带有数据库的网站模板,海安公司网站建设,怎么知道网站的空间是谁做的,外贸软件排行榜前十名1、不可抢占RCU
如果我们的需求是“不管内核是否编译了可抢占RCU#xff0c;都要使用不可抢占RCU”#xff0c;那么应该使用不可抢占RCU的专用编程接口。 读者使用函数rcu_read_lock_sched()标记进入读端临界区#xff0c;使用函数rcu_read_unlock_ sched()标记退出读端临界…1、不可抢占RCU
如果我们的需求是“不管内核是否编译了可抢占RCU都要使用不可抢占RCU”那么应该使用不可抢占RCU的专用编程接口。 读者使用函数rcu_read_lock_sched()标记进入读端临界区使用函数rcu_read_unlock_ sched()标记退出读端临界区。读端临界区可以嵌套。 在读端临界区里面应该使用宏rcu_dereference_sched(p)访问指针这个宏封装了数据依赖屏障即只有阿尔法处理器需要的读内存屏障。 写者可以使用下面4个函数。 1使用函数synchronize_sched()等待宽限期结束即所有读者退出读端临界区然后写者执行下一步操作。这个函数可能睡眠。 2使用函数synchronize_sched_expedited()等待宽限期结束。和函数synchronize_sched()的区别是该函数会向其他处理器发送处理器间中断请求强制宽限期快速结束。 3使用函数call_rcu_sched()注册延后执行的回调函数把回调函数添加到RCU回调函数链表中立即返回不会阻塞。 4使用函数rcu_barrier_sched()等待使用call_rcu_sched注册的所有回调函数执行完。这个函数可能睡眠。 不可抢占 RCU 通过以下事件观察到静止状态。 1进程调度器调度进程。因为不可抢占 RCU 的读端临界区禁止内核抢占所以进程调度器不会在读端临界区里面调度进程。如果进程调度器调度进程处理器一定不在读端临界区里面。 2当前进程正在用户模式下运行。 3处理器空闲正在执行空闲线程。 2、加速版不可抢占RCU
加速版不可抢占RCU在软中断很多的情况下可以缩短宽限期。
读者使用函数rcu_read_lock_bh()标记进入读端临界区使用函数rcu_read_unlock_bh()标记退出读端临界区。读端临界区可以嵌套。
在读端临界区里面应该使用宏rcu_dereference_bh(p)访问指针这个宏封装了数据依赖屏障即只有阿尔法处理器需要的读内存屏障。
写者可以使用下面4个函数。
1使用函数synchronize_rcu_bh()等待宽限期结束即所有读者退出读端临界区然后写者执行下一步操作。这个函数可能睡眠。
2使用函数synchronize_rcu_bh_expedited()等待宽限期结束。和函数synchronize_rcu_ bh()的区别是该函数会向其他处理器发送处理器间中断请求强制宽限期快速结束。
3使用函数call_rcu_bh注册延后执行的回调函数把回调函数添加到RCU回调函数链表中立即返回不会阻塞。
4使用函数rcu_barrier_bh()等待使用call_rcu_bh注册的所有回调函数执行完。这个函数可能睡眠。 加速版不可抢占 RCU 通过以下事件观察到静止状态。
1执行完软中断。因为 RCU-bh 的读端临界区禁止软中断所以进程在读端临界区里面不会被软中断抢占。考虑到软中断也可能执行读端临界区所以执行完软中断的时候 处理器一定不在读端临界区里面。
2当前进程正在用户模式下运行。
3处理器空闲正在执行空闲线程。
4处理器没有执行软中断或没有禁止软中断的代码区域。
3、链表操作的RCU版本
RCU最常见的使用场合是保护大多数时候读的双向链表。内核实现了链表操作的RCU版本这些操作封装了内存屏障。
内核实现了4种双向链表。
1链表“list_head”。
2链表“hlist”和链表“list_head”相比优势是头节点只有一个指针节省内存。
3链表“hlist_nulls”。hlist_nulls是hlist的变体区别是链表hlist的结束符号是一个空指针链表hlist_nulls的结束符号是“ (1UL | (((long)value) 1)) ”最低位为1value是嵌入的值比如散列桶的索引。
4链表“hlist_bl”。hlist_bl是hlist的变体链表头节点的最低位作为基于位的自旋锁保护链表。 链表“list_head”常用的操作如下。
1list_for_each_entry_rcu(pos, head, member)
遍历链表这个宏封装了只有阿尔法处理器需要的数据依赖屏障。
2void list_add_rcu(struct list_head *new, struct list_head *head)
把节点添加到链表首部。
3void list_add_tail_rcu(struct list_head *new, struct list_head *head)
把节点添加到链表尾部。
4void list_del_rcu(struct list_head *entry)
把节点从链表中删除。
5void list_replace_rcu(struct list_head *old, struct list_head *new)
用新节点替换旧节点。 链表“hlist”常用的操作如下。
1hlist_for_each_entry_rcu(pos, head, member)
遍历链表。
2void hlist_add_head_rcu(struct hlist_node *n, struct hlist_head *h)
把节点添加到链表首部。
3void hlist_add_tail_rcu(struct hlist_node *n, struct hlist_head *h)
把节点添加到链表尾部。
4void hlist_del_rcu(struct hlist_node *n)
把节点从链表中删除。
5void hlist_replace_rcu(struct hlist_node *old, struct hlist_node *new)
用新节点替换旧节点。 链表“hlist_nulls”常用的操作如下。
1hlist_nulls_for_each_entry_rcu(tpos, pos, head, member)
遍历链表。
2void hlist_nulls_add_head_rcu(struct hlist_nulls_node *n, struct hlist_nulls_head *h)
把节点添加到链表首部。
3void hlist_nulls_add_tail_rcu(struct hlist_nulls_node *n, struct hlist_nulls_head *h)
把节点添加到链表尾部。
4void hlist_nulls_del_rcu(struct hlist_nulls_node *n)
把节点从链表中删除。 链表“hlist_bl”常用的操作如下。
1hlist_bl_for_each_entry_rcu(tpos, pos, head, member)
遍历链表。
2void hlist_bl_add_head_rcu(struct hlist_bl_node *n, struct hlist_bl_head *h)
把节点添加到链表首部。
3void hlist_bl_del_rcu(struct hlist_bl_node *n)
把节点从链表中删除。
4、slab缓存支持RCU
创建slab缓存的时候可以使用标志SLAB_TYPESAFE_BY_RCU旧的名称是SLAB_ DESTROY_BY_RCU延迟释放slab页到RCU宽限期结束例如 struct kmem_cache *anon_vma_cachep; anon_vma_cachep kmem_cache_create(anon_vma, sizeof(struct anon_vma), 0, SLAB_TYPESAFE_BY_RCU|SLAB_PANIC|SLAB_ACCOUNT, anon_vma_ctor); 注意标志SLAB_TYPESAFE_BY_RCU只会延迟释放slab页到RCU宽限期结束但是不会延迟对象的释放。当调用函数kmem_cache_free()释放对象时对象的内存被释放了可能立即被分配给另一个对象。如果使用散列表新的对象可能加入不同的散列桶。所以查找对象的时候一定要小心。 针对使用函数kmalloc()从通用slab缓存分配的对象提供了函数“kfree_rcu(ptr, rcu_ head)”来延迟释放对象到RCU宽限期结束参数rcu_head是指针ptr指向的结构体里面类型为“struct rcu_head”的成员的名称。例如 typedef struct { struct list_head link; struct rcu_head rcu; int key; int val; } test_entry; test_entry *p; p kmalloc(sizeof(test_entry), GFP_KERNEL); … kfree_rcu(p, rcu); 举例说明假设对象从设置了标志SLAB_TYPESAFE_BY_RCU的slab缓存分配内存对象加入散列表散列表如下 struct hlist_nulls_head table[TABLE_SIZE]; 初始化散列桶的时候把散列桶索引嵌入到链表结束符号中其代码如下 for (i 0; i TABLE_SIZE; i) { INIT_HLIST_NULLS_HEAD(table[i], i); } 查找对象的算法如下 1 head table[slot]; 2 rcu_read_lock(); 3 begin: 4 hlist_nulls_for_each_entry_rcu(obj, node, head, hash_node) { 5 if (obj-key key) { 6 if (!atomic_inc_not_zero(obj-refcnt)) { 7 goto begin; 8 } 9 10 if (obj-key ! key) { 11 put_ref(obj); 12 goto begin; 13 } 14 goto out; 15 } 16 17 if (get_nulls_value(node) ! slot) { 18 goto begin; 19 } 20 obj NULL; 21 22 out: 23 rcu_read_unlock(); 第68行代码找到对象以后如果引用计数不是0把引用计数加一如果引用计数是0表示对象已经被释放应该在散列桶中重新查找对象。 第1013行代码把引用计数加1以后需要重新比较关键字。如果关键字不同说明对象的内存被释放以后立即分配给新的对象应该在散列桶中重新查找对象。 第1719行代码如果遍历完一个散列桶没有找到对象那么需要比较链表结束符号中嵌入的散列桶索引。如果不同说明对象的内存被释放以后立即分配给新的对象新对象的散列值不同加入了不同的散列桶。需要在散列桶中重新查找对象。 插入对象的算法如下 obj kmem_cache_alloc(cachep); if (obj NULL) { return -ENOMEM; } obj-key key; atomic_set(obj-refcnt, 1); lock_chain(); /* 通常是spin_lock() */ hlist_nulls_add_head_rcu(obj-hash_node, table[slot]); unlock_chain(); /* 通常是spin_unlock() */ 删除对象的算法如下 if (atomic_dec_and_test(obj-refcnt)) { lock_chain(); /* 通常是spin_lock() */ hlist_nulls_del_rcu(obj-hash_node); unlock_chain(); /* 通常是spin_unlock() */ kmem_cache_free(cachep, obj); }
RCU在内核源码中的使用可以阅读trie路由模块。
