : "=m"(sem->count) : "a"(sem), "i"(-RWSEM_WAITING_BIAS), "m"(sem->count): : "memory", "cc");}
// 接下来查看rwsem_downgrade_wake 函数实现过程。struct rw_semaphore*rsem_downgrade_wake(struct rw_semaphore*sem){ // 获取自旋锁 spin_lock(&sem->wait lock); // 如果等待队列不为空，那么调用_rwsem_do_wake函数唤醒 // 注意，这里传入为0，表明只唤醒读任务 if(!list_empty(&sem->wait list)) sem=___rwsem_do_wake(sem,0); // 释放自旋锁 spin_unlock(&sem->wait lock); return sem;}
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五、Linux 内核读写锁唤醒线程过程
首先获取保护等待队列的自旋锁，然后检测队列是否为空，如果不为空，那么调用 rwsem_do_wake 函数唤醒等待的任务。
struct rw_semaphore *rwsem wake(struct rw semaphore*sem) { spin lock(&sem->wait lock); // 获取自旋锁 // 如果等待链表为空，则什么也不做，否则调用rwsemdo wake函数唤醒任务 // 注：这里传入为0，表名只唤醒读任务 if(!listempty(&sem->wait list)) sem =_rwsem_do_wake(sem，1);// 1表明唤醒写任务 spin_unlock(&sem->wait_lock); return sem;}
// 真正唤醒流程static inline struct rw_semaphore*__rwsem_do_wake(struct rw_semaphore *sem,int wakewrite) { struct rwsem waiter *waiter; struct list head *next; signed long oldcount; int woken, loop; // 如果不唤醒写任务，那么直接跳转到 dont_wake_writers执行 if(!wakewrite) goto dont_wake_writers; try again: oldcount =rwsem_atomic_update(RWSEM_ACTIVE_BIAS,sem)-RWSEM_ACTIVE_BIAS;
// 如果之前count与上RWSEM_ACTIVE_MASK不为0，也就是还有活动的任务，则还原修改之前的值 if (oldcount & RWSEM_ACTIVE_MASK) goto undo;
// 否则取出下一个等待任务，如果下一个等待的任务不是一个写任务，那么调用readers_only //函数唤醒读任务 waiter =list_entry(sem->wait_list.next,struct rwsem_waiter,list); if(!(waiter->flags&RWSEM_WAITING_FOR_WRITE)) goto readers_only;
//否则将写者从队列中移出，修改 flags 为0，调用wake_up_process函数唤醒任务，并且退出 list_del(&waiter->list); waiter->flags =0; wake_up_process(waiter->task); goto out;
不唤醒写者操作流程，取出下一个等待者，如果等待者是写者，那么直接退出 dont wake writers: waiter =list_entry(sem->wait_list.next,struct rwsem_waiter,list); if(waiter->flags &RWSEM_WAITING_FOR_WRITE) goto out;
// 只唤醒读者操作流程，遍历等待链表，直到等待者为写者时停下 readers_only: woken =0; do { woken++; if (waiter->list.next==&sem->wait_list) break; waiter =list_entry(waiter->listnext，struct rwsem_waiter,list); } while (waiter->flags &RWSEM_WAITING_FOR_READ); loop=woken; woken *= RWSEM_ACTIVE_BIAS-RWSEM_WAITING_BIAS; woken-=RWSEM_ACTIVE_BIAS; rwsem_atomic_add(woken，sem); // 更新counter 值 next = sem->wait_list.next; // 获取循环开始节点 for (; loop>0;loop--){ // 从当前节点一直遍历唤醒所有读等待任务 waiter =list_entry(next,struct rwsem_waiter,list); next = waiter->list.next; waiter->flags =0; wake_up_process(waiter->task); // 然后将唤醒了的一系列链表断开链接 sem->wait_list.next=next; next->prev = &sem->wait_list;// 退出流程 out: return sem;//还原操作流程 undo:// 再次判断，如果还有活动任务，则退出 if (rwsem_atomic_update(-RWSEM_ACTIVE_BIAS，sem)!=0) goto out; goto try_again;}
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总结
实际上，针对读写信号量，如果我们用 C 语言代码高级语言来描述的话，则十分简单，即一个公平的读写锁。也就是说，当有读锁持有时，如果有读任务，则可以直接获得读锁;但如果此时有写仕务在等待的情况下，那么将会导致读锁获取失败，转而进入等待状态。当读锁释放后返回看看有没写者在等待，如果有写者在等待且传入了唤醒写者的标识 1，那么看看等待列表的下一个等待任务是 1 是写节点，如果不是，那么遍历等待列表，唤醒所有读者，直到遇到一个写节点。然而，如果在持有写锁的情况下，那么读锁肯定获取失败，然后进入等待队列中，写锁被释放后，如果有锁等待，那会唤醒等待任务。
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