正常
同步原语:Spinlock、InterruptGuard、Mutex、Semaphore
先造基建:四个同步原语
在动手加固之前,得先有趁手的工具。008 新增的 kernel/proc/sync.{hpp,cpp} 一口气造了四个原语,分两层:
text
┌──────────────────────────────────────────────────────┐
│ 上层:阻塞原语(复用调度器 block/unblock,会真睡) │
│ Mutex Semaphore(P/V) │
│ 内部各持一把 Spinlock,只用来护自己的 owner / wait queue │
└────────────────────────┬─────────────────────────────┘
│ 依赖
┌────────────────────────▼─────────────────────────────┐
│ 地基:忙等原语(不睡,死循环抢) │
│ Spinlock ── test-and-set + pause │
│ ├─ guard() 不关中断,只挡别的线程 │
│ └─ irq_guard() 关中断 + 自旋,挡线程也挡中断 │
│ InterruptGuard ── 纯关中断(pushfq/cli/popfq) │
└──────────────────────────────────────────────────────┘从下往上看。
Spinlock:忙等地基
cpp
class Spinlock {
volatile bool locked_ = false;
void acquire() {
while (__atomic_test_and_set(&locked_, __ATOMIC_ACQUIRE)) {
__asm__ volatile("pause");
}
}
void release() {
__atomic_clear(&locked_, __ATOMIC_RELEASE);
}
};__atomic_test_and_set 干一件事:原子地「把 locked_ 置成 1,返回它置之前的旧值」。旧值是 1(别人持着),就继续 while 转;旧值是 0(被我抢到了),就跳出循环往下走。
两个细节值得停下来看。__ATOMIC_ACQUIRE / __ATOMIC_RELEASE 这对内存序,保证的是「acquire 之后的读,看得到 release 之前的写」——临界区里的内存访问不会被 CPU 或编译器重排到锁的外面去,否则你「加了锁」也挡不住别人看到半成品数据。pause 是 x86 给 CPU 的一个提示:「我在自旋等一个变量」。没有它,CPU 会一路猛推测执行,等到锁终于被释放、自己抢到时,会触发一次 memory-order 违规的重罚(流水线冲刷);pause 还顺带大幅降低等待时的功耗。这是 Intel SDM 对 PAUSE 指令用途的明确说明,不是我们瞎加的。
关键在它提供两种 RAII 守卫,这是整章设计的命门:
cpp
// 不碰中断,只挡「别的内核线程」
[[nodiscard]] auto guard() { return Guard(this); } // acquire / release
// 关中断 + 自旋,挡线程也挡中断
[[nodiscard]] auto irq_guard() { return IrqGuard(this); } // pushfq,cli,acquire / release,restore为什么必须有两种?留到「设计现场 A」展开。先记住一句话:这块数据如果会被中断处理路径碰到,就得用 irq_guard(),否则会死锁;只在线程之间共享的,用普通 guard() 就够。
InterruptGuard:纯关中断
cpp
InterruptGuard::InterruptGuard() {
__asm__ volatile("pushfq; popq %0; cli" : "=rm"(saved_flags_)); // 存 RFLAGS,关中断
}
InterruptGuard::~InterruptGuard() {
__asm__ volatile("pushq %0; popfq" : : "rm"(saved_flags_)); // 恢复 RFLAGS
}它不拿锁,只把 RFLAGS 里的 IF 位(中断允许标志,第 9 位,掩码 0x200)清掉,顺便记住原来的值。用在「跟某个中断处理程序共享、但又不需要在多线程之间互斥」的场景——典型就是键盘的环形缓冲。
它对嵌套是安全的:内层 guard 存到的 saved_flags_ 本身就是「IF=0」,所以内层析构时恢复的还是 IF=0,只有最外层析构才把 IF 恢复成进入前的样子。kernel 测试里的 test_nested_guard 专门断言了「内层进去出来,IF 一直是 0;最外层出来,IF 回到原值」。
Mutex / Semaphore:造好了,但这一章还没让它们上岗
sync.hpp 还定义了 Mutex 和 Semaphore:
cpp
class Mutex {
Spinlock spin_; // 只护下面这三个字段,护的时间极短
Task* owner_ = nullptr;
Task* wait_head_ = nullptr; // 侵入式等待队列,借 Task::wait_next 串起来
};它们是阻塞式原语:抢不到锁不忙等,而是把自己挂到等待队列、调 Scheduler::block() 睡过去,由 unlock() / post() 的一方唤醒。Semaphore 是经典 Dijkstra 信号量(wait=P、post=V)。
但这里必须诚实一句:在 008,Mutex 和 Semaphore 只被定义和测试,还没有任何生产代码用它们。你 grep 整个 kernel/(排除 sync.cpp/sync.hpp 自身和测试目录)会发现一个 .lock() 调用都没有——这一章真正上线防护的,全是 Spinlock(guard() 或 irq_guard())、InterruptGuard 和原子计数器。Mutex/Semaphore 是为后面那些需要「真 sleep」的场景(等磁盘、等信号、等条件)预备的弹药。我们仍然要讲它们的实现,因为里面有一条「release-before-block」的纪律太经典、现在就得讲明白——见设计现场 B。记住这个边界,免得你以为 008 已经用上了阻塞锁。