linux - Linux内核是如何实现可重入的？

Question

所有 Unix 内核都是可重入的：多个进程可能同时在内核模式下执行。如何在代码中实现这种效果？我应该如何处理许多进程调用系统调用，在内核模式下挂起的情况？

Answer 1

[编辑-“可重入”一词有几种不同的含义。这个答案使用了基本的“多个上下文可以同时执行相同的代码”。这通常适用于单个例程，但可以扩展到适用于一组协作例程，通常是共享数据的例程。一个极端的例子是应用于一个完整的程序——一个网络服务器，或者一个操作系统。如果 Web 服务器一次只能处理一个客户端，则它可能被认为是不可重入的。（呃！）如果一次只有一个进程/线程/处理器可以执行内核代码，则操作系统内核可能被称为不可重入。

类似的操作系统发生在向多处理器系统的过渡期间。许多人经历了从为单处理器编写到单锁保护一切（即不可重入）的缓慢过渡，经历了越来越细粒度的锁定的各个阶段。IIRC，Linux 终于摆脱了“大内核锁”。版本 2.6.37 - 但在此之前大部分时间已经消失，只是保护尚未转换为多处理实现的残余。

这个答案的其余部分是根据单个例程编写的，而不是完整的程序。]

如果你在用户空间，你不需要做任何事情。你调用任何你想要的系统调用，正确的事情就会发生。

所以我假设你在问内核中的代码。

从概念上讲，它相当简单。当多个线程调用同一个子例程时，它也与用户空间中的多线程程序中发生的情况几乎相同。（假设它是一个 C 程序——其他语言可能有不同的命名机制。）

当系统调用实现使用自动（堆栈）变量时，它有自己的副本——重入没有问题。当它需要使用全局数据时，它通常需要使用某种锁定 - 所需的特定锁定取决于它正在使用的特定数据，以及它对这些数据所做的事情。

这都是非常通用的，所以也许一个例子可能会有所帮助。

假设系统调用要修改进程的某些属性。该过程由 a 表示，struct task_struct它是各种链表的成员。这些链表受tasklist_lock. 您的系统调用获得tasklist_lock，找到正确的进程，可能获得控制它关心的字段的每个进程的锁，修改该字段，并丢弃两个锁。

还有一个细节，即执行不同系统调用的进程的情况，它们彼此不共享数据。通过合理的实现，完全没有冲突。一个进程可以让自己进入内核来处理它的系统调用，而不会影响其他进程。我不记得专门查看过 linux 实现，但我认为它是“合理的”。类似于进入异常处理程序的陷阱，它在表中查找子例程来处理请求的特定系统调用。该表有效const，因此不需要锁。