一、本文的目的
在linux下有两种实现数据互斥的基本机制，包括了semaphore（信号量）,spinlock（自旋锁）。这里要说的读写锁(read write lock)是自旋锁的一个变种，与一般的自旋锁的区别是，自旋锁一次只能有一个进程进入临界区，而对读写锁而言，如果进程是读的话，那就可以有多个进程同时进入临界区，而如果是写的话，则只有一个可以。
就现在的linux内核源代码的发行版本而言，已经实现了读写锁的一个类型，就是读者优先的读写锁。（在这个设计中，作为读的请求可以更容易的进入临界区，而写的请求的请求往往容易受阻，这个我在后面会分析），而我要设计的读写锁，则是以写进程为优先的考虑的对象，如果有写的请求发出，则它会在被允许的最快时间内得到响应。这样的好处是在一个由很多客户端以读的权限访问的服务器（如一般的公众服务器），如果管理员对服务器的某些内容或配置进行修改的话，那它的及时性就有可能无法满足。这有时是不可以被接受的。
二、linux现有的读写锁状况
我先来分析现在linux内核源代码中的读写锁的实现方式，这样就可以很容易的理解后面的写者优先的读写锁的设计。
先介绍一个数据结构，这是在读写锁起到重要作用。
(注：下面所有的内核源代码均来自linux 2.4.17，如果与你的现有的内核源代码不同，请你作一些相应的改变就可以了，原理部分没有变化)
typedef struct {
volatile unsigned int lock;
#if SPINLOCK_DEBUG
unsigned magic;
#endif
} rwlock_t;
|
这里的magic是用于调试的，而lock就是允许可以加的读锁数。
这个代码在linux/include/asm-i386/spinlock.h中定义了read_lock和write_lock
static inline void read_lock(rwlock_t *rw)
{
#if SPINLOCK_DEBUG
if (rw->magic != RWLOCK_MAGIC)
BUG();
#endif
__build_read_lock(rw, "__read_lock_failed");
}
static inline void write_lock(rwlock_t *rw)
{
#if SPINLOCK_DEBUG
if (rw->magic != RWLOCK_MAGIC)
BUG();
#endif
__build_write_lock(rw, "__write_lock_failed");
}
|
注意这里有两个参数，一个是rw就是允许的读锁数，而后面一个参数是如果加锁失败的话，处理失败的函数。
在这里真正调用的对write_lock是__build_write_lock_const或__build_write_lock_ptr，对read_lock中调用的是__build_read_lock_const或__build_read_lock_ptr，这里的取决因素是调用参数的操作指令寻址方式。我们这里只看const类
#define __build_write_lock_const(rw, helper) \
asm volatile(LOCK "subl $" RW_LOCK_BIAS_STR ",(%0)\n\t" \
"jnz 2f\n" \
"1:\n" \
".section .text.lock,\"ax\"\n" \
"2:\tpushl %%eax\n\t" \
"leal %0,%%eax\n\t" \
"call " helper "\n\t" \
"popl %%eax\n\t" \
"jmp 1b\n" \
".previous" \
:"=m" (*(volatile int *)rw) : : "memory")
|
这里的RW_LOCK_BIAS_STR就是 "0x01000000"，取这个值的原因是这个值足够大，可以使满足读的请求足够多。
在".section .text.lock,\"ax\"\n" \
".previous" \
中的内容是把这一段的代码汇编到一个叫.text.lock的节中，并且这个节的属性是可重定位和可执行的，这样在代码的执行过程中，因为不同的节会被加载到不同的页面中，所以如果在前面不出现jmp，就在1:处结束了。而call的是在前面的write_lock中所写入的__write_lock_failed，这个函数在arch/asm-i386/kernel/semaphore.c中定义
.align
.globl __write_lock_failed
__write_lock_failed:
" LOCK "addl $" RW_LOCK_BIAS_STR ",(%eax)
1: rep; nop
cmpl $" RW_LOCK_BIAS_STR ",(%eax)
jne 1b
" LOCK "subl $" RW_LOCK_BIAS_STR ",(%eax)
jnz __write_lock_failed
ret
|
这里的LOCK是一个在SMP体系结构中锁住总线，不让其它的CPU访问内存。在这里先" LOCK "addl $" RW_LOCK_BIAS_STR ",(%eax)是为了防止在后面的自旋等待中，不会让后面的读请求受阻，要不然的话，就会出现死锁，这是致命的。而
1: rep; nop
cmpl $" RW_LOCK_BIAS_STR ",(%eax)
jne 1b
|
就是不断的检查锁是否可以得到，得不到就会nop，这种方法可以在不改变lock的值的情况下实现等待，这就不用LOCK，这样的锁住总线了。最后如果得到锁就
" LOCK "subl $" RW_LOCK_BIAS_STR ",(%eax)
|
这样就实现了write_lock的功能。
对读锁也是类似
#define __build_read_lock_const(rw, helper) \
asm volatile(LOCK "subl $1,%0\n\t" \
"js 2f\n" \
"1:\n" \
".section .text.lock,\"ax\"\n" \
"2:\tpushl %%eax\n\t" \
"leal %0,%%eax\n\t" \
"call " helper "\n\t" \
"popl %%eax\n\t" \
"jmp 1b\n" \
".previous" \
:"=m" (*(volatile int *)rw) : : "memory")
|
但这里要注意一点，就是对read_lock而言，只要减1并且只要这个值不为负的话，就可以得到锁了，但rw.lock的值在被初始化的时候就被赋值成了0x01000000，这个值足够大，而要减的很小，所以要获得读锁是很容易的，从理论上说比得到写锁要容易0x01000000倍，这就是我前面说现在在linux内部实现的读写锁是读者优先的。而这个数也让我们容易理解在要获得写锁时，要对这个lock值 减去0x01000000，就是如果有一个读或者写请求在临界区内的话，第二个写请求就无法得到写锁了。
而如果得不到读锁，所要跳的是在read_lock所指明的__read_lock_failed
.align 4
.globl __read_lock_failed
__read_lock_failed:
lock ; incl (%eax)
1: rep; nop
cmpl $1,(%eax)
js 1b
lock ; decl (%eax)
js __read_lock_failed
ret
|
这里的道理与前面的__write_lock_failed中的道理是相似的。
三、写者优先的读写锁的实现
那既然要实现以写者为优先的读写锁，很自然，我们就想到了在读的请求发生时，不先去试图获得读锁，而是去检查有没有写的请求正在等待，如果有写的请求正在等待，则读的请求必须先处于等待状态。让写的请求完成之后，发现已经没有写的请求在等待了，才去试图获得读的锁。
这里我们先来设计rwlock_t这个数据结构，
typedef struct {
volatile unsigned int lock;
#if WLOCK_PRIORITY
volatile unsigned int wlock_waiting;
#endif
#if SPINLOCK_DEBUG
unsigned magic;
#endif
} rwlock_t;
|
这里所增加的这个wlock_waiting就是作为检测是否有写的请求在等待的标志数。如果这个数不等于0则说明已经有写的请求在等待。它的负值的大小决定了写请求等待的个数。
这里我们先修改__build_write_lock_const中
#define __build_write_lock_const(rw, wlock_wait,helper,helper1) \
asm volatile(
"cmpl $0,(%1)\n\t" \
"jnz 3f\n" \
"1:\t" LOCK "subl $" RW_LOCK_BIAS_STR ",(%0)\n\t" \
"jnz 4f\n" \
"2:\n" \
".section .text.lock,\"ax\"\n" \
"3:\tpushl %%ebx\n\t" \
"leal %1,%%ebx\n\t" \
"call " helper1 "\n\t" \
"popl %%ebx\n\t" \
"jmp 1b\n" \
"4:\tpushl %%eax\n\t" \
pushl %%ebx\n\t" \
"leal %0,%%eax\n\t" \
"leal %1,%%ebx\n\t" \
"call " helper "\n\t" \
"popl %%ebx\n\t" \
"popl %%eax\n\t" \
"jmp 2b\n" \
".previous" \
:"=m" (*(volatile int *)rw) ,"=m" (*(volatile int *)wlock_waiting) : : "memory")
|
这里的新增加的wlock_waiting是表示前面所定义的wlock_waiting的地址，这个是地址，而不是值本身，它的原因是指令寻址的方式决定的，为了保证指令的操作在直接对内存，而不是把内存中的数据load到寄存器中，再进行处理后放回到内存中，如果不是这样的话，就有可能使这个变量的在寄存器内的处理时被其它的cpu在它们的寄存器中被改变。而helper1则是知道已经有了写请求在等待得到锁，而跳转的处理地址。这里我取的名字是__read_lock_failed_wlock_wait
.align 4
.globl __read_lock_failed_wlock_wait
__read_lock_failed_wlock_wait:
1: rep; nop
cmpl $0,(%ebx)
jnz 1b
js __read_lock_failed_wlock_wait
ret
|
这里就是不断的检查wlock_waiting的数值是否为0， 如果不是0就要执行空转指令。
而helper就是取前面的__read_lock_failed的名字，但有一点的变化。
.align 4
.globl __read_lock_failed
__read_lock_failed:
lock ; incl (%eax)
1: rep; nop
cmpl $0,(%ebx)
jnz 1b
rep; nop
cmpl $1,(%eax)
js 1b
lock ; decl (%eax)
js __read_lock_failed
ret
|
这里的还是要不断的检查是否有写请求在等待，因为如果不是这样的话，在前面的指令的跳转过程中就有可能有写的请求到来，而我们是要严格的执行写者优先的读写规则。如果在试图得到读锁过程中失败，也要跳转到检查写请求的地址，也是这个原因。
对于写锁的获得也要修改。
#define __build_write_lock_const(rw,wlock_wait, helper) \
asm volatile(LOCK "subl $1,(%1)\n\t" \
LOCK "subl $" RW_LOCK_BIAS_STR ",(%0)\n\t" \
"jnz 2f\n" \
"1:\n"LOCK "addl $1,(%1)\n\t" \
".section .text.lock,\"ax\"\n" \
"2:\tpushl %%eax\n\t" \
"leal %0,%%eax\n\t" \
"call " helper "\n\t" \
"popl %%eax\n\t" \
"jmp 1b\n" \
".previous" \
:"=m" (*(volatile int *)rw) ,"=m" (*(volatile int *)wlock_waiting) : : "memory")
|
这里与在__buil
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