鸿蒙内核源码分析(用户态锁篇) | 如何使用快锁Futex(上)

快锁上下篇

鸿蒙内核实现了Futex，系列篇将用两篇来介绍快锁，主要两个原因:

网上介绍Futex的文章很少，全面深入内核介绍的就更少，所以来一次详细整理和挖透。
涉及用户态和内核态打配合，共同作用，既要说用户态的使用又要说清楚内核态的实现。
本篇为上篇，用户态下如何使用Futex，并借助一个demo来说清楚整个过程。

基本概念

Futex(Fast userspace mutex，用户态快速互斥锁)，系列篇简称快锁，是一个在Linux上实现锁定和构建高级抽象锁如信号量和POSIX互斥的基本工具，它第一次出现在linux内核开发的2.5.7版；其语义在2.5.40固定下来，然后在2.6.x系列稳定版内核中出现，是内核提供的一种系统调用能力。通常作为基础组件与用户态的相关锁逻辑结合组成用户态锁，是一种用户态与内核态共同作用的锁，其用户态部分负责锁逻辑，内核态部分负责锁调度。

当用户态线程请求锁时，先在用户态进行锁状态的判断维护，若此时不产生锁的竞争，则直接在用户态进行上锁返回；反之，则需要进行线程的挂起操作，通过Futex系统调用请求内核介入来挂起线程，并维护阻塞队列。

当用户态线程释放锁时，先在用户态进行锁状态的判断维护，若此时没有其他线程被该锁阻塞，则直接在用户态进行解锁返回；反之，则需要进行阻塞线程的唤醒操作，通过Futex系统调用请求内核介入来唤醒阻塞队列中的线程。

存在意义

互斥锁(mutex)是必须进入内核态才知道锁可不可用，没人跟你争就拿走锁回到用户态，有人争就得干等 (包括有限时间等和无限等待两种，都需让出CPU执行权) 或者放弃本次申请回到用户态继续执行。那为何互斥锁一定要陷入内核态检查呢? 互斥锁(mutex) 本质是竞争内核空间的某个全局变量(LosMux结构体)。应用程序也有全局变量，但其作用域只在自己的用户空间中有效，属于内部资源，有竞争也是应用程序自己内部解决。而应用之间的资源竞争(即内核资源)就需要内核程序来解决，内核空间只有一个，内核的全局变量当然要由内核来管理。应用程序想用内核资源就必须经过系统调用陷入内核态，由内核程序接管CPU，所谓接管本质是要改变程序状态寄存器，CPU将从用户态栈切换至内核态栈运行，执行完成后又要切回用户态栈中继续执行，如此一来栈间上下文的切换就存在系统性能的损耗。没看明白的请前往系列篇 (互斥锁篇) 翻看。
快锁解决思路是能否在用户态下就知道锁可不可用，因为竞争并不是时刻出现，跑到内核态一看其实往往没人给你争，白跑一趟来回太浪费性能。那问题来了，用户态下如何知道锁可不可用呢？因为不陷入内核态就访问不到内核的全局变量。而自己私有空间的变量对别的进程又失效不能用。越深入研究内核越有一种这样的感觉，内核的实现可以像数学一样推导出来，非常有意思。数学其实是基于几个常识公理推导出了整个数学体系，因为不如此逻辑就无法自洽。如果对内核有一定程度的了解，这里自然能推导出可以借助 共享内存 来实现！

使用过程

看个linux futex 官方demo详细说明下用户态下使用Futex的整个过程，代码不多，但涉及内核的知识点很多，通过它可以检验出内核基本功扎实程度。

//futex_demo.c
#define _GNU_SOURCE
#include <stdio.h>
#include <errno.h>
#include <stdatomic.h>
#include <stdint.h>
#include <stdlib.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/wait.h>
#include <sys/mman.h>
#include <sys/syscall.h>
#include <linux/futex.h>
#include <sys/time.h>
#define errExit(msg)    do { perror(msg); exit(EXIT_FAILURE); \} while (0)
static uint32_t *futex1, *futex2, *iaddr;
/// 快速系统调用
static int futex(uint32_t *uaddr, int futex_op, uint32_t val,const struct timespec *timeout, uint32_t *uaddr2, uint32_t val3)
{return syscall(SYS_futex, uaddr, futex_op, val,timeout, uaddr2, val3);
}
/// 申请快锁
static void fwait(uint32_t *futexp)
{long s;while (1) {const uint32_t one = 1;if (atomic_compare_exchange_strong(futexp, &one, 0))break; //申请快锁成功//申请快锁失败,需等待s = futex(futexp, FUTEX_WAIT, 0, NULL, NULL, 0);if (s == -1 && errno != EAGAIN)errExit("futex-FUTEX_WAIT");}
}
/// 释放快锁
static void fpost(uint32_t *futexp)
{long s;const uint32_t zero = 0;if (atomic_compare_exchange_strong(futexp, &zero, 1)) {//释放快锁成功s = futex(futexp, FUTEX_WAKE, 1, NULL, NULL, 0);//唤醒等锁 进程/线程if (s  == -1)errExit("futex-FUTEX_WAKE");}
}
/// 父子进程竞争快锁
int main(int argc, char *argv[])
{pid_t childPid;int nloops;setbuf(stdout, NULL);nloops = (argc > 1) ? atoi(argv[1]) : 3;iaddr = mmap(NULL, sizeof(*iaddr) * 2, PROT_READ | PROT_WRITE,MAP_ANONYMOUS | MAP_SHARED, -1, 0);//创建可读可写匿名共享内存if (iaddr == MAP_FAILED)errExit("mmap");futex1 = &iaddr[0]; //绑定锁一地址futex2 = &iaddr[1]; //绑定锁二地址*futex1 = 0; // 锁一不可申请 *futex2 = 1; // 锁二可申请childPid = fork();if (childPid == -1)errExit("fork");if (childPid == 0) {//子进程返回for (int j = 0; j < nloops; j++) {fwait(futex1);//申请锁一printf("子进程  (%jd) %d\n", (intmax_t) getpid(), j);fpost(futex2);//释放锁二}exit(EXIT_SUCCESS);}// 父进程返回执行for (int j = 0; j < nloops; j++) {fwait(futex2);//申请锁二printf("父进程 (%jd) %d\n", (intmax_t) getpid(), j);fpost(futex1);//释放锁一}wait(NULL);exit(EXIT_SUCCESS);
}

代码在wsl2上编译运行结果如下:

root@DESKTOP-5PBPDNG:/home/turing# gcc ./futex_demo.c -o futex_demo
root@DESKTOP-5PBPDNG:/home/turing# ./futex_demo
父进程 (283) 0
子进程 (284) 0
父进程 (283) 1
子进程 (284) 1
父进程 (283) 2
子进程 (284) 2

解读

通过系统调用mmap 创建一个可读可写的共享内存iaddr[2]整型数组，完成两个futex锁的初始化。内核会在内存分配一个共享线性区(MAP_ANONYMOUS | MAP_SHARED)，该线性区可读可写( PROT_READ | PROT_WRITE)
```
futex1 = &iaddr[0]; //绑定锁一地址
futex2 = &iaddr[1]; //绑定锁二地址
*futex1 = 0; // 锁一不可申请 
*futex2 = 1; // 锁二可申请
```
如此futex1和futex2有初始值并都是共享变量，想详细了解mmap内核实现的可查看系列篇 （线性区篇） 和 （共享内存篇） 有详细介绍。
childPid = fork(); 创建了一个子进程，fork会拷贝父进程线性区的映射给子进程，导致的结果就是父进程的共享线性区到子进程这也是共享线性区，映射的都是相同的物理地址。对fork不熟悉的请前往翻看，系列篇 （fork篇）| 一次调用，两次返回 专门说它。
fwait(申请锁)与fpost(释放锁)成对出现，单独看下申请锁过程
```
/// 申请快锁
static void fwait(uint32_t *futexp)
{long s;while (1) {const uint32_t one = 1;if (atomic_compare_exchange_strong(futexp, &one, 0))break; //申请快锁成功//申请快锁失败,需等待s = futex(futexp, FUTEX_WAIT, 0, NULL, NULL, 0);if (s == -1 && errno != EAGAIN)errExit("futex-FUTEX_WAIT");}
}
```
死循环的break条件是 atomic_compare_exchange_strong为真，这是个原子比较操作，此处必须这么用，至于为什么请前往翻看系列篇 （原子操作篇）| 谁在为完整性保驾护航 ，注意它是理解Futex的关键所在，它的含义是
```
在头文件<stdatomic.h>中定义
_Bool atomic_compare_exchange_strong（volatile A * obj，C * expected，C desired）;
```
将所指向的值obj与所指向的值进行原子比较expected，如果相等，则用前者替换前者desired（执行读取 - 修改 - 写入操作）。否则，加载实际值所指向的obj进入*expected（进行负载操作）。
什么意思 ? 来个直白的解释 :
- 如果 futexp == 1 则 atomic_compare_exchange_strong返回真，同时将 futexp的值变成0，1代表可以持有锁，一旦持有立即变0，别人就拿不到了。所以此处甚秒。而且这发生在用户态。
- 如果futexp == 0 atomic_compare_exchange_strong返回假，没有拿到锁，就需要陷入内核态去挂起任务等待锁的释放
```
futex(futexp, FUTEX_WAIT, 0, NULL, NULL, 0) //执行一个等锁的系统调用
```
参数四为NULL代表不在内核态停留直接返回用户态，后续将在内核态部分详细说明。

childPid == 0是子进程的返回。不断地申请futex1 释放futex2

if (childPid == 0) {//子进程返回for (int j = 0; j < nloops; j++) {fwait(futex1);printf("子进程  (%jd) %d\n", (intmax_t) getpid(), j);fpost(futex2);}exit(EXIT_SUCCESS);
}

最后的父进程的返回，不断地申请futex2 释放futex1

// 父进程返回执行
for (int j = 0; j < nloops; j++) {fwait(futex2);printf("父进程 (%jd) %d\n", (intmax_t) getpid(), j);fpost(futex1);
}
wait(NULL);
exit(EXIT_SUCCESS);

两把锁的初值为 *futex1 = 0; *futex2 = 1;，父进程在 fwait(futex2)所以父进程的printf将先执行，*futex2 = 0;锁二变成不可申请，打印完成后释放fpost(futex1)使其结果为*futex1 = 1;表示锁一可以申请了，而子进程在等fwait(futex1)，交替下来执行的结果为
```
  父进程 (283) 0子进程 (284) 0父进程 (283) 1子进程 (284) 1父进程 (283) 2子进程 (284) 2
```

几个问题

以上是个简单的例子，只发生在两个进程抢一把锁的情况下，如果再多几个进程抢一把锁时情况就变复杂多了。
例如会遇到以下情况:

鸿蒙内核进程池默认上限是64个，除去两个内核进程外，剩下的都归属用户进程，理论上用户进程可以创建很多快锁,这些快锁可以用于进程间(共享快锁)也可以用于线程间(私有快锁)，在快锁的生命周期中该如何保存 ?
无锁时，前面已经有进程在申请锁时，如何处理好新等锁进程和旧等锁进程的关系 ?
释放锁时，需要唤醒已经在等锁的进程，唤醒的顺序由什么条件决定 ?

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