summaryrefslogtreecommitdiffstats
path: root/Documentation/translations/it_IT/kernel-hacking/locking.rst
blob: 5fd8a1abd2be6893e6bcf588745e623032054b76 (plain)
1
2
3
4
5
6
7
8
9
10
11
12
13
14
15
16
17
18
19
20
21
22
23
24
25
26
27
28
29
30
31
32
33
34
35
36
37
38
39
40
41
42
43
44
45
46
47
48
49
50
51
52
53
54
55
56
57
58
59
60
61
62
63
64
65
66
67
68
69
70
71
72
73
74
75
76
77
78
79
80
81
82
83
84
85
86
87
88
89
90
91
92
93
94
95
96
97
98
99
100
101
102
103
104
105
106
107
108
109
110
111
112
113
114
115
116
117
118
119
120
121
122
123
124
125
126
127
128
129
130
131
132
133
134
135
136
137
138
139
140
141
142
143
144
145
146
147
148
149
150
151
152
153
154
155
156
157
158
159
160
161
162
163
164
165
166
167
168
169
170
171
172
173
174
175
176
177
178
179
180
181
182
183
184
185
186
187
188
189
190
191
192
193
194
195
196
197
198
199
200
201
202
203
204
205
206
207
208
209
210
211
212
213
214
215
216
217
218
219
220
221
222
223
224
225
226
227
228
229
230
231
232
233
234
235
236
237
238
239
240
241
242
243
244
245
246
247
248
249
250
251
252
253
254
255
256
257
258
259
260
261
262
263
264
265
266
267
268
269
270
271
272
273
274
275
276
277
278
279
280
281
282
283
284
285
286
287
288
289
290
291
292
293
294
295
296
297
298
299
300
301
302
303
304
305
306
307
308
309
310
311
312
313
314
315
316
317
318
319
320
321
322
323
324
325
326
327
328
329
330
331
332
333
334
335
336
337
338
339
340
341
342
343
344
345
346
347
348
349
350
351
352
353
354
355
356
357
358
359
360
361
362
363
364
365
366
367
368
369
370
371
372
373
374
375
376
377
378
379
380
381
382
383
384
385
386
387
388
389
390
391
392
393
394
395
396
397
398
399
400
401
402
403
404
405
406
407
408
409
410
411
412
413
414
415
416
417
418
419
420
421
422
423
424
425
426
427
428
429
430
431
432
433
434
435
436
437
438
439
440
441
442
443
444
445
446
447
448
449
450
451
452
453
454
455
456
457
458
459
460
461
462
463
464
465
466
467
468
469
470
471
472
473
474
475
476
477
478
479
480
481
482
483
484
485
486
487
488
489
490
491
492
493
494
495
496
497
498
499
500
501
502
503
504
505
506
507
508
509
510
511
512
513
514
515
516
517
518
519
520
521
522
523
524
525
526
527
528
529
530
531
532
533
534
535
536
537
538
539
540
541
542
543
544
545
546
547
548
549
550
551
552
553
554
555
556
557
558
559
560
561
562
563
564
565
566
567
568
569
570
571
572
573
574
575
576
577
578
579
580
581
582
583
584
585
586
587
588
589
590
591
592
593
594
595
596
597
598
599
600
601
602
603
604
605
606
607
608
609
610
611
612
613
614
615
616
617
618
619
620
621
622
623
624
625
626
627
628
629
630
631
632
633
634
635
636
637
638
639
640
641
642
643
644
645
646
647
648
649
650
651
652
653
654
655
656
657
658
659
660
661
662
663
664
665
666
667
668
669
670
671
672
673
674
675
676
677
678
679
680
681
682
683
684
685
686
687
688
689
690
691
692
693
694
695
696
697
698
699
700
701
702
703
704
705
706
707
708
709
710
711
712
713
714
715
716
717
718
719
720
721
722
723
724
725
726
727
728
729
730
731
732
733
734
735
736
737
738
739
740
741
742
743
744
745
746
747
748
749
750
751
752
753
754
755
756
757
758
759
760
761
762
763
764
765
766
767
768
769
770
771
772
773
774
775
776
777
778
779
780
781
782
783
784
785
786
787
788
789
790
791
792
793
794
795
796
797
798
799
800
801
802
803
804
805
806
807
808
809
810
811
812
813
814
815
816
817
818
819
820
821
822
823
824
825
826
827
828
829
830
831
832
833
834
835
836
837
838
839
840
841
842
843
844
845
846
847
848
849
850
851
852
853
854
855
856
857
858
859
860
861
862
863
864
865
866
867
868
869
870
871
872
873
874
875
876
877
878
879
880
881
882
883
884
885
886
887
888
889
890
891
892
893
894
895
896
897
898
899
900
901
902
903
904
905
906
907
908
909
910
911
912
913
914
915
916
917
918
919
920
921
922
923
924
925
926
927
928
929
930
931
932
933
934
935
936
937
938
939
940
941
942
943
944
945
946
947
948
949
950
951
952
953
954
955
956
957
958
959
960
961
962
963
964
965
966
967
968
969
970
971
972
973
974
975
976
977
978
979
980
981
982
983
984
985
986
987
988
989
990
991
992
993
994
995
996
997
998
999
1000
1001
1002
1003
1004
1005
1006
1007
1008
1009
1010
1011
1012
1013
1014
1015
1016
1017
1018
1019
1020
1021
1022
1023
1024
1025
1026
1027
1028
1029
1030
1031
1032
1033
1034
1035
1036
1037
1038
1039
1040
1041
1042
1043
1044
1045
1046
1047
1048
1049
1050
1051
1052
1053
1054
1055
1056
1057
1058
1059
1060
1061
1062
1063
1064
1065
1066
1067
1068
1069
1070
1071
1072
1073
1074
1075
1076
1077
1078
1079
1080
1081
1082
1083
1084
1085
1086
1087
1088
1089
1090
1091
1092
1093
1094
1095
1096
1097
1098
1099
1100
1101
1102
1103
1104
1105
1106
1107
1108
1109
1110
1111
1112
1113
1114
1115
1116
1117
1118
1119
1120
1121
1122
1123
1124
1125
1126
1127
1128
1129
1130
1131
1132
1133
1134
1135
1136
1137
1138
1139
1140
1141
1142
1143
1144
1145
1146
1147
1148
1149
1150
1151
1152
1153
1154
1155
1156
1157
1158
1159
1160
1161
1162
1163
1164
1165
1166
1167
1168
1169
1170
1171
1172
1173
1174
1175
1176
1177
1178
1179
1180
1181
1182
1183
1184
1185
1186
1187
1188
1189
1190
1191
1192
1193
1194
1195
1196
1197
1198
1199
1200
1201
1202
1203
1204
1205
1206
1207
1208
1209
1210
1211
1212
1213
1214
1215
1216
1217
1218
1219
1220
1221
1222
1223
1224
1225
1226
1227
1228
1229
1230
1231
1232
1233
1234
1235
1236
1237
1238
1239
1240
1241
1242
1243
1244
1245
1246
1247
1248
1249
1250
1251
1252
1253
1254
1255
1256
1257
1258
1259
1260
1261
1262
1263
1264
1265
1266
1267
1268
1269
1270
1271
1272
1273
1274
1275
1276
1277
1278
1279
1280
1281
1282
1283
1284
1285
1286
1287
1288
1289
1290
1291
1292
1293
1294
1295
1296
1297
1298
1299
1300
1301
1302
1303
1304
1305
1306
1307
1308
1309
1310
1311
1312
1313
1314
1315
1316
1317
1318
1319
1320
1321
1322
1323
1324
1325
1326
1327
1328
1329
1330
1331
1332
1333
1334
1335
1336
1337
1338
1339
1340
1341
1342
1343
1344
1345
1346
1347
1348
1349
1350
1351
1352
1353
1354
1355
1356
1357
1358
1359
1360
1361
1362
1363
1364
1365
1366
1367
1368
1369
1370
1371
1372
1373
1374
1375
1376
1377
1378
1379
1380
1381
1382
1383
1384
1385
1386
1387
1388
1389
1390
1391
1392
1393
1394
1395
1396
1397
1398
1399
1400
1401
1402
1403
1404
1405
1406
1407
1408
1409
1410
1411
1412
1413
1414
1415
1416
1417
1418
1419
1420
1421
1422
1423
1424
1425
1426
1427
1428
1429
1430
1431
1432
1433
1434
1435
1436
1437
1438
1439
1440
1441
1442
1443
1444
1445
1446
1447
1448
1449
1450
1451
1452
1453
1454
1455
1456
1457
1458
1459
1460
1461
1462
1463
1464
1465
1466
1467
1468
1469
1470
1471
1472
1473
1474
1475
1476
1477
1478
1479
1480
1481
1482
1483
1484
1485
1486
1487
1488
1489
1490
1491
1492
1493
.. include:: ../disclaimer-ita.rst

:Original: :ref:`Documentation/kernel-hacking/locking.rst <kernel_hacking_lock>`
:Translator: Federico Vaga <federico.vaga@vaga.pv.it>

.. _it_kernel_hacking_lock:

==========================================
L'inaffidabile guida alla sincronizzazione
==========================================

:Author: Rusty Russell

Introduzione
============

Benvenuto, alla notevole ed inaffidabile guida ai problemi di sincronizzazione
(locking) nel kernel. Questo documento descrive il sistema di sincronizzazione
nel kernel Linux 2.6.

Dato il largo utilizzo del multi-threading e della prelazione nel kernel
Linux, chiunque voglia dilettarsi col kernel deve conoscere i concetti
fondamentali della concorrenza e della sincronizzazione nei sistemi
multi-processore.

Il problema con la concorrenza
==============================

(Saltatelo se sapete già cos'è una corsa critica).

In un normale programma, potete incrementare un contatore nel seguente modo:

::

          contatore++;

Questo è quello che vi aspettereste che accada sempre:


.. table:: Risultati attesi

  +------------------------------------+------------------------------------+
  | Istanza 1                          | Istanza 2                          |
  +====================================+====================================+
  | leggi contatore (5)                |                                    |
  +------------------------------------+------------------------------------+
  | aggiungi 1 (6)                     |                                    |
  +------------------------------------+------------------------------------+
  | scrivi contatore (6)               |                                    |
  +------------------------------------+------------------------------------+
  |                                    | leggi contatore (6)                |
  +------------------------------------+------------------------------------+
  |                                    | aggiungi 1 (7)                     |
  +------------------------------------+------------------------------------+
  |                                    | scrivi contatore (7)               |
  +------------------------------------+------------------------------------+

Questo è quello che potrebbe succedere in realtà:

.. table:: Possibile risultato

  +------------------------------------+------------------------------------+
  | Istanza 1                          | Istanza 2                          |
  +====================================+====================================+
  | leggi contatore (5)                |                                    |
  +------------------------------------+------------------------------------+
  |                                    | leggi contatore (5)                |
  +------------------------------------+------------------------------------+
  | aggiungi 1 (6)                     |                                    |
  +------------------------------------+------------------------------------+
  |                                    | aggiungi 1 (6)                     |
  +------------------------------------+------------------------------------+
  | scrivi contatore (6)               |                                    |
  +------------------------------------+------------------------------------+
  |                                    | scrivi contatore (6)               |
  +------------------------------------+------------------------------------+


Corse critiche e sezioni critiche
---------------------------------

Questa sovrapposizione, ovvero quando un risultato dipende dal tempo che
intercorre fra processi diversi, è chiamata corsa critica. La porzione
di codice che contiene questo problema è chiamata sezione critica.
In particolar modo da quando Linux ha incominciato a girare su
macchine multi-processore, le sezioni critiche sono diventate uno dei
maggiori problemi di progettazione ed implementazione del kernel.

La prelazione può sortire gli stessi effetti, anche se c'è una sola CPU:
interrompendo un processo nella sua sezione critica otterremo comunque
la stessa corsa critica. In questo caso, il thread che si avvicenda
nell'esecuzione potrebbe eseguire anch'esso la sezione critica.

La soluzione è quella di riconoscere quando avvengono questi accessi
simultanei, ed utilizzare i *lock* per accertarsi che solo un'istanza
per volta possa entrare nella sezione critica. Il kernel offre delle buone
funzioni a questo scopo. E poi ci sono quelle meno buone, ma farò finta
che non esistano.

Sincronizzazione nel kernel Linux
=================================

Se posso darvi un suggerimento: non dormite mai con qualcuno più pazzo di
voi. Ma se dovessi darvi un suggerimento sulla sincronizzazione:
**mantenetela semplice**.

Siate riluttanti nell'introduzione di nuovi *lock*.

Abbastanza strano, quest'ultimo è l'esatto opposto del mio suggerimento
su quando **avete** dormito con qualcuno più pazzo di voi. E dovreste
pensare a prendervi un cane bello grande.

I due principali tipi di *lock* nel kernel: spinlock e mutex
------------------------------------------------------------

Ci sono due tipi principali di *lock* nel kernel. Il tipo fondamentale è lo
spinlock (``include/asm/spinlock.h``), un semplice *lock* che può essere
trattenuto solo da un processo: se non si può trattenere lo spinlock, allora
rimane in attesa attiva (in inglese *spinning*) finché non ci riesce.
Gli spinlock sono molto piccoli e rapidi, possono essere utilizzati ovunque.

Il secondo tipo è il mutex (``include/linux/mutex.h``): è come uno spinlock,
ma potreste bloccarvi trattenendolo. Se non potete trattenere un mutex
il vostro processo si auto-sospenderà; verrà riattivato quando il mutex
verrà rilasciato. Questo significa che il processore potrà occuparsi d'altro
mentre il vostro processo è in attesa. Esistono molti casi in cui non potete
permettervi di sospendere un processo (vedere
:ref:`Quali funzioni possono essere chiamate in modo sicuro dalle interruzioni? <it_sleeping-things>`)
e quindi dovrete utilizzare gli spinlock.

Nessuno di questi *lock* è ricorsivo: vedere
:ref:`Stallo: semplice ed avanzato <it_deadlock>`

I *lock* e i kernel per sistemi monoprocessore
----------------------------------------------

Per i kernel compilati senza ``CONFIG_SMP`` e senza ``CONFIG_PREEMPT``
gli spinlock non esistono. Questa è un'ottima scelta di progettazione:
quando nessun altro processo può essere eseguito in simultanea, allora
non c'è la necessità di avere un *lock*.

Se il kernel è compilato senza ``CONFIG_SMP`` ma con ``CONFIG_PREEMPT``,
allora gli spinlock disabilitano la prelazione; questo è sufficiente a
prevenire le corse critiche. Nella maggior parte dei casi, possiamo considerare
la prelazione equivalente ad un sistema multi-processore senza preoccuparci
di trattarla indipendentemente.

Dovreste verificare sempre la sincronizzazione con le opzioni ``CONFIG_SMP`` e
``CONFIG_PREEMPT`` abilitate, anche quando non avete un sistema
multi-processore, questo vi permetterà di identificare alcuni problemi
di sincronizzazione.

Come vedremo di seguito, i mutex continuano ad esistere perché sono necessari
per la sincronizzazione fra processi in contesto utente.

Sincronizzazione in contesto utente
-----------------------------------

Se avete una struttura dati che verrà utilizzata solo dal contesto utente,
allora, per proteggerla, potete utilizzare un semplice mutex
(``include/linux/mutex.h``). Questo è il caso più semplice: inizializzate il
mutex; invocate :c:func:`mutex_lock_interruptible()` per trattenerlo e
:c:func:`mutex_unlock()` per rilasciarlo. C'è anche :c:func:`mutex_lock()`
ma questa dovrebbe essere evitata perché non ritorna in caso di segnali.

Per esempio: ``net/netfilter/nf_sockopt.c`` permette la registrazione
di nuove chiamate per :c:func:`setsockopt()` e :c:func:`getsockopt()`
usando la funzione :c:func:`nf_register_sockopt()`. La registrazione e
la rimozione vengono eseguite solamente quando il modulo viene caricato
o scaricato (e durante l'avvio del sistema, qui non abbiamo concorrenza),
e la lista delle funzioni registrate viene consultata solamente quando
:c:func:`setsockopt()` o :c:func:`getsockopt()` sono sconosciute al sistema.
In questo caso ``nf_sockopt_mutex`` è perfetto allo scopo, in particolar modo
visto che setsockopt e getsockopt potrebbero dormire.

Sincronizzazione fra il contesto utente e i softirq
---------------------------------------------------

Se un softirq condivide dati col contesto utente, avete due problemi.
Primo, il contesto utente corrente potrebbe essere interroto da un softirq,
e secondo, la sezione critica potrebbe essere eseguita da un altro
processore. Questo è quando :c:func:`spin_lock_bh()`
(``include/linux/spinlock.h``) viene utilizzato. Questo disabilita i softirq
sul processore e trattiene il *lock*. Invece, :c:func:`spin_unlock_bh()` fa
l'opposto. (Il suffisso '_bh' è un residuo storico che fa riferimento al
"Bottom Halves", il vecchio nome delle interruzioni software. In un mondo
perfetto questa funzione si chiamerebbe 'spin_lock_softirq()').

Da notare che in questo caso potete utilizzare anche :c:func:`spin_lock_irq()`
o :c:func:`spin_lock_irqsave()`, queste fermano anche le interruzioni hardware:
vedere :ref:`Contesto di interruzione hardware <it_hardirq-context>`.

Questo funziona alla perfezione anche sui sistemi monoprocessore: gli spinlock
svaniscono e questa macro diventa semplicemente :c:func:`local_bh_disable()`
(``include/linux/interrupt.h``), la quale impedisce ai softirq d'essere
eseguiti.

Sincronizzazione fra contesto utente e i tasklet
------------------------------------------------

Questo caso è uguale al precedente, un tasklet viene eseguito da un softirq.

Sincronizzazione fra contesto utente e i timer
----------------------------------------------

Anche questo caso è uguale al precedente, un timer viene eseguito da un
softirq.
Dal punto di vista della sincronizzazione, tasklet e timer sono identici.

Sincronizzazione fra tasklet e timer
------------------------------------

Qualche volta un tasklet od un timer potrebbero condividere i dati con
un altro tasklet o timer

Lo stesso tasklet/timer
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~

Dato che un tasklet non viene mai eseguito contemporaneamente su due
processori, non dovete preoccuparvi che sia rientrante (ovvero eseguito
più volte in contemporanea), perfino su sistemi multi-processore.

Differenti tasklet/timer
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~

Se un altro tasklet/timer vuole condividere dati col vostro tasklet o timer,
allora avrete bisogno entrambe di :c:func:`spin_lock()` e
:c:func:`spin_unlock()`. Qui :c:func:`spin_lock_bh()` è inutile, siete già
in un tasklet ed avete la garanzia che nessun altro verrà eseguito sullo
stesso processore.

Sincronizzazione fra softirq
----------------------------

Spesso un softirq potrebbe condividere dati con se stesso o un tasklet/timer.

Lo stesso softirq
~~~~~~~~~~~~~~~~~

Lo stesso softirq può essere eseguito su un diverso processore: allo scopo
di migliorare le prestazioni potete utilizzare dati riservati ad ogni
processore (vedere :ref:`Dati per processore <it_per-cpu>`). Se siete arrivati
fino a questo punto nell'uso dei softirq, probabilmente tenete alla scalabilità
delle prestazioni abbastanza da giustificarne la complessità aggiuntiva.

Dovete utilizzare :c:func:`spin_lock()` e :c:func:`spin_unlock()` per
proteggere i dati condivisi.

Diversi Softirqs
~~~~~~~~~~~~~~~~

Dovete utilizzare :c:func:`spin_lock()` e :c:func:`spin_unlock()` per
proteggere i dati condivisi, che siano timer, tasklet, diversi softirq o
lo stesso o altri softirq: uno qualsiasi di essi potrebbe essere in esecuzione
su un diverso processore.

.. _`it_hardirq-context`:

Contesto di interruzione hardware
=================================

Solitamente le interruzioni hardware comunicano con un tasklet o un softirq.
Spesso questo si traduce nel mettere in coda qualcosa da fare che verrà
preso in carico da un softirq.

Sincronizzazione fra interruzioni hardware e softirq/tasklet
------------------------------------------------------------

Se un gestore di interruzioni hardware condivide dati con un softirq, allora
avrete due preoccupazioni. Primo, il softirq può essere interrotto da
un'interruzione hardware, e secondo, la sezione critica potrebbe essere
eseguita da un'interruzione hardware su un processore diverso. Questo è il caso
dove :c:func:`spin_lock_irq()` viene utilizzato. Disabilita le interruzioni
sul processore che l'esegue, poi trattiene il lock. :c:func:`spin_unlock_irq()`
fa l'opposto.

Il gestore d'interruzione hardware non usa :c:func:`spin_lock_irq()` perché
i softirq non possono essere eseguiti quando il gestore d'interruzione hardware
è in esecuzione: per questo si può usare :c:func:`spin_lock()`, che è un po'
più veloce. L'unica eccezione è quando un altro gestore d'interruzioni
hardware utilizza lo stesso *lock*: :c:func:`spin_lock_irq()` impedirà a questo
secondo gestore di interrompere quello in esecuzione.

Questo funziona alla perfezione anche sui sistemi monoprocessore: gli spinlock
svaniscono e questa macro diventa semplicemente :c:func:`local_irq_disable()`
(``include/asm/smp.h``), la quale impedisce a softirq/tasklet/BH d'essere
eseguiti.

:c:func:`spin_lock_irqsave()` (``include/linux/spinlock.h``) è una variante che
salva lo stato delle interruzioni in una variabile, questa verrà poi passata
a :c:func:`spin_unlock_irqrestore()`. Questo significa che lo stesso codice
potrà essere utilizzato in un'interruzione hardware (dove le interruzioni sono
già disabilitate) e in un softirq (dove la disabilitazione delle interruzioni
è richiesta).

Da notare che i softirq (e quindi tasklet e timer) sono eseguiti al ritorno
da un'interruzione hardware, quindi :c:func:`spin_lock_irq()` interrompe
anche questi. Tenuto conto di questo si può dire che
:c:func:`spin_lock_irqsave()` è la funzione di sincronizzazione più generica
e potente.

Sincronizzazione fra due gestori d'interruzioni hardware
--------------------------------------------------------

Condividere dati fra due gestori di interruzione hardware è molto raro, ma se
succede, dovreste usare :c:func:`spin_lock_irqsave()`: è una specificità
dell'architettura il fatto che tutte le interruzioni vengano interrotte
quando si eseguono di gestori di interruzioni.

Bigino della sincronizzazione
=============================

Pete Zaitcev ci offre il seguente riassunto:

-  Se siete in un contesto utente (una qualsiasi chiamata di sistema)
   e volete sincronizzarvi con altri processi, usate i mutex. Potete trattenere
   il mutex e dormire (``copy_from_user*(`` o ``kmalloc(x,GFP_KERNEL)``).

-  Altrimenti (== i dati possono essere manipolati da un'interruzione) usate
   :c:func:`spin_lock_irqsave()` e :c:func:`spin_unlock_irqrestore()`.

-  Evitate di trattenere uno spinlock per più di 5 righe di codice incluse
   le chiamate a funzione (ad eccezione di quell per l'accesso come
   :c:func:`readb()`).

Tabella dei requisiti minimi
----------------------------

La tabella seguente illustra i requisiti **minimi** per la sincronizzazione fra
diversi contesti. In alcuni casi, lo stesso contesto può essere eseguito solo
da un processore per volta, quindi non ci sono requisiti per la
sincronizzazione (per esempio, un thread può essere eseguito solo su un
processore alla volta, ma se deve condividere dati con un altro thread, allora
la sincronizzazione è necessaria).

Ricordatevi il suggerimento qui sopra: potete sempre usare
:c:func:`spin_lock_irqsave()`, che è un sovrainsieme di tutte le altre funzioni
per spinlock.

============== ============= ============= ========= ========= ========= ========= ======= ======= ============== ==============
.              IRQ Handler A IRQ Handler B Softirq A Softirq B Tasklet A Tasklet B Timer A Timer B User Context A User Context B
============== ============= ============= ========= ========= ========= ========= ======= ======= ============== ==============
IRQ Handler A  None
IRQ Handler B  SLIS          None
Softirq A      SLI           SLI           SL
Softirq B      SLI           SLI           SL        SL
Tasklet A      SLI           SLI           SL        SL        None
Tasklet B      SLI           SLI           SL        SL        SL        None
Timer A        SLI           SLI           SL        SL        SL        SL        None
Timer B        SLI           SLI           SL        SL        SL        SL        SL      None
User Context A SLI           SLI           SLBH      SLBH      SLBH      SLBH      SLBH    SLBH    None
User Context B SLI           SLI           SLBH      SLBH      SLBH      SLBH      SLBH    SLBH    MLI            None
============== ============= ============= ========= ========= ========= ========= ======= ======= ============== ==============

Table: Tabella dei requisiti per la sincronizzazione

+--------+----------------------------+
| SLIS   | spin_lock_irqsave          |
+--------+----------------------------+
| SLI    | spin_lock_irq              |
+--------+----------------------------+
| SL     | spin_lock                  |
+--------+----------------------------+
| SLBH   | spin_lock_bh               |
+--------+----------------------------+
| MLI    | mutex_lock_interruptible   |
+--------+----------------------------+

Table: Legenda per la tabella dei requisiti per la sincronizzazione

Le funzioni *trylock*
=====================

Ci sono funzioni che provano a trattenere un *lock* solo una volta e
ritornano immediatamente comunicato il successo od il fallimento
dell'operazione. Posso essere usate quando non serve accedere ai dati
protetti dal *lock* quando qualche altro thread lo sta già facendo
trattenendo il *lock*. Potrete acquisire il *lock* più tardi se vi
serve accedere ai dati protetti da questo *lock*.

La funzione :c:func:`spin_trylock()` non ritenta di acquisire il *lock*,
se ci riesce al primo colpo ritorna un valore diverso da zero, altrimenti
se fallisce ritorna 0. Questa funzione può essere utilizzata in un qualunque
contesto, ma come :c:func:`spin_lock()`: dovete disabilitare i contesti che
potrebbero interrompervi e quindi trattenere lo spinlock.

La funzione :c:func:`mutex_trylock()` invece di sospendere il vostro processo
ritorna un valore diverso da zero se è possibile trattenere il lock al primo
colpo, altrimenti se fallisce ritorna 0. Nonostante non dorma, questa funzione
non può essere usata in modo sicuro in contesti di interruzione hardware o
software.

Esempi più comuni
=================

Guardiamo un semplice esempio: una memoria che associa nomi a numeri.
La memoria tiene traccia di quanto spesso viene utilizzato ogni oggetto;
quando è piena, l'oggetto meno usato viene eliminato.

Tutto in contesto utente
------------------------

Nel primo esempio, supponiamo che tutte le operazioni avvengano in contesto
utente (in soldoni, da una chiamata di sistema), quindi possiamo dormire.
Questo significa che possiamo usare i mutex per proteggere la nostra memoria
e tutti gli oggetti che contiene. Ecco il codice::

    #include <linux/list.h>
    #include <linux/slab.h>
    #include <linux/string.h>
    #include <linux/mutex.h>
    #include <asm/errno.h>

    struct object
    {
            struct list_head list;
            int id;
            char name[32];
            int popularity;
    };

    /* Protects the cache, cache_num, and the objects within it */
    static DEFINE_MUTEX(cache_lock);
    static LIST_HEAD(cache);
    static unsigned int cache_num = 0;
    #define MAX_CACHE_SIZE 10

    /* Must be holding cache_lock */
    static struct object *__cache_find(int id)
    {
            struct object *i;

            list_for_each_entry(i, &cache, list)
                    if (i->id == id) {
                            i->popularity++;
                            return i;
                    }
            return NULL;
    }

    /* Must be holding cache_lock */
    static void __cache_delete(struct object *obj)
    {
            BUG_ON(!obj);
            list_del(&obj->list);
            kfree(obj);
            cache_num--;
    }

    /* Must be holding cache_lock */
    static void __cache_add(struct object *obj)
    {
            list_add(&obj->list, &cache);
            if (++cache_num > MAX_CACHE_SIZE) {
                    struct object *i, *outcast = NULL;
                    list_for_each_entry(i, &cache, list) {
                            if (!outcast || i->popularity < outcast->popularity)
                                    outcast = i;
                    }
                    __cache_delete(outcast);
            }
    }

    int cache_add(int id, const char *name)
    {
            struct object *obj;

            if ((obj = kmalloc(sizeof(*obj), GFP_KERNEL)) == NULL)
                    return -ENOMEM;

            strscpy(obj->name, name, sizeof(obj->name));
            obj->id = id;
            obj->popularity = 0;

            mutex_lock(&cache_lock);
            __cache_add(obj);
            mutex_unlock(&cache_lock);
            return 0;
    }

    void cache_delete(int id)
    {
            mutex_lock(&cache_lock);
            __cache_delete(__cache_find(id));
            mutex_unlock(&cache_lock);
    }

    int cache_find(int id, char *name)
    {
            struct object *obj;
            int ret = -ENOENT;

            mutex_lock(&cache_lock);
            obj = __cache_find(id);
            if (obj) {
                    ret = 0;
                    strcpy(name, obj->name);
            }
            mutex_unlock(&cache_lock);
            return ret;
    }

Da notare che ci assicuriamo sempre di trattenere cache_lock quando
aggiungiamo, rimuoviamo od ispezioniamo la memoria: sia la struttura
della memoria che il suo contenuto sono protetti dal *lock*. Questo
caso è semplice dato che copiamo i dati dall'utente e non permettiamo
mai loro di accedere direttamente agli oggetti.

C'è una piccola ottimizzazione qui: nella funzione :c:func:`cache_add()`
impostiamo i campi dell'oggetto prima di acquisire il *lock*. Questo è
sicuro perché nessun altro potrà accedervi finché non lo inseriremo
nella memoria.

Accesso dal contesto utente
---------------------------

Ora consideriamo il caso in cui :c:func:`cache_find()` può essere invocata
dal contesto d'interruzione: sia hardware che software. Un esempio potrebbe
essere un timer che elimina oggetti dalla memoria.

Qui di seguito troverete la modifica nel formato *patch*: le righe ``-``
sono quelle rimosse, mentre quelle ``+`` sono quelle aggiunte.

::

    --- cache.c.usercontext 2003-12-09 13:58:54.000000000 +1100
    +++ cache.c.interrupt   2003-12-09 14:07:49.000000000 +1100
    @@ -12,7 +12,7 @@
             int popularity;
     };

    -static DEFINE_MUTEX(cache_lock);
    +static DEFINE_SPINLOCK(cache_lock);
     static LIST_HEAD(cache);
     static unsigned int cache_num = 0;
     #define MAX_CACHE_SIZE 10
    @@ -55,6 +55,7 @@
     int cache_add(int id, const char *name)
     {
             struct object *obj;
    +        unsigned long flags;

             if ((obj = kmalloc(sizeof(*obj), GFP_KERNEL)) == NULL)
                     return -ENOMEM;
    @@ -63,30 +64,33 @@
             obj->id = id;
             obj->popularity = 0;

    -        mutex_lock(&cache_lock);
    +        spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
             __cache_add(obj);
    -        mutex_unlock(&cache_lock);
    +        spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
             return 0;
     }

     void cache_delete(int id)
     {
    -        mutex_lock(&cache_lock);
    +        unsigned long flags;
    +
    +        spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
             __cache_delete(__cache_find(id));
    -        mutex_unlock(&cache_lock);
    +        spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
     }

     int cache_find(int id, char *name)
     {
             struct object *obj;
             int ret = -ENOENT;
    +        unsigned long flags;

    -        mutex_lock(&cache_lock);
    +        spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
             obj = __cache_find(id);
             if (obj) {
                     ret = 0;
                     strcpy(name, obj->name);
             }
    -        mutex_unlock(&cache_lock);
    +        spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
             return ret;
     }

Da notare che :c:func:`spin_lock_irqsave()` disabiliterà le interruzioni
se erano attive, altrimenti non farà niente (quando siamo già in un contesto
d'interruzione); dunque queste funzioni possono essere chiamante in
sicurezza da qualsiasi contesto.

Sfortunatamente, :c:func:`cache_add()` invoca :c:func:`kmalloc()` con
l'opzione ``GFP_KERNEL`` che è permessa solo in contesto utente. Ho supposto
che :c:func:`cache_add()` venga chiamata dal contesto utente, altrimenti
questa opzione deve diventare un parametro di :c:func:`cache_add()`.

Esporre gli oggetti al di fuori del file
----------------------------------------

Se i vostri oggetti contengono più informazioni, potrebbe non essere
sufficiente copiare i dati avanti e indietro: per esempio, altre parti del
codice potrebbero avere un puntatore a questi oggetti piuttosto che cercarli
ogni volta. Questo introduce due problemi.

Il primo problema è che utilizziamo ``cache_lock`` per proteggere gli oggetti:
dobbiamo renderlo dinamico così che il resto del codice possa usarlo. Questo
rende la sincronizzazione più complicata dato che non avviene più in un unico
posto.

Il secondo problema è il problema del ciclo di vita: se un'altra struttura
mantiene un puntatore ad un oggetto, presumibilmente si aspetta che questo
puntatore rimanga valido. Sfortunatamente, questo è garantito solo mentre
si trattiene il *lock*, altrimenti qualcuno potrebbe chiamare
:c:func:`cache_delete()` o peggio, aggiungere un oggetto che riutilizza lo
stesso indirizzo.

Dato che c'è un solo *lock*, non potete trattenerlo a vita: altrimenti
nessun altro potrà eseguire il proprio lavoro.

La soluzione a questo problema è l'uso di un contatore di riferimenti:
chiunque punti ad un oggetto deve incrementare il contatore, e decrementarlo
quando il puntatore non viene più usato. Quando il contatore raggiunge lo zero
significa che non è più usato e l'oggetto può essere rimosso.

Ecco il codice::

    --- cache.c.interrupt   2003-12-09 14:25:43.000000000 +1100
    +++ cache.c.refcnt  2003-12-09 14:33:05.000000000 +1100
    @@ -7,6 +7,7 @@
     struct object
     {
             struct list_head list;
    +        unsigned int refcnt;
             int id;
             char name[32];
             int popularity;
    @@ -17,6 +18,35 @@
     static unsigned int cache_num = 0;
     #define MAX_CACHE_SIZE 10

    +static void __object_put(struct object *obj)
    +{
    +        if (--obj->refcnt == 0)
    +                kfree(obj);
    +}
    +
    +static void __object_get(struct object *obj)
    +{
    +        obj->refcnt++;
    +}
    +
    +void object_put(struct object *obj)
    +{
    +        unsigned long flags;
    +
    +        spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
    +        __object_put(obj);
    +        spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
    +}
    +
    +void object_get(struct object *obj)
    +{
    +        unsigned long flags;
    +
    +        spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
    +        __object_get(obj);
    +        spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
    +}
    +
     /* Must be holding cache_lock */
     static struct object *__cache_find(int id)
     {
    @@ -35,6 +65,7 @@
     {
             BUG_ON(!obj);
             list_del(&obj->list);
    +        __object_put(obj);
             cache_num--;
     }

    @@ -63,6 +94,7 @@
             strscpy(obj->name, name, sizeof(obj->name));
             obj->id = id;
             obj->popularity = 0;
    +        obj->refcnt = 1; /* The cache holds a reference */

             spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
             __cache_add(obj);
    @@ -79,18 +111,15 @@
             spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
     }

    -int cache_find(int id, char *name)
    +struct object *cache_find(int id)
     {
             struct object *obj;
    -        int ret = -ENOENT;
             unsigned long flags;

             spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
             obj = __cache_find(id);
    -        if (obj) {
    -                ret = 0;
    -                strcpy(name, obj->name);
    -        }
    +        if (obj)
    +                __object_get(obj);
             spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
    -        return ret;
    +        return obj;
     }

Abbiamo incapsulato il contatore di riferimenti nelle tipiche funzioni
di 'get' e 'put'. Ora possiamo ritornare l'oggetto da :c:func:`cache_find()`
col vantaggio che l'utente può dormire trattenendo l'oggetto (per esempio,
:c:func:`copy_to_user()` per copiare il nome verso lo spazio utente).

Un altro punto da notare è che ho detto che il contatore dovrebbe incrementarsi
per ogni puntatore ad un oggetto: quindi il contatore di riferimenti è 1
quando l'oggetto viene inserito nella memoria. In altre versione il framework
non trattiene un riferimento per se, ma diventa più complicato.

Usare operazioni atomiche per il contatore di riferimenti
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~

In sostanza, :c:type:`atomic_t` viene usato come contatore di riferimenti.
Ci sono un certo numbero di operazioni atomiche definite
in ``include/asm/atomic.h``: queste sono garantite come atomiche su qualsiasi
processore del sistema, quindi non sono necessari i *lock*. In questo caso è
più semplice rispetto all'uso degli spinlock, benché l'uso degli spinlock
sia più elegante per casi non banali. Le funzioni :c:func:`atomic_inc()` e
:c:func:`atomic_dec_and_test()` vengono usate al posto dei tipici operatori di
incremento e decremento, e i *lock* non sono più necessari per proteggere il
contatore stesso.

::

    --- cache.c.refcnt  2003-12-09 15:00:35.000000000 +1100
    +++ cache.c.refcnt-atomic   2003-12-11 15:49:42.000000000 +1100
    @@ -7,7 +7,7 @@
     struct object
     {
             struct list_head list;
    -        unsigned int refcnt;
    +        atomic_t refcnt;
             int id;
             char name[32];
             int popularity;
    @@ -18,33 +18,15 @@
     static unsigned int cache_num = 0;
     #define MAX_CACHE_SIZE 10

    -static void __object_put(struct object *obj)
    -{
    -        if (--obj->refcnt == 0)
    -                kfree(obj);
    -}
    -
    -static void __object_get(struct object *obj)
    -{
    -        obj->refcnt++;
    -}
    -
     void object_put(struct object *obj)
     {
    -        unsigned long flags;
    -
    -        spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
    -        __object_put(obj);
    -        spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
    +        if (atomic_dec_and_test(&obj->refcnt))
    +                kfree(obj);
     }

     void object_get(struct object *obj)
     {
    -        unsigned long flags;
    -
    -        spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
    -        __object_get(obj);
    -        spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
    +        atomic_inc(&obj->refcnt);
     }

     /* Must be holding cache_lock */
    @@ -65,7 +47,7 @@
     {
             BUG_ON(!obj);
             list_del(&obj->list);
    -        __object_put(obj);
    +        object_put(obj);
             cache_num--;
     }

    @@ -94,7 +76,7 @@
             strscpy(obj->name, name, sizeof(obj->name));
             obj->id = id;
             obj->popularity = 0;
    -        obj->refcnt = 1; /* The cache holds a reference */
    +        atomic_set(&obj->refcnt, 1); /* The cache holds a reference */

             spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
             __cache_add(obj);
    @@ -119,7 +101,7 @@
             spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
             obj = __cache_find(id);
             if (obj)
    -                __object_get(obj);
    +                object_get(obj);
             spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
             return obj;
     }

Proteggere l'oggetto stesso
---------------------------

In questo esempio, assumiamo che gli oggetti (ad eccezione del contatore
di riferimenti) non cambino mai dopo la loro creazione. Se vogliamo permettere
al nome di cambiare abbiamo tre possibilità:

-  Si può togliere static da ``cache_lock`` e dire agli utenti che devono
   trattenere il *lock* prima di modificare il nome di un oggetto.

-  Si può fornire una funzione :c:func:`cache_obj_rename()` che prende il
   *lock* e cambia il nome per conto del chiamante; si dirà poi agli utenti
   di usare questa funzione.

-  Si può decidere che ``cache_lock`` protegge solo la memoria stessa, ed
   un altro *lock* è necessario per la protezione del nome.

Teoricamente, possiamo avere un *lock* per ogni campo e per ogni oggetto.
In pratica, le varianti più comuni sono:

-  un *lock* che protegge l'infrastruttura (la lista ``cache`` di questo
   esempio) e gli oggetti. Questo è quello che abbiamo fatto finora.

-  un *lock* che protegge l'infrastruttura (inclusi i puntatori alla lista
   negli oggetti), e un *lock* nell'oggetto per proteggere il resto
   dell'oggetto stesso.

-  *lock* multipli per proteggere l'infrastruttura (per esempio un *lock*
   per ogni lista), possibilmente con un *lock* per oggetto.

Qui di seguito un'implementazione con "un lock per oggetto":

::

    --- cache.c.refcnt-atomic   2003-12-11 15:50:54.000000000 +1100
    +++ cache.c.perobjectlock   2003-12-11 17:15:03.000000000 +1100
    @@ -6,11 +6,17 @@

     struct object
     {
    +        /* These two protected by cache_lock. */
             struct list_head list;
    +        int popularity;
    +
             atomic_t refcnt;
    +
    +        /* Doesn't change once created. */
             int id;
    +
    +        spinlock_t lock; /* Protects the name */
             char name[32];
    -        int popularity;
     };

     static DEFINE_SPINLOCK(cache_lock);
    @@ -77,6 +84,7 @@
             obj->id = id;
             obj->popularity = 0;
             atomic_set(&obj->refcnt, 1); /* The cache holds a reference */
    +        spin_lock_init(&obj->lock);

             spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
             __cache_add(obj);

Da notare che ho deciso che il contatore di popolarità dovesse essere
protetto da ``cache_lock`` piuttosto che dal *lock* dell'oggetto; questo
perché è logicamente parte dell'infrastruttura (come
:c:type:`struct list_head <list_head>` nell'oggetto). In questo modo,
in :c:func:`__cache_add()`, non ho bisogno di trattenere il *lock* di ogni
oggetto mentre si cerca il meno popolare.

Ho anche deciso che il campo id è immutabile, quindi non ho bisogno di
trattenere il lock dell'oggetto quando si usa :c:func:`__cache_find()`
per leggere questo campo; il *lock* dell'oggetto è usato solo dal chiamante
che vuole leggere o scrivere il campo name.

Inoltre, da notare che ho aggiunto un commento che descrive i dati che sono
protetti dal *lock*. Questo è estremamente importante in quanto descrive il
comportamento del codice, che altrimenti sarebbe di difficile comprensione
leggendo solamente il codice. E come dice Alan Cox: “Lock data, not code”.

Problemi comuni
===============

.. _`it_deadlock`:

Stallo: semplice ed avanzato
----------------------------

Esiste un tipo di  baco dove un pezzo di codice tenta di trattenere uno
spinlock due volte: questo rimarrà in attesa attiva per sempre aspettando che
il *lock* venga rilasciato (in Linux spinlocks, rwlocks e mutex non sono
ricorsivi).
Questo è facile da diagnosticare: non è uno di quei problemi che ti tengono
sveglio 5 notti a parlare da solo.

Un caso un pochino più complesso; immaginate d'avere una spazio condiviso
fra un softirq ed il contesto utente. Se usate :c:func:`spin_lock()` per
proteggerlo, il contesto utente potrebbe essere interrotto da un softirq
mentre trattiene il lock, da qui il softirq rimarrà in attesa attiva provando
ad acquisire il *lock* già trattenuto nel contesto utente.

Questi casi sono chiamati stalli (*deadlock*), e come mostrato qui sopra,
può succedere anche con un solo processore (Ma non sui sistemi
monoprocessore perché gli spinlock spariscano quando il kernel è compilato
con ``CONFIG_SMP``\ =n. Nonostante ciò, nel secondo caso avrete comunque
una corruzione dei dati).

Questi casi sono facili da diagnosticare; sui sistemi multi-processore
il supervisione (*watchdog*) o l'opzione di compilazione ``DEBUG_SPINLOCK``
(``include/linux/spinlock.h``) permettono di scovare immediatamente quando
succedono.

Esiste un caso più complesso che è conosciuto come l'abbraccio della morte;
questo coinvolge due o più *lock*. Diciamo che avete un vettore di hash in cui
ogni elemento è uno spinlock a cui è associata una lista di elementi con lo
stesso hash. In un gestore di interruzioni software, dovete modificare un
oggetto e spostarlo su un altro hash; quindi dovrete trattenete lo spinlock
del vecchio hash e di quello nuovo, quindi rimuovere l'oggetto dal vecchio ed
inserirlo nel nuovo.

Qui abbiamo due problemi. Primo, se il vostro codice prova a spostare un
oggetto all'interno della stessa lista, otterrete uno stallo visto che
tenterà di trattenere lo stesso *lock* due volte. Secondo, se la stessa
interruzione software su un altro processore sta tentando di spostare
un altro oggetto nella direzione opposta, potrebbe accadere quanto segue:

+---------------------------------+---------------------------------+
| CPU 1                           | CPU 2                           |
+=================================+=================================+
| Trattiene *lock* A -> OK        | Trattiene *lock* B -> OK        |
+---------------------------------+---------------------------------+
| Trattiene *lock* B -> attesa    | Trattiene *lock* A -> attesa    |
+---------------------------------+---------------------------------+

Table: Conseguenze

Entrambe i processori rimarranno in attesa attiva sul *lock* per sempre,
aspettando che l'altro lo rilasci. Sembra e puzza come un blocco totale.

Prevenire gli stalli
--------------------

I libri di testo vi diranno che se trattenete i *lock* sempre nello stesso
ordine non avrete mai un simile stallo. La pratica vi dirà che questo
approccio non funziona all'ingrandirsi del sistema: quando creo un nuovo
*lock* non ne capisco abbastanza del kernel per dire in quale dei 5000 *lock*
si incastrerà.

I *lock* migliori sono quelli incapsulati: non vengono esposti nei file di
intestazione, e non vengono mai trattenuti fuori dallo stesso file. Potete
rileggere questo codice e vedere che non ci sarà mai uno stallo perché
non tenterà mai di trattenere un altro *lock* quando lo ha già.
Le persone che usano il vostro codice non devono nemmeno sapere che voi
state usando dei *lock*.

Un classico problema deriva dall'uso di *callback* e di *hook*: se li
chiamate mentre trattenete un *lock*, rischiate uno stallo o un abbraccio
della morte (chi lo sa cosa farà una *callback*?).

Ossessiva prevenzione degli stalli
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~

Gli stalli sono un problema, ma non così terribile come la corruzione dei dati.
Un pezzo di codice trattiene un *lock* di lettura, cerca in una lista,
fallisce nel trovare quello che vuole, quindi rilascia il *lock* di lettura,
trattiene un *lock* di scrittura ed inserisce un oggetto; questo genere di
codice presenta una corsa critica.

Se non riuscite a capire il perché, per favore state alla larga dal mio
codice.

corsa fra temporizzatori: un passatempo del kernel
--------------------------------------------------

I temporizzatori potrebbero avere dei problemi con le corse critiche.
Considerate una collezione di oggetti (liste, hash, eccetera) dove ogni oggetto
ha un temporizzatore che sta per distruggerlo.

Se volete eliminare l'intera collezione (diciamo quando rimuovete un modulo),
potreste fare come segue::

            /* THIS CODE BAD BAD BAD BAD: IF IT WAS ANY WORSE IT WOULD USE
               HUNGARIAN NOTATION */
            spin_lock_bh(&list_lock);

            while (list) {
                    struct foo *next = list->next;
                    del_timer(&list->timer);
                    kfree(list);
                    list = next;
            }

            spin_unlock_bh(&list_lock);

Primo o poi, questo esploderà su un sistema multiprocessore perché un
temporizzatore potrebbe essere già partiro prima di :c:func:`spin_lock_bh()`,
e prenderà il *lock* solo dopo :c:func:`spin_unlock_bh()`, e cercherà
di eliminare il suo oggetto (che però è già stato eliminato).

Questo può essere evitato controllando il valore di ritorno di
:c:func:`del_timer()`: se ritorna 1, il temporizzatore è stato già
rimosso. Se 0, significa (in questo caso) che il temporizzatore è in
esecuzione, quindi possiamo fare come segue::

            retry:
                    spin_lock_bh(&list_lock);

                    while (list) {
                            struct foo *next = list->next;
                            if (!del_timer(&list->timer)) {
                                    /* Give timer a chance to delete this */
                                    spin_unlock_bh(&list_lock);
                                    goto retry;
                            }
                            kfree(list);
                            list = next;
                    }

                    spin_unlock_bh(&list_lock);

Un altro problema è l'eliminazione dei temporizzatori che si riavviano
da soli (chiamando :c:func:`add_timer()` alla fine della loro esecuzione).
Dato che questo è un problema abbastanza comune con una propensione
alle corse critiche, dovreste usare :c:func:`del_timer_sync()`
(``include/linux/timer.h``) per gestire questo caso. Questa ritorna il
numero di volte che il temporizzatore è stato interrotto prima che
fosse in grado di fermarlo senza che si riavviasse.

Velocità della sincronizzazione
===============================

Ci sono tre cose importanti da tenere in considerazione quando si valuta
la velocità d'esecuzione di un pezzo di codice che necessita di
sincronizzazione. La prima è la concorrenza: quante cose rimangono in attesa
mentre qualcuno trattiene un *lock*. La seconda è il tempo necessario per
acquisire (senza contese) e rilasciare un *lock*. La terza è di usare meno
*lock* o di più furbi. Immagino che i *lock* vengano usati regolarmente,
altrimenti, non sareste interessati all'efficienza.

La concorrenza dipende da quanto a lungo un *lock* è trattenuto: dovreste
trattenere un *lock* solo il tempo minimo necessario ma non un istante in più.
Nella memoria dell'esempio precedente, creiamo gli oggetti senza trattenere
il *lock*, poi acquisiamo il *lock* quando siamo pronti per inserirlo nella
lista.

Il tempo di acquisizione di un *lock* dipende da quanto danno fa
l'operazione sulla *pipeline* (ovvero stalli della *pipeline*) e quant'è
probabile che il processore corrente sia stato anche l'ultimo ad acquisire
il *lock* (in pratica, il *lock* è nella memoria cache del processore
corrente?): su sistemi multi-processore questa probabilità precipita
rapidamente. Consideriamo un processore Intel Pentium III a 700Mhz: questo
esegue un'istruzione in 0.7ns, un incremento atomico richiede 58ns, acquisire
un *lock* che è nella memoria cache del processore richiede 160ns, e un
trasferimento dalla memoria cache di un altro processore richiede altri
170/360ns (Leggetevi l'articolo di Paul McKenney's `Linux Journal RCU
article <http://www.linuxjournal.com/article.php?sid=6993>`__).

Questi due obiettivi sono in conflitto: trattenere un *lock* per il minor
tempo possibile potrebbe richiedere la divisione in più *lock* per diverse
parti (come nel nostro ultimo esempio con un *lock* per ogni oggetto),
ma questo aumenta il numero di acquisizioni di *lock*, ed il risultato
spesso è che tutto è più lento che con un singolo *lock*. Questo è un altro
argomento in favore della semplicità quando si parla di sincronizzazione.

Il terzo punto è discusso di seguito: ci sono alcune tecniche per ridurre
il numero di sincronizzazioni che devono essere fatte.

Read/Write Lock Variants
------------------------

Sia gli spinlock che i mutex hanno una variante per la lettura/scrittura
(read/write): ``rwlock_t`` e :c:type:`struct rw_semaphore <rw_semaphore>`.
Queste dividono gli utenti in due categorie: i lettori e gli scrittori.
Se state solo leggendo i dati, potete acquisire il *lock* di lettura, ma
per scrivere avrete bisogno del *lock* di scrittura. Molti possono trattenere
il *lock* di lettura, ma solo uno scrittore alla volta può trattenere
quello di scrittura.

Se il vostro codice si divide chiaramente in codice per lettori e codice
per scrittori (come nel nostro esempio), e il *lock* dei lettori viene
trattenuto per molto tempo, allora l'uso di questo tipo di *lock* può aiutare.
Questi sono leggermente più lenti rispetto alla loro versione normale, quindi
nella pratica l'uso di ``rwlock_t`` non ne vale la pena.

Evitare i *lock*: Read Copy Update
--------------------------------------------

Esiste un metodo di sincronizzazione per letture e scritture detto
Read Copy Update. Con l'uso della tecnica RCU, i lettori possono scordarsi
completamente di trattenere i *lock*; dato che nel nostro esempio ci
aspettiamo d'avere più lettore che scrittori (altrimenti questa memoria
sarebbe uno spreco) possiamo dire che questo meccanismo permette
un'ottimizzazione.

Come facciamo a sbarazzarci dei *lock* di lettura? Sbarazzarsi dei *lock* di
lettura significa che uno scrittore potrebbe cambiare la lista sotto al naso
dei lettori. Questo è abbastanza semplice: possiamo leggere una lista
concatenata se lo scrittore aggiunge elementi alla fine e con certe
precauzioni. Per esempio, aggiungendo ``new`` ad una lista concatenata
chiamata ``list``::

            new->next = list->next;
            wmb();
            list->next = new;

La funzione :c:func:`wmb()` è una barriera di sincronizzazione delle
scritture. Questa garantisce che la prima operazione (impostare l'elemento
``next`` del nuovo elemento) venga completata e vista da tutti i processori
prima che venga eseguita la seconda operazione (che sarebbe quella di mettere
il nuovo elemento nella lista). Questo è importante perché i moderni
compilatori ed i moderni processori possono, entrambe, riordinare le istruzioni
se non vengono istruiti altrimenti: vogliamo che i lettori non vedano
completamente il nuovo elemento; oppure che lo vedano correttamente e quindi
il puntatore ``next`` deve puntare al resto della lista.

Fortunatamente, c'è una funzione che fa questa operazione sulle liste
:c:type:`struct list_head <list_head>`: :c:func:`list_add_rcu()`
(``include/linux/list.h``).

Rimuovere un elemento dalla lista è anche più facile: sostituiamo il puntatore
al vecchio elemento con quello del suo successore, e i lettori vedranno
l'elemento o lo salteranno.

::

            list->next = old->next;

La funzione :c:func:`list_del_rcu()` (``include/linux/list.h``) fa esattamente
questo (la versione normale corrompe il vecchio oggetto, e non vogliamo che
accada).

Anche i lettori devono stare attenti: alcuni processori potrebbero leggere
attraverso il puntatore ``next`` il contenuto dell'elemento successivo
troppo presto, ma non accorgersi che il contenuto caricato è sbagliato quando
il puntatore ``next`` viene modificato alla loro spalle. Ancora una volta
c'è una funzione che viene in vostro aiuto :c:func:`list_for_each_entry_rcu()`
(``include/linux/list.h``). Ovviamente, gli scrittori possono usare
:c:func:`list_for_each_entry()` dato che non ci possono essere due scrittori
in contemporanea.

Il nostro ultimo dilemma è il seguente: quando possiamo realmente distruggere
l'elemento rimosso? Ricordate, un lettore potrebbe aver avuto accesso a questo
elemento proprio ora: se eliminiamo questo elemento ed il puntatore ``next``
cambia, il lettore salterà direttamente nella spazzatura e scoppierà. Dobbiamo
aspettare finché tutti i lettori che stanno attraversando la lista abbiano
finito. Utilizziamo :c:func:`call_rcu()` per registrare una funzione di
richiamo che distrugga l'oggetto quando tutti i lettori correnti hanno
terminato. In alternative, potrebbe essere usata la funzione
:c:func:`synchronize_rcu()` che blocca l'esecuzione finché tutti i lettori
non terminano di ispezionare la lista.

Ma come fa l'RCU a sapere quando i lettori sono finiti? Il meccanismo è
il seguente: innanzi tutto i lettori accedono alla lista solo fra la coppia
:c:func:`rcu_read_lock()`/:c:func:`rcu_read_unlock()` che disabilita la
prelazione così che i lettori non vengano sospesi mentre stanno leggendo
la lista.

Poi, l'RCU aspetta finché tutti i processori non abbiano dormito almeno
una volta; a questo punto, dato che i lettori non possono dormire, possiamo
dedurre che un qualsiasi lettore che abbia consultato la lista durante la
rimozione abbia già terminato, quindi la *callback* viene eseguita. Il vero
codice RCU è un po' più ottimizzato di così, ma questa è l'idea di fondo.

::

    --- cache.c.perobjectlock   2003-12-11 17:15:03.000000000 +1100
    +++ cache.c.rcupdate    2003-12-11 17:55:14.000000000 +1100
    @@ -1,15 +1,18 @@
     #include <linux/list.h>
     #include <linux/slab.h>
     #include <linux/string.h>
    +#include <linux/rcupdate.h>
     #include <linux/mutex.h>
     #include <asm/errno.h>

     struct object
     {
    -        /* These two protected by cache_lock. */
    +        /* This is protected by RCU */
             struct list_head list;
             int popularity;

    +        struct rcu_head rcu;
    +
             atomic_t refcnt;

             /* Doesn't change once created. */
    @@ -40,7 +43,7 @@
     {
             struct object *i;

    -        list_for_each_entry(i, &cache, list) {
    +        list_for_each_entry_rcu(i, &cache, list) {
                     if (i->id == id) {
                             i->popularity++;
                             return i;
    @@ -49,19 +52,25 @@
             return NULL;
     }

    +/* Final discard done once we know no readers are looking. */
    +static void cache_delete_rcu(void *arg)
    +{
    +        object_put(arg);
    +}
    +
     /* Must be holding cache_lock */
     static void __cache_delete(struct object *obj)
     {
             BUG_ON(!obj);
    -        list_del(&obj->list);
    -        object_put(obj);
    +        list_del_rcu(&obj->list);
             cache_num--;
    +        call_rcu(&obj->rcu, cache_delete_rcu);
     }

     /* Must be holding cache_lock */
     static void __cache_add(struct object *obj)
     {
    -        list_add(&obj->list, &cache);
    +        list_add_rcu(&obj->list, &cache);
             if (++cache_num > MAX_CACHE_SIZE) {
                     struct object *i, *outcast = NULL;
                     list_for_each_entry(i, &cache, list) {
    @@ -104,12 +114,11 @@
     struct object *cache_find(int id)
     {
             struct object *obj;
    -        unsigned long flags;

    -        spin_lock_irqsave(&cache_lock, flags);
    +        rcu_read_lock();
             obj = __cache_find(id);
             if (obj)
                     object_get(obj);
    -        spin_unlock_irqrestore(&cache_lock, flags);
    +        rcu_read_unlock();
             return obj;
     }

Da notare che i lettori modificano il campo popularity nella funzione
:c:func:`__cache_find()`, e ora non trattiene alcun *lock*. Una soluzione
potrebbe essere quella di rendere la variabile ``atomic_t``, ma per l'uso
che ne abbiamo fatto qui, non ci interessano queste corse critiche perché un
risultato approssimativo è comunque accettabile, quindi non l'ho cambiato.

Il risultato è che la funzione :c:func:`cache_find()` non ha bisogno di alcuna
sincronizzazione con le altre funzioni, quindi è veloce su un sistema
multi-processore tanto quanto lo sarebbe su un sistema mono-processore.

Esiste un'ulteriore ottimizzazione possibile: vi ricordate il codice originale
della nostra memoria dove non c'erano contatori di riferimenti e il chiamante
semplicemente tratteneva il *lock* prima di accedere ad un oggetto? Questo è
ancora possibile: se trattenete un *lock* nessuno potrà cancellare l'oggetto,
quindi non avete bisogno di incrementare e decrementare il contatore di
riferimenti.

Ora, dato che il '*lock* di lettura' di un RCU non fa altro che disabilitare
la prelazione, un chiamante che ha sempre la prelazione disabilitata fra le
chiamate :c:func:`cache_find()` e :c:func:`object_put()` non necessita
di incrementare e decrementare il contatore di riferimenti. Potremmo
esporre la funzione :c:func:`__cache_find()` dichiarandola non-static,
e quel chiamante potrebbe usare direttamente questa funzione.

Il beneficio qui sta nel fatto che il contatore di riferimenti no
viene scritto: l'oggetto non viene alterato in alcun modo e quindi diventa
molto più veloce su sistemi molti-processore grazie alla loro memoria cache.

.. _`it_per-cpu`:

Dati per processore
-------------------

Un'altra tecnica comunemente usata per evitare la sincronizzazione è quella
di duplicare le informazioni per ogni processore. Per esempio, se volete
avere un contatore di qualcosa, potreste utilizzare uno spinlock ed un
singolo contatore. Facile e pulito.

Se questo dovesse essere troppo lento (solitamente non lo è, ma se avete
dimostrato che lo è devvero), potreste usare un contatore per ogni processore
e quindi non sarebbe più necessaria la mutua esclusione. Vedere
:c:func:`DEFINE_PER_CPU()`, :c:func:`get_cpu_var()` e :c:func:`put_cpu_var()`
(``include/linux/percpu.h``).

Il tipo di dato ``local_t``, la funzione :c:func:`cpu_local_inc()` e tutte
le altre funzioni associate, sono di particolare utilità per semplici contatori
per-processore; su alcune architetture sono anche più efficienti
(``include/asm/local.h``).

Da notare che non esiste un modo facile ed affidabile per ottenere il valore
di un simile contatore senza introdurre altri *lock*. In alcuni casi questo
non è un problema.

Dati che sono usati prevalentemente dai gestori d'interruzioni
--------------------------------------------------------------

Se i dati vengono utilizzati sempre dallo stesso gestore d'interruzioni,
allora i *lock* non vi servono per niente: il kernel già vi garantisce che
il gestore d'interruzione non verrà eseguito in contemporanea su diversi
processori.

Manfred Spraul fa notare che potreste comunque comportarvi così anche
se i dati vengono occasionalmente utilizzati da un contesto utente o
da un'interruzione software. Il gestore d'interruzione non utilizza alcun
*lock*, e tutti gli altri accessi verranno fatti così::

        spin_lock(&lock);
        disable_irq(irq);
        ...
        enable_irq(irq);
        spin_unlock(&lock);

La funzione :c:func:`disable_irq()` impedisce al gestore d'interruzioni
d'essere eseguito (e aspetta che finisca nel caso fosse in esecuzione su
un altro processore). Lo spinlock, invece, previene accessi simultanei.
Naturalmente, questo è più lento della semplice chiamata
:c:func:`spin_lock_irq()`, quindi ha senso solo se questo genere di accesso
è estremamente raro.

.. _`it_sleeping-things`:

Quali funzioni possono essere chiamate in modo sicuro dalle interruzioni?
=========================================================================

Molte funzioni del kernel dormono (in sostanza, chiamano ``schedule()``)
direttamente od indirettamente: non potete chiamarle se trattenere uno
spinlock o avete la prelazione disabilitata, mai. Questo significa che
dovete necessariamente essere nel contesto utente: chiamarle da un
contesto d'interruzione è illegale.

Alcune funzioni che dormono
---------------------------

Le più comuni sono elencate qui di seguito, ma solitamente dovete leggere
il codice per scoprire se altre chiamate sono sicure. Se chiunque altro
le chiami dorme, allora dovreste poter dormire anche voi. In particolar
modo, le funzioni di registrazione e deregistrazione solitamente si
aspettano d'essere chiamante da un contesto utente e quindi che possono
dormire.

-  Accessi allo spazio utente:

   -  :c:func:`copy_from_user()`

   -  :c:func:`copy_to_user()`

   -  :c:func:`get_user()`

   -  :c:func:`put_user()`

-  :c:func:`kmalloc(GFP_KERNEL) <kmalloc>`

-  :c:func:`mutex_lock_interruptible()` and
   :c:func:`mutex_lock()`

   C'è anche :c:func:`mutex_trylock()` che però non dorme.
   Comunque, non deve essere usata in un contesto d'interruzione dato
   che la sua implementazione non è sicura in quel contesto.
   Anche :c:func:`mutex_unlock()` non dorme mai. Non può comunque essere
   usata in un contesto d'interruzione perché un mutex deve essere rilasciato
   dallo stesso processo che l'ha acquisito.

Alcune funzioni che non dormono
-------------------------------

Alcune funzioni possono essere chiamate tranquillamente da qualsiasi
contesto, o trattenendo un qualsiasi *lock*.

-  :c:func:`printk()`

-  :c:func:`kfree()`

-  :c:func:`add_timer()` e :c:func:`del_timer()`

Riferimento per l'API dei Mutex
===============================

.. kernel-doc:: include/linux/mutex.h
   :internal:

.. kernel-doc:: kernel/locking/mutex.c
   :export:

Riferimento per l'API dei Futex
===============================

.. kernel-doc:: kernel/futex.c
   :internal:

Approfondimenti
===============

-  ``Documentation/locking/spinlocks.txt``: la guida di Linus Torvalds agli
   spinlock del kernel.

-  Unix Systems for Modern Architectures: Symmetric Multiprocessing and
   Caching for Kernel Programmers.

   L'introduzione alla sincronizzazione a livello di kernel di Curt Schimmel
   è davvero ottima (non è scritta per Linux, ma approssimativamente si adatta
   a tutte le situazioni). Il libro è costoso, ma vale ogni singolo spicciolo
   per capire la sincronizzazione nei sistemi multi-processore.
   [ISBN: 0201633388]

Ringraziamenti
==============

Grazie a Telsa Gwynne per aver formattato questa guida in DocBook, averla
pulita e aggiunto un po' di stile.

Grazie a Martin Pool, Philipp Rumpf, Stephen Rothwell, Paul Mackerras,
Ruedi Aschwanden, Alan Cox, Manfred Spraul, Tim Waugh, Pete Zaitcev,
James Morris, Robert Love, Paul McKenney, John Ashby per aver revisionato,
corretto, maledetto e commentato.

Grazie alla congrega per non aver avuto alcuna influenza su questo documento.

Glossario
=========

prelazione
  Prima del kernel 2.5, o quando ``CONFIG_PREEMPT`` non è impostato, i processi
  in contesto utente non si avvicendano nell'esecuzione (in pratica, il
  processo userà il processore fino al proprio termine, a meno che non ci siano
  delle interruzioni). Con l'aggiunta di ``CONFIG_PREEMPT`` nella versione
  2.5.4 questo è cambiato: quando si è in contesto utente, processi con una
  priorità maggiore possono subentrare nell'esecuzione: gli spinlock furono
  cambiati per disabilitare la prelazioni, anche su sistemi monoprocessore.

bh
  Bottom Half: per ragioni storiche, le funzioni che contengono '_bh' nel
  loro nome ora si riferiscono a qualsiasi interruzione software; per esempio,
  :c:func:`spin_lock_bh()` blocca qualsiasi interuzione software sul processore
  corrente. I *Bottom Halves* sono deprecati, e probabilmente verranno
  sostituiti dai tasklet. In un dato momento potrà esserci solo un
  *bottom half* in esecuzione.

contesto d'interruzione
  Non è il contesto utente: qui si processano le interruzioni hardware e
  software. La macro :c:func:`in_interrupt()` ritorna vero.

contesto utente
  Il kernel che esegue qualcosa per conto di un particolare processo (per
  esempio una chiamata di sistema) o di un thread del kernel. Potete
  identificare il processo con la macro ``current``. Da non confondere
  con lo spazio utente. Può essere interrotto sia da interruzioni software
  che hardware.

interruzione hardware
  Richiesta di interruzione hardware. :c:func:`in_irq()` ritorna vero in un
  gestore d'interruzioni hardware.

interruzione software / softirq
  Gestore di interruzioni software: :c:func:`in_irq()` ritorna falso;
  :c:func:`in_softirq()` ritorna vero. I tasklet e le softirq sono entrambi
  considerati 'interruzioni software'.

  In soldoni, un softirq è uno delle 32 interruzioni software che possono
  essere eseguite su più processori in contemporanea. A volte si usa per
  riferirsi anche ai tasklet (in pratica tutte le interruzioni software).

monoprocessore / UP
  (Uni-Processor) un solo processore, ovvero non è SMP. (``CONFIG_SMP=n``).

multi-processore / SMP
  (Symmetric Multi-Processor) kernel compilati per sistemi multi-processore
  (``CONFIG_SMP=y``).

spazio utente
  Un processo che esegue il proprio codice fuori dal kernel.

tasklet
  Un'interruzione software registrabile dinamicamente che ha la garanzia
  d'essere eseguita solo su un processore alla volta.

timer
  Un'interruzione software registrabile dinamicamente che viene eseguita
  (circa) in un determinato momento. Quando è in esecuzione è come un tasklet
  (infatti, sono chiamati da ``TIMER_SOFTIRQ``).