Spinlock

특징

  • critical section에 각 프로세스의 동시 접근을 못하게 금지 하는 수단.
    • 최근 구현에 따른 차이를 말하면 critical section에서는 어떠한 구현 방법도 동시 접근을 못하게 금지 한다.
      • preemption도 금지 시키고 cpu 끼리도 동시에 진입못하게 하여 동기화를 구현한다.
      • spinlock을 소유한 cpu는 critical section에서 preemption이 정지되면 스케쥴링이 일어나지 않아 스레드에 대한 문맥 교환이 일어나지 않는다
        • critical section 내에서 오랜 시간동안 머무르면 다른 스레드 역시 이 critical section 내부를 접근하지 못하고 대기되며 비효율적이다.
        • 따라서 최소한의 시간내에 사용을 마치고 lock을 풀어줘야 한다.
    • 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.
        • 초창기 kernel preemption이 전혀 구현되지 않았을 때에는 UP 시스템에서는 당연히 아무것도 하지 않았었다.
      • SMP + LHP(Lock-holder Preemption) 방식에서는 spin 하는 동안에는 preemption을 막지 않는다.
      • SMP + ticket 방식에서는 preemption을 막는다. (최신 구현)
    • spin_lock() 확장 명령 중에는 인터럽트까지도 막는 명령도 있다.
      • spin_lock_irq() or spin_lock_irqsave()
  • lock을 획득하고 critical section에 진입이 가능해질 때까지 lock 카운터 변수를 확인하면서 루프를 돌며 lock이 풀릴 때까지 기다린다.
    • 예전 구현에서는 32비트 락 카운트 변수가 0이 될때까지 기다린다.
    • 현재는 ticket 방식을 도입하여(LHP 구현에서도) 32비트 락 카운터를 16비트씩 둘로 나누어 ticket.next(lock 카운터)와 ticket.owner(unlock 카운터)를 서로 증가시켜 둘이 동일한(unlock) 상태가 되는 때까지 기다린다.
  • 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.
  • spinlock은 interrupt context 뿐 아니라 어디서나 사용할 수 있는 lock.
    • mutex, semaphore등 조건에 따라 sleep 상태로 전환(sleepable wait)될 수 있으므로 이러한 lock은 interrupt context에서는 사용할 수 없다.

 

 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.
  • UP와는 관련 없고 SMP와 관련이 있다.

 

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 루프는 문맥교환(context switch)보다 더 효율적으로 또는 더 빠르게 루프를 빠져 나가게 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

  • 2009 Kernel summit에서 결정된 사항으로 RT 커널을 지원하면서 spinlock이 preemption이 가능해졌다. 그러나 호환을 위해 기존 non-preemptible spinlock에 대한 명명이 필요해서 non-premptible lock을 raw_spin_lock이라는 이름을 사용하기로 하였다. 아울러 일부 preemption이 되면 안되는 spin_lock(raw_spin_lock으로 이전됨)을 제외하고 많은 spin_lock들이 preemption이 가능한 새로운 mutex 기반으로 이전되고 있다.
  • spinlock에 대한 명명은 다음 3단계로 이루어진다.
  • 1) spinlock:
    • the weakest one, which might sleep in RT
  • 2) raw_spinlock:
    • spinlock which always spins even on RT
    • raw_spin_lock -> _raw_spin_lock -> __raw_spin_lock 으로 구현되었다.
  • 3) arch_spinlock:
    • the hardware level architecture dependent implementation

 

3가지 구현 방법: UP vs LHP vs Ticket

  • UP인 경우 __LOCK()을 호출하여 preemption만 disable하고 lock 카운터만 증가시킨다.
  • LHP(Lock-Holder Preemption) 방식은 lock 획득이 안되면 획득이 가능해질 때까지  preempt_enable() 한다. 즉 대기 시간 동안 preemption 가능하다.
  • LHP는 실제로 critical section 구간에서 preemption되는 것은 아니고 lock이 spin 시 가능하다는 뜻이다. 즉 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.
  • 최근 구현은 SMP + Ticket을 사용한다. (rpi2)

spinlock2b

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()

  • 아직 리눅스 mainline은 PREEMPT_RT가 지원되지 않으므로 spin_lock()은 preemption이 되지 않는 기존의 코드가 옮겨간 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.

 

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

 

/*
 * 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() – (LHP)

  • 아래 그림과 같이 critical section에서는 preemption이 불가능하지만 루프를 돌며 spin하는 동안은 preemption이 가능한 구조이다.
  • LHP에서 ticket 카운터인 ticket.next와 ticket.owner 필드는 여기에서도 사용한다. 다만 공평하게 먼저 진입한 lock owner를 판별하는 기능은 사용하지 않는다.

lhp-1

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;                                         \
}                                                                       \
                                                                        \
unsigned long __lockfunc __raw_##op##_lock_irqsave(locktype##_t *lock)  \
{                                                                       \
        unsigned long flags;                                            \
                                                                        \
        for (;;) {                                                      \
                preempt_disable();                                      \
                local_irq_save(flags);                                  \
                if (likely(do_raw_##op##_trylock(lock)))                \
                        break;                                          \
                local_irq_restore(flags);                               \
                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;                                         \
        return flags;                                                   \
}                                                                       \
                                                                        \
void __lockfunc __raw_##op##_lock_irq(locktype##_t *lock)               \
{                                                                       \
        _raw_##op##_lock_irqsave(lock);                                 \
}                                                                       \
                                                                        \
void __lockfunc __raw_##op##_lock_bh(locktype##_t *lock)                \
{                                                                       \
        unsigned long flags;                                            \
                                                                        \
        /*                                                      */      \
        /* Careful: we must exclude softirqs too, hence the     */      \
        /* irq-disabling. We use the generic preemption-aware   */      \
        /* function:                                            */      \
        /**/                                                            \
        flags = _raw_##op##_lock_irqsave(lock);                         \
        local_bh_disable();                                             \
        local_irq_restore(flags);                                       \
}                                                                       \
BUILD_LOCK_OPS(spin, raw_spinlock);
BUILD_LOCK_OPS(read, rwlock);
BUILD_LOCK_OPS(write, rwlock);
  • 위의 마지막 3줄 BUILD_LOCK_OPS() 매크로를 사용하여 다음 12개의 함수들이 만들어진다.
    • __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()
  • likely(do_raw_##op##_trylock(lock)))
    • 높은 확률로 do_raw_spin_trylock() 함수가 true가 될 수 있다고 판단하여 likely 함수를 사용하였다.
    • 성능이 요구되는 함수들은 캐시와 관련되어 여러 가지 optimization 방법을 사용한다.
  • if (!(lock)->break_lock)
    • spin하는 동안은 항상 1로 설정된다.
    • raw_spin_in_contended() 함수를 통해 spin 중인지 알아내기 위한 플래그로 사용된다.
  • !raw_spin_can_lock()
    • rock이 이미 걸려 있는 경우 루프를 돈다.
    • !raw_spin_is_locked() 매크로 호출
      • arch_spin_is_locked() 호출
        • !arch_spin_value_unlocked() 호출
          • lock.tickets.owner == lock.tickets.next를 비교 (unlock 상태인지)
  • arch_spin_relax()
    • cpu_relax() 매크로 호출
      • barrier() 매크로 호출
  • break_lock = 0
    • spin에서 빠져나왔으므로 spin 하지 않는다고 플래그를 설정한다.

 

raw_spin_can_lock()

/**
 * 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.
#define raw_spin_is_locked(lock)        arch_spin_is_locked(&(lock)->raw_lock)
  • raw_ -> arch_ 명명 형태로 마지막 아키텍처 쪽에서 lock이 걸려 있는지 여부를 판단을 한다.
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.
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.

 

3) raw_spin_lock() – (Ticket)

  • 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.

spinlock

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);
}
  • spin_acquire()
    • Lockdep 디버깅용 코드
  • LOCK_CONTENDED()
    • 실제 spin lock을 얻기 위해 spin 한다.
    • 내부에서는 do_raw_spin_try_lock() 함수를 먼저 이용해보고 안되면 do_raw_spin_lock() 함수를 호출하여 spin한다.
static inline void __raw_spin_lock_irq(raw_spinlock_t *lock)
{
        local_irq_disable();
        preempt_disable();
        spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 0, _RET_IP_);
        LOCK_CONTENDED(lock, do_raw_spin_trylock, do_raw_spin_lock);
}
  • __raw_spin_lock()과 같으나 local_irq_disable()이 먼저 동작한다.
static inline unsigned long __raw_spin_lock_irqsave(raw_spinlock_t *lock)
{
        unsigned long flags;

        local_irq_save(flags);
        preempt_disable();
        spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 0, _RET_IP_);
        /*
         * On lockdep we dont want the hand-coded irq-enable of
         * do_raw_spin_lock_flags() code, because lockdep assumes
         * that interrupts are not re-enabled during lock-acquire:
         */
#ifdef CONFIG_LOCKDEP
        LOCK_CONTENDED(lock, do_raw_spin_trylock, do_raw_spin_lock);
#else
        do_raw_spin_lock_flags(lock, &flags);
#endif
        return flags;
}
  • __raw_spin_lock_irq()가 irq를 disable하는 것에 반해 이 함수에서는 irq 상태를 복구하기 위해 먼저 상태를 저장하고 irq를 disable한다.
static inline void __raw_spin_unlock_irqrestore(raw_spinlock_t *lock,
                                            unsigned long flags)
{
        spin_release(&lock->dep_map, 1, _RET_IP_);
        do_raw_spin_unlock(lock);
        local_irq_restore(flags);
        preempt_enable();
}
  • spin lock이 해제된 후 __raw_spin_unlock_irqsave() 함수에서 저장한 플래그를 사용하여 local irq 상태를 복구한다.
static inline void __raw_spin_unlock(raw_spinlock_t *lock)
{
        spin_release(&lock->dep_map, 1, _RET_IP_);
        do_raw_spin_unlock(lock);
        preempt_enable();
}

arch_spinlock API

arch_spin_lock()

  • 이 함수는 SMP + Ticket 방식에서 사용한다.

arch/arm/include/asm/spinlock.h

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 = ACCESS_ONCE(lock->tickets.owner);
        }

        smp_mb();
}
  • prefetchw
    • 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
  • 어셈블리 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)
  • 어셈블리 문장은 atomic operation으로 lock->tickets.owner++ 를 수행한것이다.
  • while()
    • 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.

arch_spin_trylock()

  • 이 함수는 SMP 시스템에서 Ticket 방식과 LHP 방식의 구현에서 모두에서 사용된다.
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;
        }
}
  • 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)
  • do while()
    • strex의 실패가 발생 시 다시 재시도하여 atomic operation을 동작
  • if (contended == 0)
    • 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)

arch_spin_unlock()

static inline void arch_spin_unlock(arch_spinlock_t *lock)
{
        smp_mb();
        lock->tickets.owner++;
        dsb_sev();
}
  • lock->tickets.owner++
    • 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.
  • dsb_sev()
    • SMP 머신에서만 유효한 명령으로 spin 되고 있는 다른 CPU에 시그널을 보내어 wfe(wait for event) 상태에서 빠져나오게 한다.

 

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.

spinlock-ticket

 

Lock 디버깅을 위한 Lockdep 코드 관련

lock_acquire() & lock_release()

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);

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 사용 시 interrupt

  • 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.
    • .raw_spin_lock_irq()
    • .raw_spin_unlock_irq()
    • .raw_spin_lock_irqsave()
    • .raw_spin_unlock_irqrestore()

 

기타 매크로

define 문

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

 

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

 

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

 

#define __lockfunc __attribute__((section(".spinlock.text")))

 

ACCESS_ONCE()

/*
 * Prevent the compiler from merging or refetching accesses.  The compiler
 * is also forbidden from reordering successive instances of ACCESS_ONCE(),
 * but only when the compiler is aware of some particular ordering.  One way
 * to make the compiler aware of ordering is to put the two invocations of
 * ACCESS_ONCE() in different C statements.
 *
 * ACCESS_ONCE will only work on scalar types. For union types, ACCESS_ONCE
 * on a union member will work as long as the size of the member matches the
 * size of the union and the size is smaller than word size.
 *
 * The major use cases of ACCESS_ONCE used to be (1) Mediating communication
 * between process-level code and irq/NMI handlers, all running on the same CPU, * and (2) Ensuring that the compiler does not  fold, spindle, or otherwise
 * mutilate accesses that either do not require ordering or that interact
 * with an explicit memory barrier or atomic instruction that provides the
 * required ordering.
 *
 * If possible use READ_ONCE/ASSIGN_ONCE instead.
 */
#define __ACCESS_ONCE(x) ({ \
         __maybe_unused typeof(x) __var = (__force typeof(x)) 0; \
        (volatile typeof(x) *)&(x); })
#define ACCESS_ONCE(x) (*__ACCESS_ONCE(x))
  • volatile을 사용하여 인수로 지정된 주소를 직접 읽어들이게 컴파일러에게 optimization을 하지 않게 지시한다.
    • compiler optimization이 동작하는 경우 해당 주소를 레지스터로 한 번 읽어 온 후 다시 반복하여 읽어 들일 때 값에 변동이 없다고 판단하는 경우 해당 주소(메모리 주소 또는 I/O 주소)를 access하는 과정을 생략하고 기존에 한 번 불러와서 사용했던 레지스터를 사용하게 되면서 문제가 발생될 수 있는 소지가 있을 때에 사용된다.
  • non-scalar type이 들어오면 gcc의 volatile에서 문제가 발생하여 아예 non-sclar type이 들어오는 경우 error가 발생하게 루틴을 추가하였다.
    • non-sclar type(struct, union 등)을 사용해야 하는 경우 READ_ONCE() 또는 ASSIGN_ONCE()등을 사용한다.
    • 참고: ACCESS_ONCE() and compiler bugs

 

구조체 타입

spinlock_t

  • lock 디버깅용 커널이 아니면  raw_spinlock 하나만 사용한다.
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;

 

raw_spinlock_t

  • CONFIG_GENERIC_LOCKBREAK
    • 정의하는 아키텍처가 있고 그렇지 않은 아키텍처가 있으나 ARM 아키텍처에서는 사용되지 않는다.
  • 디버그 용도이외에는 arch_spinlock_t 하나만 사용한다.
typedef struct raw_spinlock {
        arch_spinlock_t raw_lock;

#ifdef CONFIG_GENERIC_LOCKBREAK
        unsigned int break_lock;
#endif
#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;

 

arch_spin_lock_t

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

 

참고

3 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

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