1.. include:: ../disclaimer-ita.rst
2
3.. c:namespace:: it_IT
4
5:Original: :ref:`Documentation/kernel-hacking/locking.rst <kernel_hacking_lock>`
6:Translator: Federico Vaga <federico.vaga@vaga.pv.it>
7
8.. _it_kernel_hacking_lock:
9
10==========================================
11L'inaffidabile guida alla sincronizzazione
12==========================================
13
14:Author: Rusty Russell
15
16Introduzione
17============
18
19Benvenuto, alla notevole ed inaffidabile guida ai problemi di sincronizzazione
20(locking) nel kernel. Questo documento descrive il sistema di sincronizzazione
21nel kernel Linux 2.6.
22
23Dato il largo utilizzo del multi-threading e della prelazione nel kernel
24Linux, chiunque voglia dilettarsi col kernel deve conoscere i concetti
25fondamentali della concorrenza e della sincronizzazione nei sistemi
26multi-processore.
27
28Il problema con la concorrenza
29==============================
30
31(Saltatelo se sapete già cos'è una corsa critica).
32
33In un normale programma, potete incrementare un contatore nel seguente modo:
34
35::
36
37          contatore++;
38
39Questo è quello che vi aspettereste che accada sempre:
40
41
42.. table:: Risultati attesi
43
44  +------------------------------------+------------------------------------+
45  | Istanza 1                          | Istanza 2                          |
46  +====================================+====================================+
47  | leggi contatore (5)                |                                    |
48  +------------------------------------+------------------------------------+
49  | aggiungi 1 (6)                     |                                    |
50  +------------------------------------+------------------------------------+
51  | scrivi contatore (6)               |                                    |
52  +------------------------------------+------------------------------------+
53  |                                    | leggi contatore (6)                |
54  +------------------------------------+------------------------------------+
55  |                                    | aggiungi 1 (7)                     |
56  +------------------------------------+------------------------------------+
57  |                                    | scrivi contatore (7)               |
58  +------------------------------------+------------------------------------+
59
60Questo è quello che potrebbe succedere in realtà:
61
62.. table:: Possibile risultato
63
64  +------------------------------------+------------------------------------+
65  | Istanza 1                          | Istanza 2                          |
66  +====================================+====================================+
67  | leggi contatore (5)                |                                    |
68  +------------------------------------+------------------------------------+
69  |                                    | leggi contatore (5)                |
70  +------------------------------------+------------------------------------+
71  | aggiungi 1 (6)                     |                                    |
72  +------------------------------------+------------------------------------+
73  |                                    | aggiungi 1 (6)                     |
74  +------------------------------------+------------------------------------+
75  | scrivi contatore (6)               |                                    |
76  +------------------------------------+------------------------------------+
77  |                                    | scrivi contatore (6)               |
78  +------------------------------------+------------------------------------+
79
80
81Corse critiche e sezioni critiche
82---------------------------------
83
84Questa sovrapposizione, ovvero quando un risultato dipende dal tempo che
85intercorre fra processi diversi, è chiamata corsa critica. La porzione
86di codice che contiene questo problema è chiamata sezione critica.
87In particolar modo da quando Linux ha incominciato a girare su
88macchine multi-processore, le sezioni critiche sono diventate uno dei
89maggiori problemi di progettazione ed implementazione del kernel.
90
91La prelazione può sortire gli stessi effetti, anche se c'è una sola CPU:
92interrompendo un processo nella sua sezione critica otterremo comunque
93la stessa corsa critica. In questo caso, il thread che si avvicenda
94nell'esecuzione potrebbe eseguire anch'esso la sezione critica.
95
96La soluzione è quella di riconoscere quando avvengono questi accessi
97simultanei, ed utilizzare i *lock* per accertarsi che solo un'istanza
98per volta possa entrare nella sezione critica. Il kernel offre delle buone
99funzioni a questo scopo. E poi ci sono quelle meno buone, ma farò finta
100che non esistano.
101
102Sincronizzazione nel kernel Linux
103=================================
104
105Se dovessi darvi un suggerimento sulla sincronizzazione: **mantenetela
106semplice**.
107
108Siate riluttanti nell'introduzione di nuovi *lock*.
109
110I due principali tipi di *lock* nel kernel: spinlock e mutex
111------------------------------------------------------------
112
113Ci sono due tipi principali di *lock* nel kernel. Il tipo fondamentale è lo
114spinlock (``include/asm/spinlock.h``), un semplice *lock* che può essere
115trattenuto solo da un processo: se non si può trattenere lo spinlock, allora
116rimane in attesa attiva (in inglese *spinning*) finché non ci riesce.
117Gli spinlock sono molto piccoli e rapidi, possono essere utilizzati ovunque.
118
119Il secondo tipo è il mutex (``include/linux/mutex.h``): è come uno spinlock,
120ma potreste bloccarvi trattenendolo. Se non potete trattenere un mutex
121il vostro processo si auto-sospenderà; verrà riattivato quando il mutex
122verrà rilasciato. Questo significa che il processore potrà occuparsi d'altro
123mentre il vostro processo è in attesa. Esistono molti casi in cui non potete
124permettervi di sospendere un processo (vedere
125`Quali funzioni possono essere chiamate in modo sicuro dalle interruzioni?`_)
126e quindi dovrete utilizzare gli spinlock.
127
128Nessuno di questi *lock* è ricorsivo: vedere
129`Stallo: semplice ed avanzato`_
130
131I *lock* e i kernel per sistemi monoprocessore
132----------------------------------------------
133
134Per i kernel compilati senza ``CONFIG_SMP`` e senza ``CONFIG_PREEMPT``
135gli spinlock non esistono. Questa è un'ottima scelta di progettazione:
136quando nessun altro processo può essere eseguito in simultanea, allora
137non c'è la necessità di avere un *lock*.
138
139Se il kernel è compilato senza ``CONFIG_SMP`` ma con ``CONFIG_PREEMPT``,
140allora gli spinlock disabilitano la prelazione; questo è sufficiente a
141prevenire le corse critiche. Nella maggior parte dei casi, possiamo considerare
142la prelazione equivalente ad un sistema multi-processore senza preoccuparci
143di trattarla indipendentemente.
144
145Dovreste verificare sempre la sincronizzazione con le opzioni ``CONFIG_SMP`` e
146``CONFIG_PREEMPT`` abilitate, anche quando non avete un sistema
147multi-processore, questo vi permetterà di identificare alcuni problemi
148di sincronizzazione.
149
150Come vedremo di seguito, i mutex continuano ad esistere perché sono necessari
151per la sincronizzazione fra processi in contesto utente.
152
153Sincronizzazione in contesto utente
154-----------------------------------
155
156Se avete una struttura dati che verrà utilizzata solo dal contesto utente,
157allora, per proteggerla, potete utilizzare un semplice mutex
158(``include/linux/mutex.h``). Questo è il caso più semplice: inizializzate il
159mutex; invocate mutex_lock_interruptible() per trattenerlo e
160mutex_unlock() per rilasciarlo. C'è anche mutex_lock()
161ma questa dovrebbe essere evitata perché non ritorna in caso di segnali.
162
163Per esempio: ``net/netfilter/nf_sockopt.c`` permette la registrazione
164di nuove chiamate per setsockopt() e getsockopt()
165usando la funzione nf_register_sockopt(). La registrazione e
166la rimozione vengono eseguite solamente quando il modulo viene caricato
167o scaricato (e durante l'avvio del sistema, qui non abbiamo concorrenza),
168e la lista delle funzioni registrate viene consultata solamente quando
169setsockopt() o getsockopt() sono sconosciute al sistema.
170In questo caso ``nf_sockopt_mutex`` è perfetto allo scopo, in particolar modo
171visto che setsockopt e getsockopt potrebbero dormire.
172
173Sincronizzazione fra il contesto utente e i softirq
174---------------------------------------------------
175
176Se un softirq condivide dati col contesto utente, avete due problemi.
177Primo, il contesto utente corrente potrebbe essere interroto da un softirq,
178e secondo, la sezione critica potrebbe essere eseguita da un altro
179processore. Questo è quando spin_lock_bh()
180(``include/linux/spinlock.h``) viene utilizzato. Questo disabilita i softirq
181sul processore e trattiene il *lock*. Invece, spin_unlock_bh() fa
182l'opposto. (Il suffisso '_bh' è un residuo storico che fa riferimento al
183"Bottom Halves", il vecchio nome delle interruzioni software. In un mondo
184perfetto questa funzione si chiamerebbe 'spin_lock_softirq()').
185
186Da notare che in questo caso potete utilizzare anche spin_lock_irq()
187o spin_lock_irqsave(), queste fermano anche le interruzioni hardware:
188vedere `Contesto di interruzione hardware`_.
189
190Questo funziona alla perfezione anche sui sistemi monoprocessore: gli spinlock
191svaniscono e questa macro diventa semplicemente local_bh_disable()
192(``include/linux/interrupt.h``), la quale impedisce ai softirq d'essere
193eseguiti.
194
195Sincronizzazione fra contesto utente e i tasklet
196------------------------------------------------
197
198Questo caso è uguale al precedente, un tasklet viene eseguito da un softirq.
199
200Sincronizzazione fra contesto utente e i timer
201----------------------------------------------
202
203Anche questo caso è uguale al precedente, un timer viene eseguito da un
204softirq.
205Dal punto di vista della sincronizzazione, tasklet e timer sono identici.
206
207Sincronizzazione fra tasklet e timer
208------------------------------------
209
210Qualche volta un tasklet od un timer potrebbero condividere i dati con
211un altro tasklet o timer
212
213Lo stesso tasklet/timer
214~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
215
216Dato che un tasklet non viene mai eseguito contemporaneamente su due
217processori, non dovete preoccuparvi che sia rientrante (ovvero eseguito
218più volte in contemporanea), perfino su sistemi multi-processore.
219
220Differenti tasklet/timer
221~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
222
223Se un altro tasklet/timer vuole condividere dati col vostro tasklet o timer,
224allora avrete bisogno entrambe di spin_lock() e
225spin_unlock(). Qui spin_lock_bh() è inutile, siete già
226in un tasklet ed avete la garanzia che nessun altro verrà eseguito sullo
227stesso processore.
228
229Sincronizzazione fra softirq
230----------------------------
231
232Spesso un softirq potrebbe condividere dati con se stesso o un tasklet/timer.
233
234Lo stesso softirq
235~~~~~~~~~~~~~~~~~
236
237Lo stesso softirq può essere eseguito su un diverso processore: allo scopo
238di migliorare le prestazioni potete utilizzare dati riservati ad ogni
239processore (vedere `Dati per processore`_). Se siete arrivati
240fino a questo punto nell'uso dei softirq, probabilmente tenete alla scalabilità
241delle prestazioni abbastanza da giustificarne la complessità aggiuntiva.
242
243Dovete utilizzare spin_lock() e spin_unlock() per
244proteggere i dati condivisi.
245
246Diversi Softirqs
247~~~~~~~~~~~~~~~~
248
249Dovete utilizzare spin_lock() e spin_unlock() per
250proteggere i dati condivisi, che siano timer, tasklet, diversi softirq o
251lo stesso o altri softirq: uno qualsiasi di essi potrebbe essere in esecuzione
252su un diverso processore.
253
254.. _`it_hardirq-context`:
255
256Contesto di interruzione hardware
257=================================
258
259Solitamente le interruzioni hardware comunicano con un tasklet o un softirq.
260Spesso questo si traduce nel mettere in coda qualcosa da fare che verrà
261preso in carico da un softirq.
262
263Sincronizzazione fra interruzioni hardware e softirq/tasklet
264------------------------------------------------------------
265
266Se un gestore di interruzioni hardware condivide dati con un softirq, allora
267avrete due preoccupazioni. Primo, il softirq può essere interrotto da
268un'interruzione hardware, e secondo, la sezione critica potrebbe essere
269eseguita da un'interruzione hardware su un processore diverso. Questo è il caso
270dove spin_lock_irq() viene utilizzato. Disabilita le interruzioni
271sul processore che l'esegue, poi trattiene il lock. spin_unlock_irq()
272fa l'opposto.
273
274Il gestore d'interruzione hardware non ha bisogno di usare spin_lock_irq()
275perché i softirq non possono essere eseguiti quando il gestore d'interruzione
276hardware è in esecuzione: per questo si può usare spin_lock(), che è un po'
277più veloce. L'unica eccezione è quando un altro gestore d'interruzioni
278hardware utilizza lo stesso *lock*: spin_lock_irq() impedirà a questo
279secondo gestore di interrompere quello in esecuzione.
280
281Questo funziona alla perfezione anche sui sistemi monoprocessore: gli spinlock
282svaniscono e questa macro diventa semplicemente local_irq_disable()
283(``include/asm/smp.h``), la quale impedisce a softirq/tasklet/BH d'essere
284eseguiti.
285
286spin_lock_irqsave() (``include/linux/spinlock.h``) è una variante che
287salva lo stato delle interruzioni in una variabile, questa verrà poi passata
288a spin_unlock_irqrestore(). Questo significa che lo stesso codice
289potrà essere utilizzato in un'interruzione hardware (dove le interruzioni sono
290già disabilitate) e in un softirq (dove la disabilitazione delle interruzioni
291è richiesta).
292
293Da notare che i softirq (e quindi tasklet e timer) sono eseguiti al ritorno
294da un'interruzione hardware, quindi spin_lock_irq() interrompe
295anche questi. Tenuto conto di questo si può dire che
296spin_lock_irqsave() è la funzione di sincronizzazione più generica
297e potente.
298
299Sincronizzazione fra due gestori d'interruzioni hardware
300--------------------------------------------------------
301
302Condividere dati fra due gestori di interruzione hardware è molto raro, ma se
303succede, dovreste usare spin_lock_irqsave(): è una specificità
304dell'architettura il fatto che tutte le interruzioni vengano interrotte
305quando si eseguono di gestori di interruzioni.
306
307Bigino della sincronizzazione
308=============================
309
310Pete Zaitcev ci offre il seguente riassunto:
311
312-  Se siete in un contesto utente (una qualsiasi chiamata di sistema)
313   e volete sincronizzarvi con altri processi, usate i mutex. Potete trattenere
314   il mutex e dormire (``copy_from_user(`` o ``kmalloc(x,GFP_KERNEL)``).
315
316-  Altrimenti (== i dati possono essere manipolati da un'interruzione) usate
317   spin_lock_irqsave() e spin_unlock_irqrestore().
318
319-  Evitate di trattenere uno spinlock per più di 5 righe di codice incluse
320   le chiamate a funzione (ad eccezione di quell per l'accesso come
321   readb()).
322
323Tabella dei requisiti minimi
324----------------------------
325
326La tabella seguente illustra i requisiti **minimi** per la sincronizzazione fra
327diversi contesti. In alcuni casi, lo stesso contesto può essere eseguito solo
328da un processore per volta, quindi non ci sono requisiti per la
329sincronizzazione (per esempio, un thread può essere eseguito solo su un
330processore alla volta, ma se deve condividere dati con un altro thread, allora
331la sincronizzazione è necessaria).
332
333Ricordatevi il suggerimento qui sopra: potete sempre usare
334spin_lock_irqsave(), che è un sovrainsieme di tutte le altre funzioni
335per spinlock.
336
337============== ============= ============= ========= ========= ========= ========= ======= ======= ============== ==============
338.              IRQ Handler A IRQ Handler B Softirq A Softirq B Tasklet A Tasklet B Timer A Timer B User Context A User Context B
339============== ============= ============= ========= ========= ========= ========= ======= ======= ============== ==============
340IRQ Handler A  None
341IRQ Handler B  SLIS          None
342Softirq A      SLI           SLI           SL
343Softirq B      SLI           SLI           SL        SL
344Tasklet A      SLI           SLI           SL        SL        None
345Tasklet B      SLI           SLI           SL        SL        SL        None
346Timer A        SLI           SLI           SL        SL        SL        SL        None
347Timer B        SLI           SLI           SL        SL        SL        SL        SL      None
348User Context A SLI           SLI           SLBH      SLBH      SLBH      SLBH      SLBH    SLBH    None
349User Context B SLI           SLI           SLBH      SLBH      SLBH      SLBH      SLBH    SLBH    MLI            None
350============== ============= ============= ========= ========= ========= ========= ======= ======= ============== ==============
351
352Table: Tabella dei requisiti per la sincronizzazione
353
354+--------+----------------------------+
355| SLIS   | spin_lock_irqsave          |
356+--------+----------------------------+
357| SLI    | spin_lock_irq              |
358+--------+----------------------------+
359| SL     | spin_lock                  |
360+--------+----------------------------+
361| SLBH   | spin_lock_bh               |
362+--------+----------------------------+
363| MLI    | mutex_lock_interruptible   |
364+--------+----------------------------+
365
366Table: Legenda per la tabella dei requisiti per la sincronizzazione
367
368Le funzioni *trylock*
369=====================
370
371Ci sono funzioni che provano a trattenere un *lock* solo una volta e
372ritornano immediatamente comunicato il successo od il fallimento
373dell'operazione. Posso essere usate quando non serve accedere ai dati
374protetti dal *lock* quando qualche altro thread lo sta già facendo
375trattenendo il *lock*. Potrete acquisire il *lock* più tardi se vi
376serve accedere ai dati protetti da questo *lock*.
377
378La funzione spin_trylock() non ritenta di acquisire il *lock*,
379se ci riesce al primo colpo ritorna un valore diverso da zero, altrimenti
380se fallisce ritorna 0. Questa funzione può essere utilizzata in un qualunque
381contesto, ma come spin_lock(): dovete disabilitare i contesti che
382potrebbero interrompervi e quindi trattenere lo spinlock.
383
384La funzione mutex_trylock() invece di sospendere il vostro processo
385ritorna un valore diverso da zero se è possibile trattenere il lock al primo
386colpo, altrimenti se fallisce ritorna 0. Nonostante non dorma, questa funzione
387non può essere usata in modo sicuro in contesti di interruzione hardware o
388software.
389
390Esempi più comuni
391=================
392
393Guardiamo un semplice esempio: una memoria che associa nomi a numeri.
394La memoria tiene traccia di quanto spesso viene utilizzato ogni oggetto;
395quando è piena, l'oggetto meno usato viene eliminato.
396
397Tutto in contesto utente
398------------------------
399
400Nel primo esempio, supponiamo che tutte le operazioni avvengano in contesto
401utente (in soldoni, da una chiamata di sistema), quindi possiamo dormire.
402Questo significa che possiamo usare i mutex per proteggere la nostra memoria
403e tutti gli oggetti che contiene. Ecco il codice::
404
405    #include <linux/list.h>
406    #include <linux/slab.h>
407    #include <linux/string.h>
408    #include <linux/mutex.h>
409    #include <asm/errno.h>
410
411    struct object
412    {
413            struct list_head list;
414            int id;
415            char name[32];
416            int popularity;
417    };
418
419    /* Protects the cache, cache_num, and the objects within it */
420    static DEFINE_MUTEX(cache_lock);
421    static LIST_HEAD(cache);
422    static unsigned int cache_num = 0;
423    #define MAX_CACHE_SIZE 10
424
425    /* Must be holding cache_lock */
426    static struct object *__cache_find(int id)
427    {
428            struct object *i;
429
430            list_for_each_entry(i, &cache, list)
431                    if (i->id == id) {
432                            i->popularity++;
433                            return i;
434                    }
435            return NULL;
436    }
437
438    /* Must be holding cache_lock */
439    static void __cache_delete(struct object *obj)
440    {
441            BUG_ON(!obj);
442            list_del(&obj->list);
443            kfree(obj);
444            cache_num--;
445    }
446
447    /* Must be holding cache_lock */
448    static void __cache_add(struct object *obj)
449    {
450            list_add(&obj->list, &cache);
451            if (++cache_num > MAX_CACHE_SIZE) {
452                    struct object *i, *outcast = NULL;
453                    list_for_each_entry(i, &cache, list) {
454                            if (!outcast || i->popularity < outcast->popularity)
455                                    outcast = i;
456                    }
457                    __cache_delete(outcast);
458            }
459    }
460
461    int cache_add(int id, const char *name)
462    {
463            struct object *obj;
464
465            if ((obj = kmalloc(sizeof(*obj), GFP_KERNEL)) == NULL)
466                    return -ENOMEM;
467
468            strscpy(obj->name, name, sizeof(obj->name));
469            obj->id = id;
470            obj->popularity = 0;
471
472            mutex_lock(&cache_lock);
473            __cache_add(obj);
474            mutex_unlock(&cache_lock);
475            return 0;
476    }
477
478    void cache_delete(int id)
479    {
480            mutex_lock(&cache_lock);
481            __cache_delete(__cache_find(id));
482            mutex_unlock(&cache_lock);
483    }
484
485    int cache_find(int id, char *name)
486    {
487            struct object *obj;
488            int ret = -ENOENT;
489
490            mutex_lock(&cache_lock);
491            obj = __cache_find(id);
492            if (obj) {
493                    ret = 0;
494                    strcpy(name, obj->name);
495            }
496            mutex_unlock(&cache_lock);
497            return ret;
498    }
499
500Da notare che ci assicuriamo sempre di trattenere cache_lock quando
501aggiungiamo, rimuoviamo od ispezioniamo la memoria: sia la struttura
502della memoria che il suo contenuto sono protetti dal *lock*. Questo
503caso è semplice dato che copiamo i dati dall'utente e non permettiamo
504mai loro di accedere direttamente agli oggetti.
505
506C'è una piccola ottimizzazione qui: nella funzione cache_add()
507impostiamo i campi dell'oggetto prima di acquisire il *lock*. Questo è
508sicuro perché nessun altro potrà accedervi finché non lo inseriremo
509nella memoria.
510
511Accesso dal contesto utente
512---------------------------
513
514Ora consideriamo il caso in cui cache_find() può essere invocata
515dal contesto d'interruzione: sia hardware che software. Un esempio potrebbe
516essere un timer che elimina oggetti dalla memoria.
517
518Qui di seguito troverete la modifica nel formato *patch*: le righe ``-``
519sono quelle rimosse, mentre quelle ``+`` sono quelle aggiunte.
520
521::
522
523    --- cache.c.usercontext 2003-12-09 13:58:54.000000000 +1100
524    +++ cache.c.interrupt   2003-12-09 14:07:49.000000000 +1100
525    @@ -12,7 +12,7 @@
526             int popularity;
527     };
528
529    -static DEFINE_MUTEX(cache_lock);
530    +static DEFINE_SPINLOCK(cache_lock);
531     static LIST_HEAD(cache);
532     static unsigned int cache_num = 0;
533     #define MAX_CACHE_SIZE 10
534    @@ -55,6 +55,7 @@
535     int cache_add(int id, const char *name)
536     {
537             struct object *obj;
538    +        unsigned long flags;
539
540             if ((obj = kmalloc(sizeof(*obj), GFP_KERNEL)) == NULL)
541                     return -ENOMEM;
542    @@ -63,30 +64,33 @@
543             obj->id = id;
544             obj->popularity = 0;
545
546    -        mutex_lock(&cache_lock);
547    +        spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
548             __cache_add(obj);
549    -        mutex_unlock(&cache_lock);
550    +        spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
551             return 0;
552     }
553
554     void cache_delete(int id)
555     {
556    -        mutex_lock(&cache_lock);
557    +        unsigned long flags;
558    +
559    +        spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
560             __cache_delete(__cache_find(id));
561    -        mutex_unlock(&cache_lock);
562    +        spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
563     }
564
565     int cache_find(int id, char *name)
566     {
567             struct object *obj;
568             int ret = -ENOENT;
569    +        unsigned long flags;
570
571    -        mutex_lock(&cache_lock);
572    +        spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
573             obj = __cache_find(id);
574             if (obj) {
575                     ret = 0;
576                     strcpy(name, obj->name);
577             }
578    -        mutex_unlock(&cache_lock);
579    +        spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
580             return ret;
581     }
582
583Da notare che spin_lock_irqsave() disabiliterà le interruzioni
584se erano attive, altrimenti non farà niente (quando siamo già in un contesto
585d'interruzione); dunque queste funzioni possono essere chiamante in
586sicurezza da qualsiasi contesto.
587
588Sfortunatamente, cache_add() invoca kmalloc() con
589l'opzione ``GFP_KERNEL`` che è permessa solo in contesto utente. Ho supposto
590che cache_add() venga chiamata dal contesto utente, altrimenti
591questa opzione deve diventare un parametro di cache_add().
592
593Esporre gli oggetti al di fuori del file
594----------------------------------------
595
596Se i vostri oggetti contengono più informazioni, potrebbe non essere
597sufficiente copiare i dati avanti e indietro: per esempio, altre parti del
598codice potrebbero avere un puntatore a questi oggetti piuttosto che cercarli
599ogni volta. Questo introduce due problemi.
600
601Il primo problema è che utilizziamo ``cache_lock`` per proteggere gli oggetti:
602dobbiamo renderlo dinamico così che il resto del codice possa usarlo. Questo
603rende la sincronizzazione più complicata dato che non avviene più in un unico
604posto.
605
606Il secondo problema è il problema del ciclo di vita: se un'altra struttura
607mantiene un puntatore ad un oggetto, presumibilmente si aspetta che questo
608puntatore rimanga valido. Sfortunatamente, questo è garantito solo mentre
609si trattiene il *lock*, altrimenti qualcuno potrebbe chiamare
610cache_delete() o peggio, aggiungere un oggetto che riutilizza lo
611stesso indirizzo.
612
613Dato che c'è un solo *lock*, non potete trattenerlo a vita: altrimenti
614nessun altro potrà eseguire il proprio lavoro.
615
616La soluzione a questo problema è l'uso di un contatore di riferimenti:
617chiunque punti ad un oggetto deve incrementare il contatore, e decrementarlo
618quando il puntatore non viene più usato. Quando il contatore raggiunge lo zero
619significa che non è più usato e l'oggetto può essere rimosso.
620
621Ecco il codice::
622
623    --- cache.c.interrupt   2003-12-09 14:25:43.000000000 +1100
624    +++ cache.c.refcnt  2003-12-09 14:33:05.000000000 +1100
625    @@ -7,6 +7,7 @@
626     struct object
627     {
628             struct list_head list;
629    +        unsigned int refcnt;
630             int id;
631             char name[32];
632             int popularity;
633    @@ -17,6 +18,35 @@
634     static unsigned int cache_num = 0;
635     #define MAX_CACHE_SIZE 10
636
637    +static void __object_put(struct object *obj)
638    +{
639    +        if (--obj->refcnt == 0)
640    +                kfree(obj);
641    +}
642    +
643    +static void __object_get(struct object *obj)
644    +{
645    +        obj->refcnt++;
646    +}
647    +
648    +void object_put(struct object *obj)
649    +{
650    +        unsigned long flags;
651    +
652    +        spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
653    +        __object_put(obj);
654    +        spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
655    +}
656    +
657    +void object_get(struct object *obj)
658    +{
659    +        unsigned long flags;
660    +
661    +        spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
662    +        __object_get(obj);
663    +        spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
664    +}
665    +
666     /* Must be holding cache_lock */
667     static struct object *__cache_find(int id)
668     {
669    @@ -35,6 +65,7 @@
670     {
671             BUG_ON(!obj);
672             list_del(&obj->list);
673    +        __object_put(obj);
674             cache_num--;
675     }
676
677    @@ -63,6 +94,7 @@
678             strscpy(obj->name, name, sizeof(obj->name));
679             obj->id = id;
680             obj->popularity = 0;
681    +        obj->refcnt = 1; /* The cache holds a reference */
682
683             spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
684             __cache_add(obj);
685    @@ -79,18 +111,15 @@
686             spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
687     }
688
689    -int cache_find(int id, char *name)
690    +struct object *cache_find(int id)
691     {
692             struct object *obj;
693    -        int ret = -ENOENT;
694             unsigned long flags;
695
696             spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
697             obj = __cache_find(id);
698    -        if (obj) {
699    -                ret = 0;
700    -                strcpy(name, obj->name);
701    -        }
702    +        if (obj)
703    +                __object_get(obj);
704             spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
705    -        return ret;
706    +        return obj;
707     }
708
709Abbiamo incapsulato il contatore di riferimenti nelle tipiche funzioni
710di 'get' e 'put'. Ora possiamo ritornare l'oggetto da cache_find()
711col vantaggio che l'utente può dormire trattenendo l'oggetto (per esempio,
712copy_to_user() per copiare il nome verso lo spazio utente).
713
714Un altro punto da notare è che ho detto che il contatore dovrebbe incrementarsi
715per ogni puntatore ad un oggetto: quindi il contatore di riferimenti è 1
716quando l'oggetto viene inserito nella memoria. In altre versione il framework
717non trattiene un riferimento per se, ma diventa più complicato.
718
719Usare operazioni atomiche per il contatore di riferimenti
720~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
721
722In sostanza, :c:type:`atomic_t` viene usato come contatore di riferimenti.
723Ci sono un certo numbero di operazioni atomiche definite
724in ``include/asm/atomic.h``: queste sono garantite come atomiche su qualsiasi
725processore del sistema, quindi non sono necessari i *lock*. In questo caso è
726più semplice rispetto all'uso degli spinlock, benché l'uso degli spinlock
727sia più elegante per casi non banali. Le funzioni atomic_inc() e
728atomic_dec_and_test() vengono usate al posto dei tipici operatori di
729incremento e decremento, e i *lock* non sono più necessari per proteggere il
730contatore stesso.
731
732::
733
734    --- cache.c.refcnt  2003-12-09 15:00:35.000000000 +1100
735    +++ cache.c.refcnt-atomic   2003-12-11 15:49:42.000000000 +1100
736    @@ -7,7 +7,7 @@
737     struct object
738     {
739             struct list_head list;
740    -        unsigned int refcnt;
741    +        atomic_t refcnt;
742             int id;
743             char name[32];
744             int popularity;
745    @@ -18,33 +18,15 @@
746     static unsigned int cache_num = 0;
747     #define MAX_CACHE_SIZE 10
748
749    -static void __object_put(struct object *obj)
750    -{
751    -        if (--obj->refcnt == 0)
752    -                kfree(obj);
753    -}
754    -
755    -static void __object_get(struct object *obj)
756    -{
757    -        obj->refcnt++;
758    -}
759    -
760     void object_put(struct object *obj)
761     {
762    -        unsigned long flags;
763    -
764    -        spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
765    -        __object_put(obj);
766    -        spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
767    +        if (atomic_dec_and_test(&obj->refcnt))
768    +                kfree(obj);
769     }
770
771     void object_get(struct object *obj)
772     {
773    -        unsigned long flags;
774    -
775    -        spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
776    -        __object_get(obj);
777    -        spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
778    +        atomic_inc(&obj->refcnt);
779     }
780
781     /* Must be holding cache_lock */
782    @@ -65,7 +47,7 @@
783     {
784             BUG_ON(!obj);
785             list_del(&obj->list);
786    -        __object_put(obj);
787    +        object_put(obj);
788             cache_num--;
789     }
790
791    @@ -94,7 +76,7 @@
792             strscpy(obj->name, name, sizeof(obj->name));
793             obj->id = id;
794             obj->popularity = 0;
795    -        obj->refcnt = 1; /* The cache holds a reference */
796    +        atomic_set(&obj->refcnt, 1); /* The cache holds a reference */
797
798             spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
799             __cache_add(obj);
800    @@ -119,7 +101,7 @@
801             spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
802             obj = __cache_find(id);
803             if (obj)
804    -                __object_get(obj);
805    +                object_get(obj);
806             spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
807             return obj;
808     }
809
810Proteggere l'oggetto stesso
811---------------------------
812
813In questo esempio, assumiamo che gli oggetti (ad eccezione del contatore
814di riferimenti) non cambino mai dopo la loro creazione. Se vogliamo permettere
815al nome di cambiare abbiamo tre possibilità:
816
817-  Si può togliere static da ``cache_lock`` e dire agli utenti che devono
818   trattenere il *lock* prima di modificare il nome di un oggetto.
819
820-  Si può fornire una funzione cache_obj_rename() che prende il
821   *lock* e cambia il nome per conto del chiamante; si dirà poi agli utenti
822   di usare questa funzione.
823
824-  Si può decidere che ``cache_lock`` protegge solo la memoria stessa, ed
825   un altro *lock* è necessario per la protezione del nome.
826
827Teoricamente, possiamo avere un *lock* per ogni campo e per ogni oggetto.
828In pratica, le varianti più comuni sono:
829
830-  un *lock* che protegge l'infrastruttura (la lista ``cache`` di questo
831   esempio) e gli oggetti. Questo è quello che abbiamo fatto finora.
832
833-  un *lock* che protegge l'infrastruttura (inclusi i puntatori alla lista
834   negli oggetti), e un *lock* nell'oggetto per proteggere il resto
835   dell'oggetto stesso.
836
837-  *lock* multipli per proteggere l'infrastruttura (per esempio un *lock*
838   per ogni lista), possibilmente con un *lock* per oggetto.
839
840Qui di seguito un'implementazione con "un lock per oggetto":
841
842::
843
844    --- cache.c.refcnt-atomic   2003-12-11 15:50:54.000000000 +1100
845    +++ cache.c.perobjectlock   2003-12-11 17:15:03.000000000 +1100
846    @@ -6,11 +6,17 @@
847
848     struct object
849     {
850    +        /* These two protected by cache_lock. */
851             struct list_head list;
852    +        int popularity;
853    +
854             atomic_t refcnt;
855    +
856    +        /* Doesn't change once created. */
857             int id;
858    +
859    +        spinlock_t lock; /* Protects the name */
860             char name[32];
861    -        int popularity;
862     };
863
864     static DEFINE_SPINLOCK(cache_lock);
865    @@ -77,6 +84,7 @@
866             obj->id = id;
867             obj->popularity = 0;
868             atomic_set(&obj->refcnt, 1); /* The cache holds a reference */
869    +        spin_lock_init(&obj->lock);
870
871             spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
872             __cache_add(obj);
873
874Da notare che ho deciso che il contatore di popolarità dovesse essere
875protetto da ``cache_lock`` piuttosto che dal *lock* dell'oggetto; questo
876perché è logicamente parte dell'infrastruttura (come
877:c:type:`struct list_head <list_head>` nell'oggetto). In questo modo,
878in __cache_add(), non ho bisogno di trattenere il *lock* di ogni
879oggetto mentre si cerca il meno popolare.
880
881Ho anche deciso che il campo id è immutabile, quindi non ho bisogno di
882trattenere il lock dell'oggetto quando si usa __cache_find()
883per leggere questo campo; il *lock* dell'oggetto è usato solo dal chiamante
884che vuole leggere o scrivere il campo name.
885
886Inoltre, da notare che ho aggiunto un commento che descrive i dati che sono
887protetti dal *lock*. Questo è estremamente importante in quanto descrive il
888comportamento del codice, che altrimenti sarebbe di difficile comprensione
889leggendo solamente il codice. E come dice Alan Cox: “Lock data, not code”.
890
891Problemi comuni
892===============
893
894Stallo: semplice ed avanzato
895----------------------------
896
897Esiste un tipo di  baco dove un pezzo di codice tenta di trattenere uno
898spinlock due volte: questo rimarrà in attesa attiva per sempre aspettando che
899il *lock* venga rilasciato (in Linux spinlocks, rwlocks e mutex non sono
900ricorsivi).
901Questo è facile da diagnosticare: non è uno di quei problemi che ti tengono
902sveglio 5 notti a parlare da solo.
903
904Un caso un pochino più complesso; immaginate d'avere una spazio condiviso
905fra un softirq ed il contesto utente. Se usate spin_lock() per
906proteggerlo, il contesto utente potrebbe essere interrotto da un softirq
907mentre trattiene il lock, da qui il softirq rimarrà in attesa attiva provando
908ad acquisire il *lock* già trattenuto nel contesto utente.
909
910Questi casi sono chiamati stalli (*deadlock*), e come mostrato qui sopra,
911può succedere anche con un solo processore (Ma non sui sistemi
912monoprocessore perché gli spinlock spariscano quando il kernel è compilato
913con ``CONFIG_SMP``\ =n. Nonostante ciò, nel secondo caso avrete comunque
914una corruzione dei dati).
915
916Questi casi sono facili da diagnosticare; sui sistemi multi-processore
917il supervisione (*watchdog*) o l'opzione di compilazione ``DEBUG_SPINLOCK``
918(``include/linux/spinlock.h``) permettono di scovare immediatamente quando
919succedono.
920
921Esiste un caso più complesso che è conosciuto come l'abbraccio della morte;
922questo coinvolge due o più *lock*. Diciamo che avete un vettore di hash in cui
923ogni elemento è uno spinlock a cui è associata una lista di elementi con lo
924stesso hash. In un gestore di interruzioni software, dovete modificare un
925oggetto e spostarlo su un altro hash; quindi dovrete trattenete lo spinlock
926del vecchio hash e di quello nuovo, quindi rimuovere l'oggetto dal vecchio ed
927inserirlo nel nuovo.
928
929Qui abbiamo due problemi. Primo, se il vostro codice prova a spostare un
930oggetto all'interno della stessa lista, otterrete uno stallo visto che
931tenterà di trattenere lo stesso *lock* due volte. Secondo, se la stessa
932interruzione software su un altro processore sta tentando di spostare
933un altro oggetto nella direzione opposta, potrebbe accadere quanto segue:
934
935+---------------------------------+---------------------------------+
936| CPU 1                           | CPU 2                           |
937+=================================+=================================+
938| Trattiene *lock* A -> OK        | Trattiene *lock* B -> OK        |
939+---------------------------------+---------------------------------+
940| Trattiene *lock* B -> attesa    | Trattiene *lock* A -> attesa    |
941+---------------------------------+---------------------------------+
942
943Table: Conseguenze
944
945Entrambe i processori rimarranno in attesa attiva sul *lock* per sempre,
946aspettando che l'altro lo rilasci. Sembra e puzza come un blocco totale.
947
948Prevenire gli stalli
949--------------------
950
951I libri di testo vi diranno che se trattenete i *lock* sempre nello stesso
952ordine non avrete mai un simile stallo. La pratica vi dirà che questo
953approccio non funziona all'ingrandirsi del sistema: quando creo un nuovo
954*lock* non ne capisco abbastanza del kernel per dire in quale dei 5000 *lock*
955si incastrerà.
956
957I *lock* migliori sono quelli incapsulati: non vengono esposti nei file di
958intestazione, e non vengono mai trattenuti fuori dallo stesso file. Potete
959rileggere questo codice e vedere che non ci sarà mai uno stallo perché
960non tenterà mai di trattenere un altro *lock* quando lo ha già.
961Le persone che usano il vostro codice non devono nemmeno sapere che voi
962state usando dei *lock*.
963
964Un classico problema deriva dall'uso di *callback* e di *hook*: se li
965chiamate mentre trattenete un *lock*, rischiate uno stallo o un abbraccio
966della morte (chi lo sa cosa farà una *callback*?).
967
968Ossessiva prevenzione degli stalli
969~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~
970
971Gli stalli sono un problema, ma non così terribile come la corruzione dei dati.
972Un pezzo di codice trattiene un *lock* di lettura, cerca in una lista,
973fallisce nel trovare quello che vuole, quindi rilascia il *lock* di lettura,
974trattiene un *lock* di scrittura ed inserisce un oggetto; questo genere di
975codice presenta una corsa critica.
976
977corsa fra temporizzatori: un passatempo del kernel
978--------------------------------------------------
979
980I temporizzatori potrebbero avere dei problemi con le corse critiche.
981Considerate una collezione di oggetti (liste, hash, eccetera) dove ogni oggetto
982ha un temporizzatore che sta per distruggerlo.
983
984Se volete eliminare l'intera collezione (diciamo quando rimuovete un modulo),
985potreste fare come segue::
986
987            /* THIS CODE BAD BAD BAD BAD: IF IT WAS ANY WORSE IT WOULD USE
988               HUNGARIAN NOTATION */
989            spin_lock_bh(&list_lock);
990
991            while (list) {
992                    struct foo *next = list->next;
993                    timer_delete(&list->timer);
994                    kfree(list);
995                    list = next;
996            }
997
998            spin_unlock_bh(&list_lock);
999
1000Primo o poi, questo esploderà su un sistema multiprocessore perché un
1001temporizzatore potrebbe essere già partiro prima di spin_lock_bh(),
1002e prenderà il *lock* solo dopo spin_unlock_bh(), e cercherà
1003di eliminare il suo oggetto (che però è già stato eliminato).
1004
1005Questo può essere evitato controllando il valore di ritorno di
1006timer_delete(): se ritorna 1, il temporizzatore è stato già
1007rimosso. Se 0, significa (in questo caso) che il temporizzatore è in
1008esecuzione, quindi possiamo fare come segue::
1009
1010            retry:
1011                    spin_lock_bh(&list_lock);
1012
1013                    while (list) {
1014                            struct foo *next = list->next;
1015                            if (!timer_delete(&list->timer)) {
1016                                    /* Give timer a chance to delete this */
1017                                    spin_unlock_bh(&list_lock);
1018                                    goto retry;
1019                            }
1020                            kfree(list);
1021                            list = next;
1022                    }
1023
1024                    spin_unlock_bh(&list_lock);
1025
1026Un altro problema è l'eliminazione dei temporizzatori che si riavviano
1027da soli (chiamando add_timer() alla fine della loro esecuzione).
1028Dato che questo è un problema abbastanza comune con una propensione
1029alle corse critiche, dovreste usare timer_delete_sync()
1030(``include/linux/timer.h``) per gestire questo caso.
1031
1032Velocità della sincronizzazione
1033===============================
1034
1035Ci sono tre cose importanti da tenere in considerazione quando si valuta
1036la velocità d'esecuzione di un pezzo di codice che necessita di
1037sincronizzazione. La prima è la concorrenza: quante cose rimangono in attesa
1038mentre qualcuno trattiene un *lock*. La seconda è il tempo necessario per
1039acquisire (senza contese) e rilasciare un *lock*. La terza è di usare meno
1040*lock* o di più furbi. Immagino che i *lock* vengano usati regolarmente,
1041altrimenti, non sareste interessati all'efficienza.
1042
1043La concorrenza dipende da quanto a lungo un *lock* è trattenuto: dovreste
1044trattenere un *lock* solo il tempo minimo necessario ma non un istante in più.
1045Nella memoria dell'esempio precedente, creiamo gli oggetti senza trattenere
1046il *lock*, poi acquisiamo il *lock* quando siamo pronti per inserirlo nella
1047lista.
1048
1049Il tempo di acquisizione di un *lock* dipende da quanto danno fa
1050l'operazione sulla *pipeline* (ovvero stalli della *pipeline*) e quant'è
1051probabile che il processore corrente sia stato anche l'ultimo ad acquisire
1052il *lock* (in pratica, il *lock* è nella memoria cache del processore
1053corrente?): su sistemi multi-processore questa probabilità precipita
1054rapidamente. Consideriamo un processore Intel Pentium III a 700Mhz: questo
1055esegue un'istruzione in 0.7ns, un incremento atomico richiede 58ns, acquisire
1056un *lock* che è nella memoria cache del processore richiede 160ns, e un
1057trasferimento dalla memoria cache di un altro processore richiede altri
1058170/360ns (Leggetevi l'articolo di Paul McKenney's `Linux Journal RCU
1059article <http://www.linuxjournal.com/article.php?sid=6993>`__).
1060
1061Questi due obiettivi sono in conflitto: trattenere un *lock* per il minor
1062tempo possibile potrebbe richiedere la divisione in più *lock* per diverse
1063parti (come nel nostro ultimo esempio con un *lock* per ogni oggetto),
1064ma questo aumenta il numero di acquisizioni di *lock*, ed il risultato
1065spesso è che tutto è più lento che con un singolo *lock*. Questo è un altro
1066argomento in favore della semplicità quando si parla di sincronizzazione.
1067
1068Il terzo punto è discusso di seguito: ci sono alcune tecniche per ridurre
1069il numero di sincronizzazioni che devono essere fatte.
1070
1071Read/Write Lock Variants
1072------------------------
1073
1074Sia gli spinlock che i mutex hanno una variante per la lettura/scrittura
1075(read/write): ``rwlock_t`` e :c:type:`struct rw_semaphore <rw_semaphore>`.
1076Queste dividono gli utenti in due categorie: i lettori e gli scrittori.
1077Se state solo leggendo i dati, potete acquisire il *lock* di lettura, ma
1078per scrivere avrete bisogno del *lock* di scrittura. Molti possono trattenere
1079il *lock* di lettura, ma solo uno scrittore alla volta può trattenere
1080quello di scrittura.
1081
1082Se il vostro codice si divide chiaramente in codice per lettori e codice
1083per scrittori (come nel nostro esempio), e il *lock* dei lettori viene
1084trattenuto per molto tempo, allora l'uso di questo tipo di *lock* può aiutare.
1085Questi sono leggermente più lenti rispetto alla loro versione normale, quindi
1086nella pratica l'uso di ``rwlock_t`` non ne vale la pena.
1087
1088Evitare i *lock*: Read Copy Update
1089--------------------------------------------
1090
1091Esiste un metodo di sincronizzazione per letture e scritture detto
1092Read Copy Update. Con l'uso della tecnica RCU, i lettori possono scordarsi
1093completamente di trattenere i *lock*; dato che nel nostro esempio ci
1094aspettiamo d'avere più lettore che scrittori (altrimenti questa memoria
1095sarebbe uno spreco) possiamo dire che questo meccanismo permette
1096un'ottimizzazione.
1097
1098Come facciamo a sbarazzarci dei *lock* di lettura? Sbarazzarsi dei *lock* di
1099lettura significa che uno scrittore potrebbe cambiare la lista sotto al naso
1100dei lettori. Questo è abbastanza semplice: possiamo leggere una lista
1101concatenata se lo scrittore aggiunge elementi alla fine e con certe
1102precauzioni. Per esempio, aggiungendo ``new`` ad una lista concatenata
1103chiamata ``list``::
1104
1105            new->next = list->next;
1106            wmb();
1107            list->next = new;
1108
1109La funzione wmb() è una barriera di sincronizzazione delle
1110scritture. Questa garantisce che la prima operazione (impostare l'elemento
1111``next`` del nuovo elemento) venga completata e vista da tutti i processori
1112prima che venga eseguita la seconda operazione (che sarebbe quella di mettere
1113il nuovo elemento nella lista). Questo è importante perché i moderni
1114compilatori ed i moderni processori possono, entrambe, riordinare le istruzioni
1115se non vengono istruiti altrimenti: vogliamo che i lettori non vedano
1116completamente il nuovo elemento; oppure che lo vedano correttamente e quindi
1117il puntatore ``next`` deve puntare al resto della lista.
1118
1119Fortunatamente, c'è una funzione che fa questa operazione sulle liste
1120:c:type:`struct list_head <list_head>`: list_add_rcu()
1121(``include/linux/list.h``).
1122
1123Rimuovere un elemento dalla lista è anche più facile: sostituiamo il puntatore
1124al vecchio elemento con quello del suo successore, e i lettori vedranno
1125l'elemento o lo salteranno.
1126
1127::
1128
1129            list->next = old->next;
1130
1131La funzione list_del_rcu() (``include/linux/list.h``) fa esattamente
1132questo (la versione normale corrompe il vecchio oggetto, e non vogliamo che
1133accada).
1134
1135Anche i lettori devono stare attenti: alcuni processori potrebbero leggere
1136attraverso il puntatore ``next`` il contenuto dell'elemento successivo
1137troppo presto, ma non accorgersi che il contenuto caricato è sbagliato quando
1138il puntatore ``next`` viene modificato alla loro spalle. Ancora una volta
1139c'è una funzione che viene in vostro aiuto list_for_each_entry_rcu()
1140(``include/linux/list.h``). Ovviamente, gli scrittori possono usare
1141list_for_each_entry() dato che non ci possono essere due scrittori
1142in contemporanea.
1143
1144Il nostro ultimo dilemma è il seguente: quando possiamo realmente distruggere
1145l'elemento rimosso? Ricordate, un lettore potrebbe aver avuto accesso a questo
1146elemento proprio ora: se eliminiamo questo elemento ed il puntatore ``next``
1147cambia, il lettore salterà direttamente nella spazzatura e scoppierà. Dobbiamo
1148aspettare finché tutti i lettori che stanno attraversando la lista abbiano
1149finito. Utilizziamo call_rcu() per registrare una funzione di
1150richiamo che distrugga l'oggetto quando tutti i lettori correnti hanno
1151terminato. In alternative, potrebbe essere usata la funzione
1152synchronize_rcu() che blocca l'esecuzione finché tutti i lettori
1153non terminano di ispezionare la lista.
1154
1155Ma come fa l'RCU a sapere quando i lettori sono finiti? Il meccanismo è
1156il seguente: innanzi tutto i lettori accedono alla lista solo fra la coppia
1157rcu_read_lock()/rcu_read_unlock() che disabilita la
1158prelazione così che i lettori non vengano sospesi mentre stanno leggendo
1159la lista.
1160
1161Poi, l'RCU aspetta finché tutti i processori non abbiano dormito almeno
1162una volta; a questo punto, dato che i lettori non possono dormire, possiamo
1163dedurre che un qualsiasi lettore che abbia consultato la lista durante la
1164rimozione abbia già terminato, quindi la *callback* viene eseguita. Il vero
1165codice RCU è un po' più ottimizzato di così, ma questa è l'idea di fondo.
1166
1167::
1168
1169    --- cache.c.perobjectlock   2003-12-11 17:15:03.000000000 +1100
1170    +++ cache.c.rcupdate    2003-12-11 17:55:14.000000000 +1100
1171    @@ -1,15 +1,18 @@
1172     #include <linux/list.h>
1173     #include <linux/slab.h>
1174     #include <linux/string.h>
1175    +#include <linux/rcupdate.h>
1176     #include <linux/mutex.h>
1177     #include <asm/errno.h>
1178
1179     struct object
1180     {
1181    -        /* These two protected by cache_lock. */
1182    +        /* This is protected by RCU */
1183             struct list_head list;
1184             int popularity;
1185
1186    +        struct rcu_head rcu;
1187    +
1188             atomic_t refcnt;
1189
1190             /* Doesn't change once created. */
1191    @@ -40,7 +43,7 @@
1192     {
1193             struct object *i;
1194
1195    -        list_for_each_entry(i, &cache, list) {
1196    +        list_for_each_entry_rcu(i, &cache, list) {
1197                     if (i->id == id) {
1198                             i->popularity++;
1199                             return i;
1200    @@ -49,19 +52,25 @@
1201             return NULL;
1202     }
1203
1204    +/* Final discard done once we know no readers are looking. */
1205    +static void cache_delete_rcu(void *arg)
1206    +{
1207    +        object_put(arg);
1208    +}
1209    +
1210     /* Must be holding cache_lock */
1211     static void __cache_delete(struct object *obj)
1212     {
1213             BUG_ON(!obj);
1214    -        list_del(&obj->list);
1215    -        object_put(obj);
1216    +        list_del_rcu(&obj->list);
1217             cache_num--;
1218    +        call_rcu(&obj->rcu, cache_delete_rcu);
1219     }
1220
1221     /* Must be holding cache_lock */
1222     static void __cache_add(struct object *obj)
1223     {
1224    -        list_add(&obj->list, &cache);
1225    +        list_add_rcu(&obj->list, &cache);
1226             if (++cache_num > MAX_CACHE_SIZE) {
1227                     struct object *i, *outcast = NULL;
1228                     list_for_each_entry(i, &cache, list) {
1229    @@ -104,12 +114,11 @@
1230     struct object *cache_find(int id)
1231     {
1232             struct object *obj;
1233    -        unsigned long flags;
1234
1235    -        spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
1236    +        rcu_read_lock();
1237             obj = __cache_find(id);
1238             if (obj)
1239                     object_get(obj);
1240    -        spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
1241    +        rcu_read_unlock();
1242             return obj;
1243     }
1244
1245Da notare che i lettori modificano il campo popularity nella funzione
1246__cache_find(), e ora non trattiene alcun *lock*. Una soluzione
1247potrebbe essere quella di rendere la variabile ``atomic_t``, ma per l'uso
1248che ne abbiamo fatto qui, non ci interessano queste corse critiche perché un
1249risultato approssimativo è comunque accettabile, quindi non l'ho cambiato.
1250
1251Il risultato è che la funzione cache_find() non ha bisogno di alcuna
1252sincronizzazione con le altre funzioni, quindi è veloce su un sistema
1253multi-processore tanto quanto lo sarebbe su un sistema mono-processore.
1254
1255Esiste un'ulteriore ottimizzazione possibile: vi ricordate il codice originale
1256della nostra memoria dove non c'erano contatori di riferimenti e il chiamante
1257semplicemente tratteneva il *lock* prima di accedere ad un oggetto? Questo è
1258ancora possibile: se trattenete un *lock* nessuno potrà cancellare l'oggetto,
1259quindi non avete bisogno di incrementare e decrementare il contatore di
1260riferimenti.
1261
1262Ora, dato che il '*lock* di lettura' di un RCU non fa altro che disabilitare
1263la prelazione, un chiamante che ha sempre la prelazione disabilitata fra le
1264chiamate cache_find() e object_put() non necessita
1265di incrementare e decrementare il contatore di riferimenti. Potremmo
1266esporre la funzione __cache_find() dichiarandola non-static,
1267e quel chiamante potrebbe usare direttamente questa funzione.
1268
1269Il beneficio qui sta nel fatto che il contatore di riferimenti no
1270viene scritto: l'oggetto non viene alterato in alcun modo e quindi diventa
1271molto più veloce su sistemi molti-processore grazie alla loro memoria cache.
1272
1273
1274Dati per processore
1275-------------------
1276
1277Un'altra tecnica comunemente usata per evitare la sincronizzazione è quella
1278di duplicare le informazioni per ogni processore. Per esempio, se volete
1279avere un contatore di qualcosa, potreste utilizzare uno spinlock ed un
1280singolo contatore. Facile e pulito.
1281
1282Se questo dovesse essere troppo lento (solitamente non lo è, ma se avete
1283dimostrato che lo è devvero), potreste usare un contatore per ogni processore
1284e quindi non sarebbe più necessaria la mutua esclusione. Vedere
1285DEFINE_PER_CPU(), get_cpu_var() e put_cpu_var()
1286(``include/linux/percpu.h``).
1287
1288Il tipo di dato ``local_t``, la funzione cpu_local_inc() e tutte
1289le altre funzioni associate, sono di particolare utilità per semplici contatori
1290per-processore; su alcune architetture sono anche più efficienti
1291(``include/asm/local.h``).
1292
1293Da notare che non esiste un modo facile ed affidabile per ottenere il valore
1294di un simile contatore senza introdurre altri *lock*. In alcuni casi questo
1295non è un problema.
1296
1297Dati che sono usati prevalentemente dai gestori d'interruzioni
1298--------------------------------------------------------------
1299
1300Se i dati vengono utilizzati sempre dallo stesso gestore d'interruzioni,
1301allora i *lock* non vi servono per niente: il kernel già vi garantisce che
1302il gestore d'interruzione non verrà eseguito in contemporanea su diversi
1303processori.
1304
1305Manfred Spraul fa notare che potreste comunque comportarvi così anche
1306se i dati vengono occasionalmente utilizzati da un contesto utente o
1307da un'interruzione software. Il gestore d'interruzione non utilizza alcun
1308*lock*, e tutti gli altri accessi verranno fatti così::
1309
1310        spin_lock(&lock);
1311        disable_irq(irq);
1312        ...
1313        enable_irq(irq);
1314        spin_unlock(&lock);
1315
1316La funzione disable_irq() impedisce al gestore d'interruzioni
1317d'essere eseguito (e aspetta che finisca nel caso fosse in esecuzione su
1318un altro processore). Lo spinlock, invece, previene accessi simultanei.
1319Naturalmente, questo è più lento della semplice chiamata
1320spin_lock_irq(), quindi ha senso solo se questo genere di accesso
1321è estremamente raro.
1322
1323
1324Quali funzioni possono essere chiamate in modo sicuro dalle interruzioni?
1325=========================================================================
1326
1327Molte funzioni del kernel dormono (in sostanza, chiamano schedule())
1328direttamente od indirettamente: non potete chiamarle se trattenere uno
1329spinlock o avete la prelazione disabilitata, mai. Questo significa che
1330dovete necessariamente essere nel contesto utente: chiamarle da un
1331contesto d'interruzione è illegale.
1332
1333Alcune funzioni che dormono
1334---------------------------
1335
1336Le più comuni sono elencate qui di seguito, ma solitamente dovete leggere
1337il codice per scoprire se altre chiamate sono sicure. Se chiunque altro
1338le chiami dorme, allora dovreste poter dormire anche voi. In particolar
1339modo, le funzioni di registrazione e deregistrazione solitamente si
1340aspettano d'essere chiamante da un contesto utente e quindi che possono
1341dormire.
1342
1343-  Accessi allo spazio utente:
1344
1345   -  copy_from_user()
1346
1347   -  copy_to_user()
1348
1349   -  get_user()
1350
1351   -  put_user()
1352
1353-  kmalloc(GFP_KERNEL) <kmalloc>`
1354
1355-  mutex_lock_interruptible() and
1356   mutex_lock()
1357
1358   C'è anche mutex_trylock() che però non dorme.
1359   Comunque, non deve essere usata in un contesto d'interruzione dato
1360   che la sua implementazione non è sicura in quel contesto.
1361   Anche mutex_unlock() non dorme mai. Non può comunque essere
1362   usata in un contesto d'interruzione perché un mutex deve essere rilasciato
1363   dallo stesso processo che l'ha acquisito.
1364
1365Alcune funzioni che non dormono
1366-------------------------------
1367
1368Alcune funzioni possono essere chiamate tranquillamente da qualsiasi
1369contesto, o trattenendo un qualsiasi *lock*.
1370
1371-  printk()
1372
1373-  kfree()
1374
1375-  add_timer() e timer_delete()
1376
1377Riferimento per l'API dei Mutex
1378===============================
1379
1380.. kernel-doc:: include/linux/mutex.h
1381   :internal:
1382
1383.. kernel-doc:: kernel/locking/mutex.c
1384   :export:
1385
1386Riferimento per l'API dei Futex
1387===============================
1388
1389.. kernel-doc:: kernel/futex/core.c
1390   :internal:
1391
1392.. kernel-doc:: kernel/futex/futex.h
1393   :internal:
1394
1395.. kernel-doc:: kernel/futex/pi.c
1396   :internal:
1397
1398.. kernel-doc:: kernel/futex/requeue.c
1399   :internal:
1400
1401.. kernel-doc:: kernel/futex/waitwake.c
1402   :internal:
1403
1404Approfondimenti
1405===============
1406
1407-  ``Documentation/locking/spinlocks.rst``: la guida di Linus Torvalds agli
1408   spinlock del kernel.
1409
1410-  Unix Systems for Modern Architectures: Symmetric Multiprocessing and
1411   Caching for Kernel Programmers.
1412
1413   L'introduzione alla sincronizzazione a livello di kernel di Curt Schimmel
1414   è davvero ottima (non è scritta per Linux, ma approssimativamente si adatta
1415   a tutte le situazioni). Il libro è costoso, ma vale ogni singolo spicciolo
1416   per capire la sincronizzazione nei sistemi multi-processore.
1417   [ISBN: 0201633388]
1418
1419Ringraziamenti
1420==============
1421
1422Grazie a Telsa Gwynne per aver formattato questa guida in DocBook, averla
1423pulita e aggiunto un po' di stile.
1424
1425Grazie a Martin Pool, Philipp Rumpf, Stephen Rothwell, Paul Mackerras,
1426Ruedi Aschwanden, Alan Cox, Manfred Spraul, Tim Waugh, Pete Zaitcev,
1427James Morris, Robert Love, Paul McKenney, John Ashby per aver revisionato,
1428corretto, maledetto e commentato.
1429
1430Grazie alla congrega per non aver avuto alcuna influenza su questo documento.
1431
1432Glossario
1433=========
1434
1435prelazione
1436  Prima del kernel 2.5, o quando ``CONFIG_PREEMPT`` non è impostato, i processi
1437  in contesto utente non si avvicendano nell'esecuzione (in pratica, il
1438  processo userà il processore fino al proprio termine, a meno che non ci siano
1439  delle interruzioni). Con l'aggiunta di ``CONFIG_PREEMPT`` nella versione
1440  2.5.4 questo è cambiato: quando si è in contesto utente, processi con una
1441  priorità maggiore possono subentrare nell'esecuzione: gli spinlock furono
1442  cambiati per disabilitare la prelazioni, anche su sistemi monoprocessore.
1443
1444bh
1445  Bottom Half: per ragioni storiche, le funzioni che contengono '_bh' nel
1446  loro nome ora si riferiscono a qualsiasi interruzione software; per esempio,
1447  spin_lock_bh() blocca qualsiasi interuzione software sul processore
1448  corrente. I *Bottom Halves* sono deprecati, e probabilmente verranno
1449  sostituiti dai tasklet. In un dato momento potrà esserci solo un
1450  *bottom half* in esecuzione.
1451
1452contesto d'interruzione
1453  Non è il contesto utente: qui si processano le interruzioni hardware e
1454  software. La macro in_interrupt() ritorna vero.
1455
1456contesto utente
1457  Il kernel che esegue qualcosa per conto di un particolare processo (per
1458  esempio una chiamata di sistema) o di un thread del kernel. Potete
1459  identificare il processo con la macro ``current``. Da non confondere
1460  con lo spazio utente. Può essere interrotto sia da interruzioni software
1461  che hardware.
1462
1463interruzione hardware
1464  Richiesta di interruzione hardware. in_hardirq() ritorna vero in un
1465  gestore d'interruzioni hardware.
1466
1467interruzione software / softirq
1468  Gestore di interruzioni software: in_hardirq() ritorna falso;
1469  in_softirq() ritorna vero. I tasklet e le softirq sono entrambi
1470  considerati 'interruzioni software'.
1471
1472  In soldoni, un softirq è uno delle 32 interruzioni software che possono
1473  essere eseguite su più processori in contemporanea. A volte si usa per
1474  riferirsi anche ai tasklet (in pratica tutte le interruzioni software).
1475
1476monoprocessore / UP
1477  (Uni-Processor) un solo processore, ovvero non è SMP. (``CONFIG_SMP=n``).
1478
1479multi-processore / SMP
1480  (Symmetric Multi-Processor) kernel compilati per sistemi multi-processore
1481  (``CONFIG_SMP=y``).
1482
1483spazio utente
1484  Un processo che esegue il proprio codice fuori dal kernel.
1485
1486tasklet
1487  Un'interruzione software registrabile dinamicamente che ha la garanzia
1488  d'essere eseguita solo su un processore alla volta.
1489
1490timer
1491  Un'interruzione software registrabile dinamicamente che viene eseguita
1492  (circa) in un determinato momento. Quando è in esecuzione è come un tasklet
1493  (infatti, sono chiamati da ``TIMER_SOFTIRQ``).
1494