Linux 的 Spinlock 在 MIPS 多核处理器中的设计与实现

引言

随着科技的发展，尤其是在嵌入式领域，高性能、低功耗的处理器成为众多厂商追逐的目标，但是由于技术和工艺的瓶颈，试图在单核处理器上达到这样的目标变得越发困难，于是人们提出了多核处理器的概念。多核处理器的核心思想是一个处理器中包含若干个核（或线程），所有核（或线程）之间共享 IO、Cache、内存等资源，对于这些资源的使用和分配由硬件来完成，用户无需关注细节，因此每个核（或线程）对于用户来说就好像一个独立的虚拟 CPU，从用户角度来看，这个虚拟 CPU 独占所有的外设资源。

目前比较流行的多核处理器的架构有下面几种：

（1）SMP（Symmetric Multi-Processor）

这种架构的处理器由多个核组成，每个核有自己独立的 Cache，所有核共享内存和 IO。

（2）SMT（Symmetric Multi-Thread）

这种架构的处理器的每个核由多个线程组成（此处的线程指的硬件线程，而不是我们所说的操作系统的线程概念），每个核下的所有线程共享寄存器、ALU（CPU 运算单元）、Cache、内存、IO 等资源，线程之于用户也像一个虚拟的 CPU。这种架构的最大优势在于线程和线程之间的切换很快，通常一个时钟周期内就能完成。

（3）NUMA（Non-Uniform Memory Access）

这种架构和前面两种的区别在于它不是简单的一个处理器，而是一个由多个处理器组成的系统，每个处理器作为一个结点在该系统中存在。对于内存、IO 等资源所有结点也是共享的。

目前比较流行的处理器架构大多都推出了多核处理器的产品，比如 Intel 的 X86 双核处理器、Freescale 的 PPC 多核处理器、SUN 的 SPARC 多核处理器、RMI 和 Cavium 的 MIPS 多核处理器等。

MIPS 这种架构诞生于 Standford 大学，它的名字含义有双重意义，一是 “Microcomputer without Inter-locked Pipeline Stages”，另一种是 “Millions of Instructions Per Second”，它设计思想的核心是采用多级指令流水线技术达到高效的处理速度，目前比较常用的 MIPS 采用5级流水线的技术。因其性能高效、结构简单，MIPS 被誉为 RISC（Reduced Instruction Set Computing） 家族中最优美的一款处理器架构。基于 MIPS 的多核处理器因为其低功耗、高性能从而在嵌入式市场得到了广泛的应用。

针对上述这些多核处理器的特点，Linux 提出了 Multi-Processing 的概念，它的调度器可以将操作系统的线程均分到各个核（或硬件线程）上去执行，以此达到并行计算的目的，从而也可以极大地提高系统的性能。

Spinlock 的思想

Linux 在推出了 Multi-Processing 之后，多核处理器的并行处理的能力得到了极大的发挥，但是这同时也带来了一个问题，并行执行势必就存在多个核同时访问共享资源的情况，如何能够保证一个核在访问共享资源时，该共享资源不会被其它核所改写呢？

我们没有方法去控制对共享资源访问的有序性，但是我们有能力对共享资源采用锁的保护机制，当某个共享资源被锁住时，只有获取该锁的 CPU 核能够操作共享资源，其余试图访问共享资源的 CPU 核只能够等待这个锁的释放，这就是在 Linux 中被称为 Spinlock 的自旋锁保护机制。

Spinlock 的设计思想是基于一种被称为 Test-and-Set 的机制，它的操作分为三部分：

（1）INIT

初始化 lock 值。示例如下：

2）LOCK

这个流程包括两部分：首先 CPU 核反复轮询 lock 值直到它处于空闲状态为止，然后利用 Test-and-Set 方式尝试设置该 lock 值，Test-and-Set 的操作可以描述成三步：

（a）读取 lock 值；

（b）设置 lock 值；

（c）检查 lock 值是否设置成功，如果在步骤 （a） 之后还存在别的对 lock 值的操作，说明存在有并发访问 lock 值的情况，则步骤 （b） 的 lock 值将不能设置成功，还需要回到步骤 （a） 重新执行这个流程。

示例如下：

（3）UNLOCK

释放 lock 值。示例如下：

MIPS 中 Spinlock 的实现

传统的 C 语言是无法实现 Test-and-Set 的机制的，因为它无法在多核之间建立一个交互的机制，因此 Test-and-Set 需要处理器给以相应的支持。以 MIPS 为例，它提供了 LL（Load Linked Word） 和 SC（Store Conditional Word） 这两个汇编指令来实现对共享资源的保护。

LL 指令的功能是从内存中读取一个字，以实现接下来的 RMW（Read-Modify-Write） 操作；SC 指令的功能是向内存中写入一个字，以完成前面的 RMW 操作。LL/SC 指令的独特之处在于，它们不是一个简单的内存读取/写入的函数，当使用 LL 指令从内存中读取一个字之后，比如 LL d, off(b)，处理器会记住 LL 指令的这次操作（会在 CPU 的寄存器中设置一个不可见的 bit 位），同时 LL 指令读取的地址 off(b) 也会保存在处理器的寄存器中。接下来的 SC 指令，比如 SC t, off(b)，会检查上次 LL 指令执行后的 RMW 操作是否是原子操作（即不存在其它对这个地址的操作），如果是原子操作，则 t 的值将会被更新至内存中，同时 t 的值也会变为1，表示操作成功；反之，如果 RMW 的操作不是原子操作（即存在其它对这个地址的访问冲突），则 t 的值不会被更新至内存中，且 t 的值也会变为0，表示操作失败。

SC 指令执行失败的原因有两种：

（1）在 LL/SC 操作序列的过程中，发生了一个异常（或中断），这些异常（或中断）可能会打乱 RMW 操作的原子性。

（2）在多核处理器中，一个核在进行 RMW 操作时，别的核试图对同样的地址也进行操作，这会导致 SC 指令执行的失败。

采用 LL/SC 指令实现 Spin_Lock/Spin_Unlock 的范例如下。

MIPS 的 Spin_Lock

对于 MIPS 的 Spin_Lock 操作，可以用如下的方式实现：

表1. Spin_Lock

Line 1：

lockKey 是共享资源锁，这是块能被多核所共享的内存地址，该值为0表示锁处于空闲状态，为1表示锁已经被某个核所获取，其余核若想获取它只能等待，以下对于 lockKey 的定义相同。

Line 3：

将 lockKey 读入t0寄存器中。

Line 4：

比较 lockKey 是否空闲，如果该锁不可用的话则跳转到 Line 1。

Line 5：

给 t0 寄存器赋值为1。

Line 6：

将 t0 寄存器的值保存入 lockKey 中，并返回操作结果于 t0 寄存器中。

Line 7：

判断 t0 寄存器的值是否为0，如果为0表示 Line 5 中的操作失败，则返回 Line 1 重新开始；如果为1表示 Line 5 中的操作成功。

Line 8：

Sync 是内存操作同步指令，用来保证 sync 之前对于内存的操作能够在 sync 之后的指令开始之前完成。

表 2. 实现$s4与$s0指向的值的原子交换

MIPS 的 Spin_Unlock

对于 MIPS 的 Spin_Unlock 操作，可以用如下的方式实现：

表 3. Spin_Unlock

Line 2：

给 lockKey 赋值为 0，表示这个锁被释放。

Spinlock 的不足和改进

Spinlock 在多核处理器中得到了广泛的运用，但是它也存在一些不足，特别是在对共享资源竞争很激烈的情况下，这种不足会带来很严重的后果。

（1）Spin_Lock 操作是不可重入的，在同一个核上如果在释放锁之前调用了多次 Spin_Lock，这将导致当前 CPU 核处于死锁状态，严重情况下会引起系统的崩溃。

（2）Spinlock 不能保证进程对共享资源访问的公平性和有序性，先申请锁的进程有可能反而在后申请锁的进程之后获取锁，严重时甚至可能导致某个进程长时间无法获取锁而处于饥饿状态。

（3）当 Spinlock 被用于保护共享内存时，对于并发读操作的保护是多余的，反而会降低系统性能。

为了解决 Spinlock 的上述不足，我们提出了以下的改进措施，有些措施已经在 Linux 中有所体现。

参考链接：https://www.ibm.com/developerworks/cn/linux/l-cn-spinlock_mips/index.html