Spinlock

<kernel v5.10>

Spin-Lock

critical section에 동시 접근한 스레드들 중 먼저 접근 요청한 스레드만이 critical section을 실행하는 동안 lock을 소유하고, 그 외의 스레드는 spin wait 한다. 다음으로 요청한 스레드들은 먼저 lock을 점유한 스레드의 점유 기간이 아주 짧다는 보장하에 lock 대기 시간 동안 spin wait 한다.

예) 간단한 대표 spin-lock API 사용 예

  • 병렬 프로그래밍을 위해 여러 cpu 또는 여러 context 에서 아래 safe_foo() 함수를 동시에 호출하더라도 <critical section>이 동시에 실행되지 않고, 순서대로(시리얼하게) 실행되는 것을 보장한다.
static DEFINE_SPINLOCK(foo);

void safe_foo()
{
        spin_lock(&foo);

        <critical section>

        spin_unlock(&foo);
}

 

critical section 구간에서 preemption

2009 Kernel summit에서 결정된 사항으로 RT 커널을 지원하면서 spinlock이 preemption이 가능해졌다. spin-lock API는 일반 커널의 경우 critical section 구간에서 preemption을 금지 시키지만, RT 커널의 경우 preemption을 허용한다. 따라서 협의하에 다음과 같이 두 개의 API 구성으로 변경하였다.

  • spin_lock()
    • preemption 될 수 있는 spin lock이다. (RT 커널에서 preemption 된다)
  • raw_spin_lock()
    • preemption 될 수 없는 spin lock이다. (RT 커널에서도 preemption 되지 않는다)
      • critical section 내에서 오랜 시간동안 머무르면 다른 스레드 역시 이 critical section 내부를 접근하지 못하고 장시간 대기하므로 최소한의 시간내에 사용을 마치고 lock을 풀어줘야 한다.

 

다음 그림은 높은 우선 순위의 태스크가 preemption 요청을 해온 상황이다.

 

위 그림의 preemption 요청에 대한 두 가지 커널에서 처리하는 방법이다.

 

raw_spin_lock의 spin 구간에서 처리 방법

  • critical section 구간과는 다르게 lock을 얻지 못해 spin을 하는 구간에서는 preemption 여부가 구현 방법에 따라 다른데 최근 3가지 구현 방법은 다음과 같다.
    • UP 시스템에서는 preemption을 무조건 금지 시킨다.
    • SMP + LHP(Lock-holder Preemption) 방식에서는 spin 하는 동안에는 preemption을 허용한다.
    • SMP + ticket 또는 SMP + queued 방식에서는 순서대로 lock을 획득하는 것이 보장된다. (default)
  • hardware bus locking 사용
    • ARMv6부터 lock 대기시간 시 전력을 줄이고자 lock 대기 시 ARM 이벤트 명령(wfe)을 사용하여 이벤트를 기다린다.
    • unlock을 할 때에는 lock 카운터도 감소 시키면서 ARMv6 이상에서 이벤트 전송 명령(sev)을 보내 lock을 종료시킨다.

 

 Spinning, busy-waitting, busy-looping

CPU가 쉬지 않고(Non-sleep-able) 특정 컨디션이 될 때 까지 루프를 도는 일을 spinning, busy-waiting 또는 busy-looping 이라 불린다.
루프를 탈출 할 수 있는 컨디션은 주로 다른 CPU에서 전달(조작)하는 특정 변수 값(카운터나 플래그) 또는 시그널로 판단을 한다.

  • CPU가 Non-sleep 한다는 말은 다른 태스크로 전환되지 않도록 preemption 되지 않는다는 의미다.
  • ARM32/64의 경우 절전을 위해 wfe(wait for event) 명령을 사용하여 대기하는 코드를 사용하였다.

 

Spinner

spinner를 굳이 표현하자면 위와 같이 쉬지 않고 도는actor(CPU)를 의미한다.

  • spinner가 spinning을 하는 동안 다른 CPU가 빠르게 시그널(카운터 값 등)을 설정하지 않으면 spinner는 그 시간만큼 계속 루프를 돌아야 한다.
  • 보통 일반 적인 루프들은 조건에 부합되지 않으면 기다리는 동안 자신을 sleep시켜 다른 태스크로 CPU 자원을 양보(yield)를 하는데 그러한 양보로 문맥교환(context switch)이 일어나는 비용이 비싸다고 판단되는 경우에 사용하는 기법이다. 다시 말하면 더 빠르게 루프를 빠져 나갈때 spin을 사용하여 설계된다.

 

Spin 탈출을 위한 컨디션

  • 사용 목적에 따라 preempt_disable() 뿐만 irq_disable()까지 사용할 수도 있다.
  • non-preemption spin lock에 대해서는 아래 그림처럼 spin 하는 동안 preemption 되는 것을 방지하기 위해 critical section의 앞뒤로 preempt_disable()과 preempt_enable() 명령어로 보호를 받고있다.

spinlock3

 

CONFIG_GENERIC_LOCKBREAK

  • 이 커널 옵션은 spin lock이 lock을 얻지 못한 상태에서 spinning 상태인지를 알아내기 위해 다음과 같이 구현되었다.
    • raw_spinlock 구조체에 break_lock이라는 변수를 추가하여 spinning 상태 여부를 나타낸다.
    • SMP + LHP 방식에 break_lock을 설정/해제 하도록 구현되었다.
    • 단점으로 int 하나면 구현되는 raw_spinlock 구조체가 두 배로 커지는 문제가 있다.
  • 현재 커널은 어떠한 아키텍처도 이 옵션을 사용하지 않는다.
    • SMP + ticket에 대한 루틴이 구현되면서 spin_is_contended()라는 함수가 만들어졌다.
      • lock이 spin중인지를 break_lock 변수 없이 ticket.owner와 ticket.next의 차이가 1을 초과하는 경우 spinning 상태인지 알아낼 수 있게 되었다.
    • 2013년 12월 마지막으로 사용했었던 arm64 아키텍처 코드에서도 삭제되면서 이제는 필요 없어진 옵션이다.
    • 참고:

 

Spinlock의 명명 체계

spinlock에 대한 명명은 다음 3단계로 이루어진다.

  • 1) spin_lock:
    • RT 커널에서는 preemptible spinlock으로 동작하지만, 일반 커널에서는 raw_spin_lock을 호출하여 non-preemptible spinlock으로 동작한다.
  • 2) raw_spin_lock:
    • RT 커널이든 일반 커널이든 non-preemptible spinlock으로 동작한다.
    • raw_spin_lock -> _raw_spin_lock -> __raw_spin_lock 으로 구현되었다.
    • UP 방식과 SMP 방식을 나누었다.
      • UP 방식에서는 아키텍처별 전용 코드를 사용하지 않고, generic 코드로만 구성했다.
      • SMP 방식에서는 높은 성능 구현을 위해 아키텍처별 전용 코드를 사용한다.
        • LHP 방식에서는 대부분의 코드가 generic 코드이지만 Queued or Ticket 방식에서 사용하는 arch_spin_trylock()를 필요로한다.
        • Ticket 및 Queue 방식은 아래의 아키텍처 전용 코드를 사용한다.
  • 3) arch_spin_lock:
    • 하드웨어 레벨의 아키텍처별 구현
    • UP를 위한 하드웨어 레벨의 코드는 없다.
    • SMP인 경우
      • ARM32에서 ticket based spin lock 구현 (ARM64도 v4.1까지 사용)
      • ARM64에서 queued spin lock 구현(v4.2 부터)

 

3가지 구현 방법: UP vs LHP vs Ticket or Queue

UP

  • 1개의 cpu 만을 사용하는 UP 시스템의 경우 두 개 이상의 태스크에서 동시에 critical section을 진입하는 것을 방지하려면 preemption을 disable하는 것만으로도 다른 태스크로의 전환이 불가능해진다. 따라서 spin_lock() 함수는 내부에서 preempt_disable() 함수만을 사용한다.
  • 다만 preemption을 disable 하여 다른 태스크로의 전환을 금지하여도 irq 또는 nmi가 발생하여 동작하는 루틴에서 critical section을 보호해야 하는 경우 preemption disable 만으로는 불가능해진다. 이러한 경우에는 spin_lock_irq() 또는 spin_lock_irqsave()를 사용해야 한다.

 

LHP(Lock-Holder Preemption)

  • lock 획득 후 critical section에서 preemption을 차단하지만, lock 획득 전에 spin wait을 하는 구간에서 preemption을 허용하는 기능이다.
  • 어떤 알고리즘에서 사용한 spin lock이 오랜 시간 spin wait 될 수 밖에 없을 때에 preemption이 가능하게 해주는 구조로 preemption latency를 줄일 수 있어 뛰어난 real time application을 지원하기 위해 효과적이다.

 

Ticket base 또는 Queued spin-lock

 

다음 그림은 spin_lock() 호출 후 3가지 구현 방법에 대한 호출 과정을 보여준다.

  • ARM64의 경우 C. SMP & Ticket(or Queue)을 사용한다.
  • 주의: PREEMPT_RT 커널 옵션은 RT 커널용이다.

 

다음 그림은 LHP 구현의 경우 spin wait 중에 preemption을 허용하는 모습을 보여준다.

 


spin_lock API

다음은 RT Linux용 spin lock과 일반 Linux용 spin lock이다.

1) RT Linux용 spin_lock()

  • preemption이 가능한 down_mutex를 호출함.
static inline void spin_lock(spinlock_t *lock)
static void __spin_lock(spinlock_t *lock, unsigned long eip)
{
	SAVE_BKL(_down_mutex(&lock->lock, eip));
}

2) 일반 Linux 용 spin_lock()

  • 일반 리눅스 커널은 spin lock에서 preemption이 지원되지 않는다. 그러므로 spin_lock()은 raw_spin_lock()을 호출한다.
    • raw_spin_lock() 내부에서 preempt_disable()을 동작시키므로 결국 spinlock은 preemption 되지 않음을 알 수 있다.

includelinux/spinlock.h

/*
 * Define the various spin_lock methods.  Note we define these
 * regardless of whether CONFIG_SMP or CONFIG_PREEMPT are set. The
 * various methods are defined as nops in the case they are not
 * required.
 */
#define raw_spin_lock(lock)     _raw_spin_lock(lock)

 


raw_spin_lock API

  • raw_spin_lock()은 preemption이 되지 않는 것으로 규정되어 있다.
  • raw_spin_lock()의 명명 체계는 다음과 같다.
    • raw_spin_lock() -> _raw_spin_lock() -> __raw_spin_lock()
  • 3가지 구현 방법은 다음과 같다.

 

1) raw_spin_lock() – UP

include/linux/spinlock_api_up.h

#define _raw_spin_lock(lock)                    __LOCK(lock)
  • UP 시스템에서는 단순히 __LOCK()을 호출한다.

 

__LOCK()

include/linux/spinlock_api_up.h

#define __LOCK(lock) \
  do { preempt_disable(); ___LOCK(lock); } while (0)
  • preempt_disable() 한 후 ___LOCK() 함수에서는 Sparse 정적 코드 분석 툴을 위한 매크로를 호출한다.

 

___LOCK()

include/linux/spinlock_api_up.h

/*
 * In the UP-nondebug case there's no real locking going on, so the
 * only thing we have to do is to keep the preempt counts and irq
 * flags straight, to suppress compiler warnings of unused lock
 * variables, and to add the proper checker annotations:
 */
#define ___LOCK(lock) \
  do { __acquire(lock); (void)(lock); } while (0)
  • __acquire() 매크로는 Sparse 정적 코드 분석툴을 사용하여 lock에 대한 적절한 체크를 수행한다.
    • #define __acquire(x)   __context__(x,1)

 

2) raw_spin_lock() – SMP

 

_raw_spin_trylock()

kernel/locking/spinlock.c

int __lockfunc _raw_spin_trylock(raw_spinlock_t *lock)
{
        return __raw_spin_trylock(lock);
}
EXPORT_SYMBOL(_raw_spin_trylock);

 

_raw_spin_lock()

kernel/locking/spinlock.c

void __lockfunc _raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock)
{
        __raw_spin_lock(lock);
}
EXPORT_SYMBOL(_raw_spin_lock);

 

_raw_spin_unlock()

kernel/locking/spinlock.c

void __lockfunc _raw_spin_unlock(raw_spinlock_t *lock)
{
        __raw_spin_unlock(lock);
}
EXPORT_SYMBOL(_raw_spin_unlock);

 

__raw_spin_trylock()

include/linux/spinlock_api_smp.h

static inline int __raw_spin_trylock(raw_spinlock_t *lock)
{
        preempt_disable();
        if (do_raw_spin_trylock(lock)) {
                spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 1, _RET_IP_);
                return 1;
        }
        preempt_enable();
        return 0;
}

 

__raw_spin_lock()

LHP용과 그 외(Queued or Ticket) 구현 방식의 코드가 각각이므로 이 부분만 아래로 옮겼다.

 

__raw_spin_unlock()

include/linux/spinlock_api_smp.h

static inline void __raw_spin_unlock(raw_spinlock_t *lock)
{
        spin_release(&lock->dep_map, _RET_IP_);
        do_raw_spin_unlock(lock);
        preempt_enable();
}

 

2-1) SMP for LHP

아래 그림과 같이 critical section에서는 preemption이 불가능하지만 루프를 돌며 spin하는 동안은 preemption이 가능한 구조이다.

  • LHP에서 spin 하는 cpu들간의 우선 순위별 진입은 지원하지 않는다.

 

__raw_spin_lock() – for LHP

__raw_spin_lock() 함수는 아래 BUILD_LOCK_OPS() 매크로 함수를 사용하여 만들어진다.

 

kernel/locking/spinlock.c

#define BUILD_LOCK_OPS(op, locktype)                                    \
void __lockfunc __raw_##op##_lock(locktype##_t *lock)                   \
{                                                                       \
        for (;;) {                                                      \
                preempt_disable();                                      \
                if (likely(do_raw_##op##_trylock(lock)))                \
                        break;                                          \
                preempt_enable();                                       \
                                                                        \
                if (!(lock)->break_lock)                                \
                        (lock)->break_lock = 1;                         \
                while (!raw_##op##_can_lock(lock) && (lock)->break_lock)\
                        arch_##op##_relax(&lock->raw_lock);             \
        }                                                               \
        (lock)->break_lock = 0;                                         \
}                                                                       \
BUILD_LOCK_OPS(spin, raw_spinlock);
BUILD_LOCK_OPS(read, rwlock);
BUILD_LOCK_OPS(write, rwlock);

LHP 방식의 spin lock을 획득한다. spin 하는 동안 preemption을 잠깐씩 활성화하여 우선 순위가 높은 태스크가 있는지 확인하고, 스케줄링할 준비를 한다.

  • 코드 라인 4~8에서 lock을 획득할 수 있는지 시도한다. 그 동안 preemption을 끈다. 일반적으로 lock contension 상황이 아닌 경우가 대부분이므로 높은 확률로 do_raw_spin_trylock() 함수가 true가 될 수 있다고 판단하여 likely 함수를 사용하였다.
  • 코드 라인 10~11에서 spin하는 동안은 항상 1로 설정된다.
    • raw_spin_in_contended() 함수를 통해 spin 중인지 알아내기 위한 플래그로 사용된다.
  • 코드 라인 12~14에서 lock을 획득할 수 있는 상태가 될 때까지 spin하며 내부 루프를 돈다. lock 획득 가능 상태가 되면 다시 외부 루프를 돈다.
  • 코드 라인 15에서 spin에서 빠져나왔으므로 spin 하지 않는다고 플래그를 설정한다.

 

BUILD_LOCK_OPS() 매크로를 사용하여 다음 함수들이 만들어진다. (단 irqsave, irq, bh 접미사로 끝나는 함수 코드는 생략)

  • __raw_spin_lock()
  • __raw_spin_lock_irqsave()
  • __raw_spin_lock_irq()
  • __raw_spin_lock_bh()
  • __raw_read_lock()
  • __raw_read_lock_irqsave()
  • __raw_read_lock_irq()
  • __raw_read_lock_bh()
  • __raw_write_lock()
  • __raw_write_lock_irqsave()
  • __raw_write_lock_irq()
  • __raw_write_lock_bh()

 

raw_spin_can_lock()

kernel/locking/spinlock.c

/**
 * raw_spin_can_lock - would raw_spin_trylock() succeed?
 * @lock: the spinlock in question.
 */
#define raw_spin_can_lock(lock) (!raw_spin_is_locked(lock))

lock을 얻을 수 있는지 여부를 판단한다.

 

raw_spin_is_locked()

include/linux/spinlock.h

#define raw_spin_is_locked(lock)        arch_spin_is_locked(&(lock)->raw_lock)

lock이 걸려 있는지 여부를 판단을 한다.

 

2-2) SMP for Queued or Ticket

  • Queue / Ticket 기능을 구현하여 다음과 같은 장점을 갖게되었다.
    • 공정성
      • 초기 spin lock은 lock 획득 순서가 공정하지 않았었는데 커널 2.6.25 부터 ticket을 부여받아 차례 대로 획득 가능해졌다.
    • cache bouncing 문제 제거
      • cache coherent 기능에 의해 두 개 이상의 CPU가 lock을 획득하기 위해 spin 하는 동안 strex 명령을 반복하여 사용하므로 spin 하는 CPU들에서 cache line의 로드와 invalidate(강제적인 eviction)를 반복하면서 성능이 저하된다. 이를 막기 위해 lock 값을 둘로 나누어 둘 값을 비교하면서 자기 차례가 아닌 경우에는 write 즉 strex 동작을 하지 않도록 하여 이 문제를 해결하였다.
      • cache bouncing 문제도 심각하게 lock contention을 야기하고 lock contention은 성능을 떨어뜨리는 큰 원인이된다.

 

__raw_spin_lock() – for Queued or Ticket

include/linux/spinlock_api_smp.h

static inline void __raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock)
{
        preempt_disable();
        spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 0, _RET_IP_);
        LOCK_CONTENDED(lock, do_raw_spin_trylock, do_raw_spin_lock);
}

Queued 또는 Ticket 방식의 spin lock을 획득한다.

  • 코드 라인 3에서 preemption을 비활성화한다.
  • 코드 라인 4에서 Lockdep 디버깅용 코드를 수행한다.
  • 코드 라인 5에서 실제 spin lock을 얻기 위해 spin 한다.
    • 내부에서는 do_raw_spin_try_lock() 함수를 먼저 이용해보고 안되면 do_raw_spin_lock() 함수를 호출하여 spin한다.

 

LOCK_CONTENDED()

include/linux/lockdep.h

#define LOCK_CONTENDED(_lock, try, lock)                        \
do {                                                            \
        if (!try(_lock)) {                                      \
                lock_contended(&(_lock)->dep_map, _RET_IP_);    \
                lock(_lock);                                    \
        }                                                       \
        lock_acquired(&(_lock)->dep_map, _RET_IP_);                     \
} while (0)

@try 함수를 수행시켜 lock 획득을 시도하고, 실패하는 경우 lock contension 표시를 한 후 @lock 함수를 실행시켜 lock을 획득한다.

  • lock_contended() 함수는 lock contension 설정을 하여 lockdep 디버깅에서 추적을 위해 수행하는 함수이다.
  • lock_acquired() 함수는 lock 획득 설정을 하여 lockdep 디버깅에서 오류 추적을 위해 수행하는 함수이다.

 


arch_spinlock API

SMP 시스템을 위해 Queued 방식과 Ticket 방식의 두 가지 하드웨어 레벨 구현이 준비되어 있다.

 

Queued 방식 spin-lock – Generic

Queued spin-lock은 현재 다음 아키텍처에 구현되어 사용가능하다. 그 외의 아키텍처는 앞으로 구현되어야 한다.

  • arm64
  • mips
  • openrisc
  • sparc
  • x86
  • xtensa

 

include/asm-generic/qspinlock.h

/*
 * Remapping spinlock architecture specific functions to the corresponding
 * queued spinlock functions.
 */
#define arch_spin_is_locked(l)          queued_spin_is_locked(l)
#define arch_spin_is_contended(l)       queued_spin_is_contended(l)
#define arch_spin_value_unlocked(l)     queued_spin_value_unlocked(l)
#define arch_spin_lock(l)               queued_spin_lock(l)
#define arch_spin_trylock(l)            queued_spin_trylock(l)
#define arch_spin_unlock(l)             queued_spin_unlock(l)

Queued 방식 spin lock 구현을 위해 arch_* 함수들이 queued_spin_* 함수들로 매핑되었다.

 

다음 그림은 queued spin-lock에서 사용하는 arch_spinlock_t 타입과 멤버 및 관련 매크로 상수들을 보여준다.

  • tail_cpu
    • 0 값을 사용할 수 없다. 따라서 cpu 번호 + 1로 인코딩 값을 사용한다.
  • tail_idx
    • spin lock은 각 cpu 마다 최대 4번 nest될 수 있다. 이를 구분하기 위해 4개의 노드를 나누어 처리한다.
    • 최대 4번 nest된 경우 다음과 같은 순서로 tail_idx가 증가된다.
      • task, softirq, hardirq, nmi

 

다음과 같이 spin-lock 값은 간단히 (x,y,z)로 표현할 수 있다.

 

다음 그림과 같이 lock owner를 제외한 나머지 spin-lock들은 모두 대기하며, 세 번째 요청부터는 별도의 mcs queue를 구성하여 대기한다.

 

queued_spin_trylock()

include/asm-generic/qspinlock.h

/**
 * queued_spin_trylock - try to acquire the queued spinlock
 * @lock : Pointer to queued spinlock structure
 * Return: 1 if lock acquired, 0 if failed
 */
static __always_inline int queued_spin_trylock(struct qspinlock *lock)
{
        u32 val = atomic_read(&lock->val);

        if (unlikely(val))
                return 0;

        return likely(atomic_try_cmpxchg_acquire(&lock->val, &val, _Q_LOCKED_VAL));
}

queued spin-lock을 획득 시도한다. 만일 획득한 경우 1을 반환하고, 실패한 경우 0을 반환한다.

  • 코드 라인 3~6에서 lock 값을 읽어와서 낮은 확률로 이미 lock이 걸려 있는 상태라면 0을 반환한다.
  • 코드 라인 8에서 lock 값을 1로 변경 시도한다. 성공한 경우 1을 반환하고, 실패한 경우 0을 반환한다.

 

queued_spin_lock()

include/asm-generic/qspinlock.h

/**
 * queued_spin_lock - acquire a queued spinlock
 * @lock: Pointer to queued spinlock structure
 */
static __always_inline void queued_spin_lock(struct qspinlock *lock)
{
        u32 val = 0;

        if (likely(atomic_try_cmpxchg_acquire(&lock->val, &val, _Q_LOCKED_VAL)))
                return;

        queued_spin_lock_slowpath(lock, val);
}

queued spin-lock을 획득한다.

첫 번째 cpu의 lock 획득(lock owner)
  • 코드 라인 5~6에서 fast-path queued spin-lock을 얻는다.
    • lock 값이 0인 경우, 즉 lock 경합이 없는 첫 cpu인 경우 손쉽게 lock을 획득할 수 있다. (uncontended)
      • (0,0,0) -> (0,0,1)
  • 코드 라인 8에서 slow-path queued spin-lock으로 전환한다.

 

queued_spin_unlock()

include/asm-generic/qspinlock.h

/**
 * queued_spin_unlock - release a queued spinlock
 * @lock : Pointer to queued spinlock structure
 */
static __always_inline void queued_spin_unlock(struct qspinlock *lock)
{
        /*
         * unlock() needs release semantics:
         */
        smp_store_release(&lock->locked, 0);
}

queued spin-lock을 획득 해제한다.

Lock Contension

queued spin lock의 경우 lock을 획득할 때 다음과 같이 4개의 lock contension 상황을 구별하였다.

  • uncontended
    • 경쟁하는 스레드가 없이 한 번에 lock owner가 된 경우이다.
    • (0,0,0) –> (0,0,1)
  • pending
    • 이미 먼저 처리 중인 lock owner가 있고, 그 후에 첫 번째로 spin wait 중에 lock owner가 된 경우이다.
    • (0,1,1) –> (0,1,0) –> (0,0,1)
  • uncontended queue
    • queue의 head에서 대기 중이고, 먼저 처리 중인 lock owner와 pending 중인 스레드의 lock 처리가 모두 완료되어 lock owner가 된 경우이다.
    • (n,x,y) –> (n,0,0) –> (0,0,1)
  • contended queue
    • queue에서 대기 중이고, head가 아니지만 먼저 처리 중인 lock owner와 pending 중인 스레드 그리고 queue의 내 앞에서 대기중인 스레드들의 lock 처리가 모두 완료되어 lock owner가 된 경우이다.
    • (*,x,y) –> (*,0,0) –> (0,0,1)

 

다음 그림은 파란 박스의 lock 요청자가 lock을 소유할 때 각각의 lock contension 상태를 보여준다.

  • contended queue 상태에 있는 cpu는 mcs 노드의 locked가 1로 풀릴 때 까지 spin 한다.

 

queued_spin_lock_slowpath()

kernel/locking/qspinlock.c -1/4-

/**
 * queued_spin_lock_slowpath - acquire the queued spinlock
 * @lock: Pointer to queued spinlock structure
 * @val: Current value of the queued spinlock 32-bit word
 *
 * (queue tail, pending bit, lock value)
 *
 *              fast     :    slow                                  :    unlock
 *                       :                                          :
 * uncontended  (0,0,0) -:--> (0,0,1) ------------------------------:--> (*,*,0)
 *                       :       | ^--------.------.             /  :
 *                       :       v           \      \            |  :
 * pending               :    (0,1,1) +--> (0,1,0)   \           |  :
 *                       :       | ^--'              |           |  :
 *                       :       v                   |           |  :
 * uncontended           :    (n,x,y) +--> (n,0,0) --'           |  :
 *   queue               :       | ^--'                          |  :
 *                       :       v                               |  :
 * contended             :    (*,x,y) +--> (*,0,0) ---> (*,0,1) -'  :
 *   queue               :         ^--'                             :
 */
void queued_spin_lock_slowpath(struct qspinlock *lock, u32 val)
{
        struct mcs_spinlock *prev, *next, *node;
        u32 old, tail;
        int idx;

        BUILD_BUG_ON(CONFIG_NR_CPUS >= (1U << _Q_TAIL_CPU_BITS));

        if (pv_enabled())
                goto pv_queue;

        if (virt_spin_lock(lock))
                return;

        /*
         * Wait for in-progress pending->locked hand-overs with a bounded
         * number of spins so that we guarantee forward progress.
         *
         * 0,1,0 -> 0,0,1
         */
        if (val == _Q_PENDING_VAL) {
                int cnt = _Q_PENDING_LOOPS;
                val = atomic_cond_read_relaxed(&lock->val,
                                               (VAL != _Q_PENDING_VAL) || !cnt--);
        }

        /*
         * If we observe any contention; queue.
         */
        if (val & ~_Q_LOCKED_MASK)
                goto queue;

        /*
         * trylock || pending
         *
         * 0,0,* -> 0,1,* -> 0,0,1 pending, trylock
         */
        val = queued_fetch_set_pending_acquire(lock);

        /*
         * If we observe contention, there is a concurrent locker.
         *
         * Undo and queue; our setting of PENDING might have made the
         * n,0,0 -> 0,0,0 transition fail and it will now be waiting
         * on @next to become !NULL.
         */
        if (unlikely(val & ~_Q_LOCKED_MASK)) {

                /* Undo PENDING if we set it. */
                if (!(val & _Q_PENDING_MASK))
                        clear_pending(lock);

                goto queue;
        }

        /*
         * We're pending, wait for the owner to go away.
         *
         * 0,1,1 -> 0,1,0
         *
         * this wait loop must be a load-acquire such that we match the
         * store-release that clears the locked bit and create lock
         * sequentiality; this is because not all
         * clear_pending_set_locked() implementations imply full
         * barriers.
         */
        if (val & _Q_LOCKED_MASK)
                atomic_cond_read_acquire(&lock->val, !(VAL & _Q_LOCKED_MASK));

        /*
         * take ownership and clear the pending bit.
         *
         * 0,1,0 -> 0,0,1
         */
        clear_pending_set_locked(lock);
        lockevent_inc(lock_pending);
        return;

queued spin-lock을 slow-path 방법으로 획득한다.

  • 코드 라인 9~10에서 커널 설정이 para-virtual 스핀락을 지원하는 경우 pv_queue로 이동한다.
  • 코드 라인 12~13에서 virtual 스핀락을 지원하는 경우 그냥 함수를 빠져나간다.
    • 현재 x86 아키텍처에서만 지원할 수 있다.
두 번째 cpu가 lock owner로 핸드오버되는 순간이다. 그 동안 세 번째 cpu는 잠시 대기
  • 코드 라인 21~25에서 lock owner인 첫 번째 cpu가 lock을 이미 해제하였고, 두 번째 cpu가 pending 상태에서 lock owner로 아직 전환되지 않은 짧은 순간이다. 이런 경우 세 번째 cpu는 잠시 spin 한다. (펏 번째 lock owner가 없어졌으므로, 세 번째 cpu -> 두 번째 cpu로 포지션 변경)
    • 0,1,0 -> 0,0,1로 변경될 때까지 대기한다.
세 번째 cpu 이상은 mcs queue로 이동
  • 코드 라인 30~31에서 이미 두 번째 cpu가 lock을 획득하기 위해 대기하는 중이다. 세 번째 cpu 부터는 queue로 이동한다.
두 번째 cpu는 pending 상태로 대기
  • 코드 라인 38에서 lock->val 값을 val 변수로 읽어오고, lock->val에는 pending 비트를 설정한다.
    • 0,0,* -> *,1,*
  • 코드 라인 47~54에서 낮은 확률로 lock contension 상황이되어 두 번째 cpu가 세 번째 이상으로 밀려난 경우이다. 즉 위 코드에서 pending 비트를 설정하기 전부터 이미 두 번째 cpu 이상이 끼어들어 대기중인 경우(조금 전에 읽어온 val 값이 tail 또는 pending 설정) queue로 이동한다. 이 때 기존에 읽은 값에서 pending 설정이 없었으면 원래대로 돌리기 위해 lock->pending 비트를 제거한다.
  • 코드 라인 67~68에서 val 값에 lock 설정된 경우 lock 값이 0이될 때까지 spin 하며 대기한다. 즉 두 번째 cpu는 여기에서 lock이 풀릴때까지 대기한다.
  • 코드 라인 76~79에서 두 번째 cpu는 lock owner가 된다. 즉 lock->pending을 클리어하고 lock->locked를 설정한다. 그리고 lock_pending 통계를 증가시킨 후 함수를 빠져나간다.
    • (0,1,0) -> (0,0,1)

 

다음 그림은 2개의 spin-lock 요청을 처리할 때에는 mcs queue(3개 이상 요청 시 사용)를 사용할 필요없이 단순하게 처리되는 모습을 보여준다.

  • spin-lock 요청은 tail cpu id와 tail index id에 대해서 정확히 표시해야 하지만, 시각적으로 단순한게 표시하기 위해 CPU A, B, C, … 로 처리하였다.

 

kernel/locking/qspinlock.c -2/4-

        /*
         * End of pending bit optimistic spinning and beginning of MCS
         * queuing.
         */
queue:
        lockevent_inc(lock_slowpath);
pv_queue:
        node = this_cpu_ptr(&qnodes[0].mcs);
        idx = node->count++;
        tail = encode_tail(smp_processor_id(), idx);

        /*
         * 4 nodes are allocated based on the assumption that there will
         * not be nested NMIs taking spinlocks. That may not be true in
         * some architectures even though the chance of needing more than
         * 4 nodes will still be extremely unlikely. When that happens,
         * we fall back to spinning on the lock directly without using
         * any MCS node. This is not the most elegant solution, but is
         * simple enough.
         */
        if (unlikely(idx >= MAX_NODES)) {
                lockevent_inc(lock_no_node);
                while (!queued_spin_trylock(lock))
                        cpu_relax();
                goto release;
        }

        node = grab_mcs_node(node, idx);

        /*
         * Keep counts of non-zero index values:
         */
        lockevent_cond_inc(lock_use_node2 + idx - 1, idx);

        /*
         * Ensure that we increment the head node->count before initialising
         * the actual node. If the compiler is kind enough to reorder these
         * stores, then an IRQ could overwrite our assignments.
         */
        barrier();

        node->locked = 0;
        node->next = NULL;
        pv_init_node(node);

        /*
         * We touched a (possibly) cold cacheline in the per-cpu queue node;
         * attempt the trylock once more in the hope someone let go while we
         * weren't watching.
         */
        if (queued_spin_trylock(lock))
                goto release;

        /*
         * Ensure that the initialisation of @node is complete before we
         * publish the updated tail via xchg_tail() and potentially link
         * @node into the waitqueue via WRITE_ONCE(prev->next, node) below.
         */
        smp_wmb();
세 번째 cpu부터 처리하는 mcs queue
  • 코드 라인 5에서 queue: 레이블이다. 3 개 이상의 cpu가 spin lock 경합을 할 때 이곳에서 mcs queue 기반의 처리를 수행한다.
  • 코드 라인 6에서 lock_slowpath 카운터를 증가시킨다.
  • 코드 라인 7에서 pv_queue: 레이블이다.
  • 코드 라인 8~10에서 현재 cpu에 대해 spin lock의 tail 값을 구한다.
    • 참고로 같은 cpu로 spin_lock이 호출되는 경우는 최대 4번이며 처음 idx 값은 0부터 사용되므로 최대 idx 값은 3이다.
  • 코드 라인 21~26에서 예외 처리 로직이다. 가능성은 없지만 혹시라도 idx 값이 4 이상인 경우 lock_no_node 카운터를 증가시키고, try lock 방법으로만 락을 반복하여 획득 시도를 하고, 획득 후에는 release 레이블을 통해 함수를 빠져나간다.
  • 코드 라인 28에서 현재 cpu의 idx에 대한 mcs 노드를 가져온다.
  • 코드 라인 33에서 idx가 0이 아닌 경우에만 다음과 같은 카운터를 증가시킨다.
    • idx가 1인 경우 lock_use_node2
    • idx가 2인 경우 lock_use_node3
    • idx가 3인 경우 lock_use_node4
  • 코드 라인 40에서 mcs 노드를 초기화 전에 node->count의 기록이 확실히 먼저 수행되도록 컴파일러 베리어를 사용했다.
  • 코드 라인 42~44에서 mcs 노드를 초기화한다. (node->count 값은 초기화하지 않는다)
    • para-virtual qspin lock을 사용하는 경우 노드 초기화를 위해 kernel/locking/qspinlock_paravirt.h 파일에 있는 pv_init_node()를 사용한다. 그리고 cpu_running 상태로 시작한다.
  • 코드 라인 51~52에서 혹시나 앞선 두 cpu들의 lock이 모두 release되어 lock을 획득 시도하여 성공한 경우 release 레이블을 통해 함수를 빠져나간다.
  • 코드 라인 59에서 노드의 tail을 갱신하기 전에 앞서 초기화된 노드를 먼저 publish하기 위해 smp 베리어를 수행한다.

 

다음 그림은 동일한 cpu에서 spin-lock이 호출될 때 최대 4번까지 nest하여 호출되므로, mcs queue에서 대기할 cpu 정보를 표현하는 per-cpu mcs 노드가 최대 4개까지 사용됨을 보여준다.

 

다음 그림은 nest된 spin-lock의 자료 상태를 보여준다.

 

Spin-lock Revisit

동일 cpu에서 spin_lock() 함수 호출이 두 번 발생할 수 있는 케이스가 있다.

 

아래 그림과 같은 상황을 고려해보자.

 

위와 같은 사례가 발생하면 irq context의 spin_lock() 함수를 호출하자 마자 spin wait 상태를 반복하여 누가 풀어줄 방법도 없이 정지하게 된다.

  • 이를 방지하기 위해 task 및 irq context에서 spin_lock(&foo) 함수를 사용하는 대신 spin_lock_irq(&foo) 함수를 사용해여 irq가 진입하지 못하도록 원천적으로 막아야 한다.
  • bh(bottom-half) context에서도 spin-lock의 재진입을 막기 위해 spin_lock_bh() 함수를 사용한다.

 

kernel/locking/qspinlock.c -3/4-

.       /*
         * Publish the updated tail.
         * We have already touched the queueing cacheline; don't bother with
         * pending stuff.
         *
         * p,*,* -> n,*,*
         */
        old = xchg_tail(lock, tail);
        next = NULL;

        /*
         * if there was a previous node; link it and wait until reaching the
         * head of the waitqueue.
         */
        if (old & _Q_TAIL_MASK) {
                prev = decode_tail(old);

                /* Link @node into the waitqueue. */
                WRITE_ONCE(prev->next, node);

                pv_wait_node(node, prev);
                arch_mcs_spin_lock_contended(&node->locked);

                /*
                 * While waiting for the MCS lock, the next pointer may have
                 * been set by another lock waiter. We optimistically load
                 * the next pointer & prefetch the cacheline for writing
                 * to reduce latency in the upcoming MCS unlock operation.
                 */
                next = READ_ONCE(node->next);
                if (next)
                        prefetchw(next);
        }

        /*
         * we're at the head of the waitqueue, wait for the owner & pending to
         * go away.
         *
         * *,x,y -> *,0,0
         *
         * this wait loop must use a load-acquire such that we match the
         * store-release that clears the locked bit and create lock
         * sequentiality; this is because the set_locked() function below
         * does not imply a full barrier.
         *
         * The PV pv_wait_head_or_lock function, if active, will acquire
         * the lock and return a non-zero value. So we have to skip the
         * atomic_cond_read_acquire() call. As the next PV queue head hasn't
         * been designated yet, there is no way for the locked value to become
         * _Q_SLOW_VAL. So both the set_locked() and the
         * atomic_cmpxchg_relaxed() calls will be safe.
         *
         * If PV isn't active, 0 will be returned instead.
         *
         */
        if ((val = pv_wait_head_or_lock(lock, node)))
                goto locked;

        val = atomic_cond_read_acquire(&lock->val, !(VAL & _Q_LOCKED_PENDING_MASK));
세 번째 cpu부터 mcs 큐에 노드 추가
  • 코드 라인 8에서 lock->tail이 새롭게 추가할 노드를 가리키도록 변경한다.
    • (p,*.*) -> (n,*,*)
  • 코드 라인 9에서 일단 next에 null을 대입한다.
차순위 노드들의 대기
  • 코드 라인 15~16에서 tail에 이미 기존 노드가 존재하는 경우이다. tail에 연결된 노드의 앞에 있는 노드를 prev에 알아온다.
  • 코드 라인 19에서 대기 큐의 가장 마지막에 연결한다.
  • 코드 라인 21에서 pv_wait_node()의 경우도 para-virtual spin lock 에 대한 추가 코드로 대기하는 동안 vcpu를 끈다. vcpu_halted 상태에서 대기하다가 깨어난 후 vcpu_running 상태로 변경된다.
  • 코드 라인 22에서 mcs queue에서 내 노드가 가장 선두가 될 때까지 스핀하며 대기한다.
    • mcs 큐에서 나보다 이전에 진입한 mcs 노드가 있기 때문에 내 노드의 locked가 0인동안 spin 하면서 대기한다.
    • 앞선 노드가 락 owner가 되어 큐에서 빠져 나가는 순간 내 노드의 locked를 1로 변경해준다. 이 때 내 mcs 노드는 mcs 큐에서 가장 선두가 됨을 의미한다.
  • 코드 라인 30~32에서 현재 추가하는 노드의 다음에 값이 있는 경우 추가된 노드를 먼저 캐시에 로드한다.
헤드 노드의 대기
  • 코드 라인 56~57에서 mcs queue에서 내 노드가 선두에서 대기하기 위해 vcpu를 끄기 위한 para-virtual spin lock에 대한 추가 코드이다.
  • 코드 라인 59에서 mcs 큐의 선두에서 lock을 획득할 때 까지 대기한다.
    • lock->lock_pending=0 이어야 lock 획득이 가능하다
    • (*,x,y) -> (n,0,0)

 

다음 그림은 세 번째 spin-lock 요청할 때 mcs queue를 이용하여 대기 큐에 추가되는 모습을 보여준다.

  • val->tail은 mcs queue에 가장 마지막에 진입한 cpu를 가리킨다.

 

다음 그림은 head 노드(CPU C)가 lock을 획득하여 빠져나갈 때 다음 노드를 head 노드로 만드는 과정을 보여준다.

  • 다음 노드의 locked 값을 0으로 만들어 spin wait 중인 차순위 노드를 깨워 head를 만들고 lock->locked_pending에서 다시 spin wait하게 한다.

 

kernel/locking/qspinlock.c -4/4-

locked:
        /*
         * claim the lock:
         *
         * n,0,0 -> 0,0,1 : lock, uncontended
         * *,*,0 -> *,*,1 : lock, contended
         *
         * If the queue head is the only one in the queue (lock value == tail)
         * and nobody is pending, clear the tail code and grab the lock.
         * Otherwise, we only need to grab the lock.
         */

        /*
         * In the PV case we might already have _Q_LOCKED_VAL set, because
         * of lock stealing; therefore we must also allow:
         *
         * n,0,1 -> 0,0,1
         *
         * Note: at this point: (val & _Q_PENDING_MASK) == 0, because of the
         *       above wait condition, therefore any concurrent setting of
         *       PENDING will make the uncontended transition fail.
         */
        if ((val & _Q_TAIL_MASK) == tail) {
                if (atomic_try_cmpxchg_relaxed(&lock->val, &val, _Q_LOCKED_VAL))
                        goto release; /* No contention */
        }

        /*
         * Either somebody is queued behind us or _Q_PENDING_VAL got set
         * which will then detect the remaining tail and queue behind us
         * ensuring we'll see a @next.
         */
        set_locked(lock);

        /*
         * contended path; wait for next if not observed yet, release.
         */
        if (!next)
                next = smp_cond_load_relaxed(&node->next, (VAL));

        arch_mcs_spin_unlock_contended(&next->locked);
        pv_kick_node(lock, next);

release:
        /*
         * release the node
         */
        __this_cpu_dec(qnodes[0].mcs.count);
}
EXPORT_SYMBOL(queued_spin_lock_slowpath);
헤드 노드의 lock 획득
  • 코드 라인 1에서 locked: 레이블이다. 큐의 헤드 노드가 lock을 획득하였다.
  • 코드 라인 23~26에서 노드가 큐의 가장 마지막인 경우이고, lock contension 없이 lock을 획득한 경우(tail=0, pending=0, lock=1) release 레이블을 통해 함수를 빠져나간다.
    • (n,0,1) -> (0,0,1)
  • 코드 라인 33에서 lock contension 상태이다. 이러한 경우 tail=0, pending=0, lock=1로 기록한다.
    • (p,0,1) -> (0,0,1)
  • 코드 라인 38~39에서 현재 노드의 현재 추가한 노드 뒤로 새로운 노드가 끼어들어왔는지 알기 위해 next 노드를 다시 읽어온다.
  • 코드 라인 41에서 헤드의 다음 노드를 locked=1로 변경하여 다음 노드가 spin에서 깨어나 헤드가 될 수 있게 해준다.
  • 코드 라인 42에서 vcpu_halted -> vcpu_hashed 상태로 변경하는 para-virtual spin-lock 대한 추가 코드이다.
  • 코드 라인 44에서 release: 레이블이다.
  • 코드 라인 48에서 lock을 획득했으므로 mcs 큐에서 대기중인 cpu 수를 감소시킨다.

 

다음 그림은 mcs queue에서 대기하던 cpu들이 spin-lock을 획득하는 순서를 보여준다.

  • mcs queue에서 가장 처음 진입하여 대기하고 있던 cpu는 spin-lock을 획득하기 위해 val->pending과 val->locked가 0이되는 것을 감시한다.

 

락 이벤트 카운터

LOCK_EVENT_COUNTS 커널 옵션을 사용하여 다음 락들에 대해 디버깅 목적의 락 이벤트 카운터를 관리한다. 이들을 보려면 CONFIG_DEBUG_FS 커널 옵션이 준비되어 있을 때 debugfs(디폴트 마운트: /sys/kernel/debug)를 마운트하여 사용하는데 lock_event_counts 디렉토리에서 각 이벤트들을 읽거나 기록할 수 있다.

  • queued spin lock
    • lock_pending
      • pending 카운터
    • lock_slowpath
      • slowpath 진입 카운터
    • lock_use_node2
      • 동일한 cpu에서 context 전환하여 nest 하여 두 번째 spin-lock 요청한 경우
    • lock_use_node3
      • 동일한 cpu에서 context 전환하여 nest 하여 세 번째 spin-lock 요청한 경우
    • lock_use_node4
      • 동일한 cpu에서 context 전환하여 nest 하여 네 번째 spin-lock 요청한 경우
    • lock_no_node
      • 동일한 cpu에서 context 전환하여 nest 하여 다섯 번째 이상에서 spin-lock 요청한 경우 (노드 오버플로우 오류)
  • para-virtual queued spin lock
    • 생략
  • rw semaphore
    • 생략

 


Ticket 방식 spin-lock

다음 그림은 Ticket spin-lock에서 사용하는 arch_spinlock_t 타입과 멤버를 보여준다.

 

arch_spin_trylock() – ARM32

arch/arm/include/asm/spinlock.h

static inline int arch_spin_trylock(arch_spinlock_t *lock)
{
        unsigned long contended, res;
        u32 slock;

        prefetchw(&lock->slock);
        do {
                __asm__ __volatile__(
                "       ldrex   %0, [%3]\n"
                "       mov     %2, #0\n"
                "       subs    %1, %0, %0, ror #16\n"
                "       addeq   %0, %0, %4\n"
                "       strexeq %2, %0, [%3]"
                : "=&r" (slock), "=&r" (contended), "=&r" (res)
                : "r" (&lock->slock), "I" (1 << TICKET_SHIFT)
                : "cc");
        } while (res);

        if (!contended) {
                smp_mb();
                return 1;
        } else {
                return 0;
        }
}

Ticket 방식의 spin lock 획득을 시도한다. lock contension 이 없는 경우 1을 반환하고, lock contension이 있으면 0을 반환한다.

  • 코드 라인 6에서 lock->slock을 미리 캐시에 로드해둔다.
    • pldw 명령을 호출하여 해당 lock 변수를 미리 캐시에 로드한다.
    • 이렇게 미리 로드를 하는 이유는 ldrex 부터 strex 까지의 atomic operation 격으로 동작하는 critical section 영역의 코드를 동작시키는 동안 cpu clock을 적게 소모하게 하여 확률적으로 strex의 실패가 적어지게 유도한다
  • 코드 라인 7~17에서 lock->slock에 ticket 값을 증가시켜 atomic 기록한다.
    • 한 번이라도 실패하는 경우 contended가 1로 설정된다.
  • 코드 라인 19~24에서 lock contension 이 없는 경우 1을 반환하고, lock contension이 있으면 0을 반환한다.

 

티켓 기록 규칙
  • tickets.next 와 tickets.owner가 같으면 아무도 spin_lock을 획득하지 않은 상태(contended == 0)이므로 성공리에 spin_lock을 획득하는 조건이된다.
  • spin lock 획득이 성공하면 tickets.next를 1 증가시킨 후 lock 변수에 저장한다.
  • res가 0이 아닌 경우는 strex 명령으로 저장을 시도 했을 때 실패한 경우이므로 atomic operation을 완료하기 위해 다시 재시도한다.
  • tickets.owner와 tickets.next의 증감 규칙
    • spin_lock을 누군가 획득하는 경우 tickets.next가 1 증가된다.
    • spin_lock을 해제하는 경우 tickets.owner를 1 증가한다.
  • tickets 비트 규칙
    • next: msb 16bits – lock에서 증가(Asm에서 사용), overflow 시 onwer에 영향 없음)
    • owner: lsb 16bits – unlock에서 증가(C에서 사용)

 

어셈블러 문장을 좀 더 로직화하여 편하게 보기위해 바꿔보았다.

prefetch  &lock->slock
do {
        slock =  [&lock->slock]
        res   = #0
        contended = (tickets.owner != tickets.next)
        if (contended == 0)  {
                tickets.next++
                [&lock->slock] = slock  (결과값은 res에 저장)
        }
} while (res)

 

arch_spin_lock() – ARM32

arch/arm/include/asm/spinlock.h

/*
 * ARMv6 ticket-based spin-locking.
 *
 * A memory barrier is required after we get a lock, and before we
 * release it, because V6 CPUs are assumed to have weakly ordered
 * memory.
 */
static inline void arch_spin_lock(arch_spinlock_t *lock)
{
        unsigned long tmp;
        u32 newval;
        arch_spinlock_t lockval;
        
        prefetchw(&lock->slock);
        __asm__ __volatile__(
"1:     ldrex   %0, [%3]\n"
"       add     %1, %0, %4\n"
"       strex   %2, %1, [%3]\n"
"       teq     %2, #0\n"
"       bne     1b"
        : "=&r" (lockval), "=&r" (newval), "=&r" (tmp)
        : "r" (&lock->slock), "I" (1 << TICKET_SHIFT)
        : "cc"); 

        while (lockval.tickets.next != lockval.tickets.owner) { 
                wfe(); 
                lockval.tickets.owner = READ_ONCE(lock->tickets.owner);
        }

        smp_mb();
}

Ticket 방식의 spin lock을 획득한다. 다른 스레드들이 spin lock을 획득한 경우 자기 차례가 올 때까지 spin 한다.

  • 코드 라인 7에서 lock->slock을 미리 캐시에 로드해둔다
  • 코드 라인 8~16에서 인라인 어셈블리 문장은 atomic operation으로 lock->tickets.next++ 를 수행한것이다.
  • 코드 라인 18~21에서 lock을 획득할 때까지 spin 한다.
    • 값을 증가시키기 전의 lockval.tickets.next와 lockval.tickets.owner가 다른 경우는 이 루틴을 들어오기 전에 이미 lock이 걸려 있었다는 경우로 루프를 돌며 대기 상태로 빠진다.
    • 대기 상태를 빠지는 방법은 다른 CPU에서 arch_spin_unlock()을 호출할 때 sev 명령을 수행하는데 이 이벤트를 수신하여 wfe(wait for event) 함수를 탈출한다.
    • wfe()를 탈출한 후에 lockval.tickets.owner를 갱신 받아 다시 while()문의 조건이 부합될 때까지 루프를 돌며 기다린다.
      • 자기 순번이 올 때까지 (다른 CPU에서 arch_spin_unlock()을 호출할 때 owner 값을 증가시켜 내가 가진 next 값과 동일할 때까지) 루프를 탈출할 수 없다.
  • 코드 라인 23에서 lock->slock의 기록 순서를 보호하기 위해 메모리 베리어를 수행한다.

 

어셈블러 문장을 좀 더 로직화하여 편하게 보기위해 바꿔보았다.

prefetch  &lock->slock
do {
        lockval = [&lock->slock]
        newval = lockval.next + 1
        [&lock->slock] = newval (strex에 대한 결과값은 tmp에 저장)
while (tmp)

 

arch_spin_unlock() – ARM32

arch/arm/include/asm/spinlock.h

static inline void arch_spin_unlock(arch_spinlock_t *lock)
{
        smp_mb();
        lock->tickets.owner++;
        dsb_sev();
}

Ticket 방식의 spin lock을 획득 해제한다.

  • 코드 라인 3에서 lock 변수의 로드 순서를 후 순위 보장하기 위해 메모리 베리어를 수행한다.
  • 코드 라인 4에서 owner 티켓을 증가시킨다.
    • 여기서 락 변수를 atomic operation을 이용하지 않고 대범(?)하게 증가 시킨 이유
      • 락 획득 시에는 CPU들 끼리 경쟁을 하므로 atomic inc가 중요하지만 락을 헤제 시에는 락 오너만이 해제하므로(경쟁을 하지 않음) atomic inc를 해야 할 이유가 없다.
  • 코드 라인 5에서 혹시 wfe 명령을 사용하여 대기 중인 spinner가 있으면 wfe(wait for event) 상태에서 빠져나오게 한다.

 

arch_spin_is_locked() – ARM32

arch/arm/include/asm/spinlock.h

static inline int arch_spin_is_locked(arch_spinlock_t *lock)
{
        return !arch_spin_value_unlocked(READ_ONCE(*lock));
}

unlock 상태를 판별하여 반대로 리턴한다.

  • READ_ONCE()
    • 인수의 사이즈에 따라 volatile 방식으로 읽어온다.

 

arch_spin_value_unlocked() – ARM32

arch/arm/include/asm/spinlock.h

static inline int arch_spin_value_unlocked(arch_spinlock_t lock)
{
        return lock.tickets.owner == lock.tickets.next;
}

락 카운터인 ticket.owner와 ticket.next가 같은 경우가 unlock 상태이다.

  • 기존 spinlock 구현 방식에서는 lock과 unlock시 lock 변수의 증/감 상태로 lock/unlock 상태를 알았었는데 ticket based spinlock이 구현되면서 lock/unlock 상태 여부는 tickets.owner와 tickets.next 값의 동일 여부로 확인할 수 있게 바뀌었다.

 

Ticket based spinlock 에서 ticket 값 추적

  • 3개의 CPU에서 중첩이 되어 2 개의 CPU에서 spinning을 하는 과정에서 lock 값이 변화되는 것을 보였다.
    • global lock 변수는 메모리에 위치한 lock 값
    • local lock 변수는 arch_spin_lock() 루틴에서 임시로 lock을 획득할 때까지만 사용하는 레지스터이다.
  • 1) 초기 lock 값을 next와 owner 100부터 시작하였다.
    • 100 번 spin_lock()과 spin_unlock()을 반복한 것과 동일하다.
  • 2) CPU-A가 lock이 없는 상태에서 lock 획득을 시도한다. 이 때 성공하면 ticket.next를 증가시키고 critical section에 진입한다.
  • 3) CPU-B가 arch_spin_try_lock()을 시도했다가 실패 한 후 arch_spin_lock()에 진입하여 local lock 변수에 자기 순번을 의미하는 global lock 변수의 ticket.next(101) 값을 받아오고 global lock 변수의 tickets.next는 102로 증가시킨 후 spinning(wfe를 포함하여)한다.
  • 4) CPU-C도 arch_spin_try_lock()을 시도했다가 실패 한 후 arch_spin_lock()에 진입하여 local lock 변수에 자기 순번을 의미하는 global lock 변수의 ticket.next(102) 값을 받아오고 global lock 변수의 tickets.next는 103으로 증가시킨 후 spinning(wfe를 포함하여)한다.
  • 5) CPU-A가 unlock하면서 global tickets.owner를 101로 증가시키고 sev를 호출한다. 이 때 CPU-B는 sev 명령에 의해 wfe 명령에서 깨어나고 global tickets.owner(101)가 자기 순번인 local tickets.next(101)가 동일하기 때문에 spin 루프를 빠져나가면서 critical section에 진입하게 된다.
  • 6) CPU-B도 unlock하면서 global tickets.owner를 102로 증가시키고 sev를 호출한다. 이 때 CPU-C는 sev 명령에 의해 wfe 명령에서 깨어나고 global tickets.owner(102)가 자기 순번인 local tickets.next(102)가 동일하기 때문에 spin 루프를 빠져나가면서 critical section에 진입하게 된다.
  • 7) CPU-C가 unlock하면서 global tickets.owner를 103으로 증가시키고  sev를 호출한다. 하지만 wfe에서 대기하고 있는 CPU가 없어서 깨어날 CPU가 없어서 무시된다.
    • tickets.next와 tickets.owner는 동일하게 103인 상태가 되며 이는 unlock 상태임을 의미한다.
  • 녹색 박스는 critical section을 의미하며 CPU-A, B, C 간에 서로 중첩되지 않음을 확인할 수 있다.

 


Lock 디버깅을 위한 Lockdep 코드 관련

lock_acquire()

kernel/locking/lockdep.c

void lock_acquire(struct lockdep_map *lock, unsigned int subclass,
                          int trylock, int read, int check,
                          struct lockdep_map *nest_lock, unsigned long ip)
{
        unsigned long flags;

        if (unlikely(current->lockdep_recursion))
                return;

        raw_local_irq_save(flags);
        check_flags(flags);

        current->lockdep_recursion = 1;
        trace_lock_acquire(lock, subclass, trylock, read, check, nest_lock, ip);
        __lock_acquire(lock, subclass, trylock, read, check,
                       irqs_disabled_flags(flags), nest_lock, ip, 0);
        current->lockdep_recursion = 0;
        raw_local_irq_restore(flags);
}
EXPORT_SYMBOL_GPL(lock_acquire);

 

lock_release()

kernel/locking/lockdep.c

void lock_release(struct lockdep_map *lock, int nested,
                          unsigned long ip)
{
        unsigned long flags;

        if (unlikely(current->lockdep_recursion))
                return;

        raw_local_irq_save(flags);
        check_flags(flags);
        current->lockdep_recursion = 1;
        trace_lock_release(lock, ip);
        __lock_release(lock, nested, ip);
        current->lockdep_recursion = 0;
        raw_local_irq_restore(flags);
}

 


Spin-lock 변형

 

Interrupt context에서의 spin-lock

dead-lock 이외에도 lock을 소유한 상태에서 interrupt 되고 동일한 lock을 호출하는 루틴으로 들어가는 경우 spin되어 빠져나오지 못하게 된다. 따라서 spinlock을 사용 시에는 최우선적으로 local cpu에 대해 interrupt를 disable할 수 있는 함수가 유용하다.

  • spin_trylock_irq()
  • spin_lock_irq()
  • spin_unlock_irq()
  • spin_lock_irqsave()
  • spin_unlock_irqrestore()

 

bottom-half context에서의 spin-lock

  • spin_trylock_bh()
  • spin_lock_bh()
  • spin_unlock_bh()

 


기타 매크로

define 문

arch/arm/include/asm/spinlock.h

#define WFE(cond)   __ALT_SMP_ASM("wfe" cond, "nop")
#define SEV     __ALT_SMP_ASM(WASM(sev), WASM(nop))

부트 타임에 SMP 시스템인 경우 wfe 및 sev 명령을 사용하게 하고, 그렇지 않은 경우 아무 일도 하지 않는 nop 명령을 수행하게 한다.

 

#define isb(option) __asm__ __volatile__ ("isb " #option : : : "memory")
#define dsb(option) __asm__ __volatile__ ("dsb " #option : : : "memory")
#define dmb(option) __asm__ __volatile__ ("dmb " #option : : : "memory")

 

__ALT_SMP_ASM()

arch/arm/include/asm/processor.h

#define __ALT_SMP_ASM(smp, up)                      	\
    "9998:  " smp "\n"                      			\
    "   .pushsection \".alt.smp.init\", \"a\"\n"      \
    "   .long   9998b\n"                    			\
    "   " up "\n"                       			\
    "   .popsection\n"

 


구조체 타입

spinlock_t

include/linux/spinlock_types.h

typedef struct spinlock {
        union {
                struct raw_spinlock rlock;

#ifdef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC
# define LOCK_PADSIZE (offsetof(struct raw_spinlock, dep_map))
                struct {
                        u8 __padding[LOCK_PADSIZE];
                        struct lockdep_map dep_map;
                };
#endif
        };
} spinlock_t;

lock 디버깅용 커널이 아니면  rlock 멤버 하나만 사용한다.

 

raw_spinlock_t

include/linux/spinlock_types.h

typedef struct raw_spinlock {
        arch_spinlock_t raw_lock;
#ifdef CONFIG_DEBUG_SPINLOCK
        unsigned int magic, owner_cpu;
        void *owner;
#endif
#ifdef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC
        struct lockdep_map dep_map;
#endif
} raw_spinlock_t;

디버그 용도이외에는 raw_lock 멤버 하나만 사용한다.

 

arch_spinlock_t – GENERIC(ARM64 포함)

include/asm-generic/qspinlock_types.h

typedef struct qspinlock {
        union {
                atomic_t val;

                /*
                 * By using the whole 2nd least significant byte for the
                 * pending bit, we can allow better optimization of the lock
                 * acquisition for the pending bit holder.
                 */
#ifdef __LITTLE_ENDIAN
                struct {
                        u8      locked;
                        u8      pending;
                };
                struct {
                        u16     locked_pending;
                        u16     tail;
                };
#else
                struct {
                        u16     tail;
                        u16     locked_pending;
                };
                struct {
                        u8      reserved[2];
                        u8      pending;
                        u8      locked;
                };
#endif
        };
} arch_spinlock_t;

queued spin-lock 구현에 사용한 arch_spnlock_t 타입이다.

  • val
    • 32bit spin-lock 값 (유니온 타입으로 아래 값들을 모두 포함한 값이다)
  • locked
    • 락 여부로 lock=1, unlock=0
  • pending
    • 두 번째 spin-lock 요청자가 대기 중인지 여부를 나타낸다. 1=pending, 0=no pending
  • locked_pending
    • 위의 locked 비트들과 pending 비트들이 같이 16바이트로 구성된 값이다.
  • tail
    • mcs queue에 대기하는 가장 마지막 cpu와 인덱스(tail_idx) 값이 담겨있다.
    • 단 cpu 번호는 1부터 시작하므로 cpu 0번의 경우 1 값이 사용된다. (based 1)

 

arch_spinlock_t – ARM32

arch/arm/include/asm-generic/qspinlock_types.h

typedef struct {
        union {
                u32 slock;
                struct __raw_tickets {
#ifdef __ARMEB__
                        u16 next;
                        u16 owner;
#else
                        u16 owner;
                        u16 next;
#endif
                } tickets;
        };
} arch_spinlock_t;

ticket spin-lock 구현에 사용한 arch_spnlock_t 타입이다.

  • 32bit slock과 tickets.next(msb-16bits)  + tickets.owner(lsb-16bits)가 union으로 묶여 있다.
  • 기존 slock에 대해 ticket을 구현하기 위해 slock을 둘로 나누어 사용하였다.
    • next: lock 획득 시 증가
    • owner: unlock 시 증가
    • lock을 여러 CPU가 요청한 경우 각 CPU들은 자신의 lock 값(lock 획득 당시의 ticket.next 증가 전 값)이 다른데 owner 값과 비교하여 같은 경우 자기 차례가 되어 lock을 획득 할 수 있다.

 

mcs_spinlock 구조체

kernel/locking/mcs_spinlock.h

struct mcs_spinlock {
        struct mcs_spinlock *next;
        int locked; /* 1 if lock acquired */
        int count;  /* nesting count, see qspinlock.c */
};

queued spin-lock 구현에 사용되는 mcs 노드에 대한 구조체이다.

  • *next
    • 다음 mcs spinlock 노드를 가리킨다.
    • locked
      • 1=lock, 0=unlock
    • count
      • 현재 cpu의 nest count로 최대 4

 

qnode 구조체

kernel/locking/qspinlock.c

/*
 * On 64-bit architectures, the mcs_spinlock structure will be 16 bytes in
 * size and four of them will fit nicely in one 64-byte cacheline. For
 * pvqspinlock, however, we need more space for extra data. To accommodate
 * that, we insert two more long words to pad it up to 32 bytes. IOW, only
 * two of them can fit in a cacheline in this case. That is OK as it is rare
 * to have more than 2 levels of slowpath nesting in actual use. We don't
 * want to penalize pvqspinlocks to optimize for a rare case in native
 * qspinlocks.
 */
struct qnode {
        struct mcs_spinlock mcs;
#ifdef CONFIG_PARAVIRT_SPINLOCKS
        long reserved[2];
#endif
};

queued spin-lock 구현에 사용되는 mcs 노드에 대하 구조체이다.

 

참고

11 thoughts to “Spinlock”

  1. lock을 얻기 전에 irq를 disable한다는 건 scheduler timer가 인터럽트를 걸 수 없게끔 하는 거랑 동일한건가요 ?

    그럼 preemption이 아얘 불가능하다고 생각해서요

    아니면 장치의 irp만 disable해서 scheduler는 계속 작동 가능한건가요 ?

  2. 안녕하세요?
    irq의 enable/disable은 각각의 cpu에서 가능합니다. 스케줄틱도 각각의 cpu에서 동작합니다.
    현재 cpu에서만 말씀드리면 local_irq_disable()을 호출하면 먼저 현재 cpu에 대한 인터럽트가 막힙니다.
    당연히 현재 cpu에 대한 스케줄틱도 호출되지 않고, irq를 빠져나갈때마다 호출하는 태스크 스위칭을 결정하는 루틴도 동작하지 않게됩니다.
    따라서 처음 생각하신대로 irq를 disable하면 태스크의 preemption도 불가능합니다
    도움이 되시길 바랍니다.

    1. 답변 감사드립니다. 역시 그렇군요 제가 소스를 잘 못 본건가 irq_disable()과 preemption_disable()이
      겹쳐서 쓴게 있는 거 같은데 굳이 그래야 하나 하고 생각해서 문의 들은거였는데 그렇군요
      irq끝날때마다 context switching이 일어나는 군요 잊고 있었네요

  3. arch_spin_lock() 에서 “어셈블리 문장은 atomic operation으로 lock->tickets.owner++ 를 수행한것이다.” 라고 씌여 있는데,
    arch_spin_unlock() 시에 lock->tickets.owner++ 되는 것 아닌가요?
    해당 시점에서 owner++이 되는 이유가 도무지 이해가 안가는데 설명 부탁드려도 될까요?

    1. 안녕하세요?
      말씀하신 내용이 맞습니다. 제 문장 중에 오류가 있었습니다. 다음과 같이 owner가 아니라 next입니다.
      스핀락을 획득 시 lock->tickets.next가 1 증가되고,
      스핀락을 해제 시 lock->tickets.owner가 1 증가됩니다.
      감사합니다.

      1. 답변정말 감사합니다 🙂
        arch_spin_lock에 대해 한가지 더 질문 드리고 싶은데요

        예를들어 하나의 cpu가 spin_lock을 호출하고 unlock 하지 않은 상황이면 next = owner + 1 일 것입니다.
        이 때, 다른 cpu가 arch_spin_lock()를 호출하여 어셈블리 문장에 의해 next++이 되고 바로 아래의 while()문에 빠지면, 앞선 core가 unlock을 하더라도 여전히 next가 크기때문에 못빠져 나오는 것 아닌가요?(next++이 앞서서 두번 이루어 졌기 때문에 owner++이 한번만 이루어 져서는 next와 owner가 같을 수 없지 않을까요?)

        해당부분을 처음 공부해서 이해가 어려움을 겪고 있습니다ㅠ
        도움 부탁 드립니다

        1. tickets.next가 글로벌값과 로컬 값이 따로 저장되어 비교됩니다.

          중후반 주제 중 “Ticket based spinlock 에서 ticket 값 추적”에 있는 그림을 보시면 글로벌과 로컬 값 비교 부분이 보일것 입니다.
          아마 글로벌 티켓 값과 로컬 티켓 값에 대해 더 정확히 파악하시면 이해가 가시리라 봅니다.

          질문 하신 내용 중에 생각하고 계신 부분과 다른 점은 다음과 같습니다.
          하나의 cpu가 spin_lock을 호출하고 unlock 하지 않은 상황이면 로컬 next = 글로벌 owner + 1 일 것입니다.
          이 때, 다른 cpu가 arch_spin_lock()를 호출하여 어셈블리 문장에 의해 로컬 next 값도 글로벌 owner + 1과 동일합니다.
          즉, 두 cpu의 로컬 next 값은 동일합니다.

          여기까지 파악되시면 루프 탈출 조건을 이해하시리라 봅니다.

          감사합니다.

          1. 답변 주셔서 감사합니다.
            이해에 큰 도움이 되었습니다 🙂

    1. 도메인이 변경되었구요. 링크한 블로그들이 종종 사라지거나 변경되곤 합니다. ^^

      알려주셔서 감사합니다.

  4. 스핀락(특히 queued spinlock)을 이해하는데 큰 도움이 됐습니다.
    이렇게 보석같은 포스트를 꾸준히 올려주시는 문영일 선배님께 깊히 감사드립니다.

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