一.概括 (1)自旋锁适用于SMP系统,UP系统用spinlock是作死. (2)保护模式下禁止内核抢占的方法:1.运行终端服务例程时2.运行软中断和tasklet时3.设置本地CPU计数器preempt_count (3)自旋锁的忙等待的实际意义是:尝试获取自旋锁的还有一个进程不断尝试获取被占用的自旋锁,中间仅仅pause一下! (4)在抢占式内核的spin_lock宏中,第一次关抢占,目的是防止死锁(防止一个已经获取自旋锁而未释放的进程被抢占! ! ). 而后又开抢占.目的是让已经释放自旋锁

目录 一:keepalived的抢占与非抢占模式 1.抢占模式 2.非抢占模式 二:接下来分4种情况说明 三:以上3种,只要级别高就会获取master,与state状态是无关的 一:keepalived的抢占与非抢占模式 背景:俩节点haproxy通过keepalived实现高可用 1.抢占模式 harpxy的实际运行过程中,当master发生异常,且后期恢复master正常后,存在抢占或非抢占两种情况.简单点说抢占模式就是,当master宕机后,backup 接管服务.后续当master恢复后

一.前言 HA的实际运行过程中,当主机发生异常,且后期恢复正常后,存在抢占或非抢占两种情况. 结合实际需求,可能有很多用户需要非抢占的HA工作模式.keepalived能够很好的支持这一需求. 二.keepalived非抢占配置 下面直接展示keepalived的非抢占配置. 主机配置如下: vrrp_instance VI_1{ state BACKUP nopreempt priority 100 advert_int 1 virtual_router_id 1 interface eth0

通常如果master服务死掉后backup会变成master,但是当master服务又好了的时候 master此时会抢占VIP,这样就会发生两次切换对业务繁忙的网站来说是不好的.所以我们要在配置文件加入 nopreempt 非抢占,但是这个参数只能用于state 为backup,故我们在用HA的时候最好master 和backup的state都设置成backup 让其通过priority来竞争.

协同程序与常规的多线程不同之处:协同程序是非抢占式的. 当一个协同程序运行时,是无法从外部停止它的.只有当协同程序显式地调用yield时,它才会停止. 当不存在抢先时,编程会变得简单很多,无须为同步的bug抓狂. 在程序中所有的同步都是显式的,只需要确保一个协同程序在它的临界区域之外调用yield即可. 对于这样非抢占式的多线程来说,只要有一个线程调用了一个阻塞操作,整个程序在该操作完成前,都会停止下来. 下面用一个有趣的方法来解决这个问题:通过HTTP下载几个远程文件. 下面的例子测试下载lu

关于RCU的实现,考虑如下情形: 1.非抢占式RCU 2.限于嵌入式系统4核.每核单线程 3.RCU_FANOUT = 32 此时,RCU_TREE退化为单节点,如下,针对rcu_sched_state的使用做相关分析. 本想从解析各个数据结构之间的关系入手,但是没有成功,因此首先读下内核代码: 以下记录中以数组形式表示rcu_data,但是注意这是per-CPU变量,实际并非数组. 系统完成初始化后(rcu_init)的情形如下: struct rcu_state rcu_sched_stat

参考自:http://blog.csdn.net/junguo/article/details/8244530             Documentation/RCU/* TREE_RCU将所有的CPU组织成一颗树,通过层次结构来判别进程是否通过了宽限期,这种方式适用于多个CPU的系统               TINY_RCU适用于单个CPU,尤其是嵌入式操作系统. RCU实现的关键集中在宽限期的处理上,这个过程需要保证销毁对象前,当前系统中所有CPU上运行的进程都通过了静止状态(qui

该记录着重介绍下:2.6.34版本中非抢占式RCU的基本概念. RCU保护的是指针,因为指针的赋值可以使用原子操作完成: 在非抢占式RCU中: 对于读者,RCU仅需要抢占失效,因此获得读锁和释放读锁分别定义为: 对于非抢占式RCU,在操作读取数据的过程中不允许进程切换,否则因为写者需要等待读者完成,写者进程也会一直被阻塞. #define rcu_read_lock() preempt_disable() #define rcu_read_unlock() preeempt_enable() 变

内容: 一:概念.原理   二:实验过程 一.概念 一.keepalived原理及配置解析 keepalived:vrrp协议的实现 vrrp协议:virtual router redundancy protocol 即虚拟路由器冗余协议 vrrp基本实现及工作流程: VRRP通过在一组路由器(一个VRRP组)之间共享一个虚拟IP(VIP)解决静态配置的问题,此时仅需要客户端以VIP作为其默认网关即可. 如图为一个基本的VLAN拓扑,其中,Device A.B.C共同组成一个VRRP组,其VIP

背景:keepalived默认是组播地址进行播放,且默认地址是224.0.0.18,如果配置多个keepalived主机,会导致虚拟IP地址存在冲突问题,这种问题怎么解决呢? 解决办法:就是将keepalived主机的多播地址修改为单播地址,绑定固定IP地址,避免在多播模式下,通过VRRP进行广播地址,造成IP地址地址冲突. vrrp_strict   #严格遵守VRRP协议,不允许状况,在配置单播IP地址时,此行需要删除或者注释掉即可. 1.没有VIP地址 2.单播邻居 3.在VRRP版本2中

与51不同,stm32的中断分类更灵活.51只是按先后顺序大小排列互相打断. stm32中多了响应优先级这一概念. stm32的中断分为 1.抢占(占先)优先级. 2.响应优先级. 1.抢占优先级.抢占优先级高的中断,可以打断抢占优先级低的中断. 2.响应优先级.抢占优先级相同的中断,响应优先级高的可以优先执行. 也许会有疑问:抢占优先级相同的中断,响应优先级高的不可以打断响应优先级低的中断.两个中断肯定是谁先来了就相应谁,两个中断不可能同时来.响应优先级又有何用呢. 其实,响应优先级主要给出了

1 非抢占式和可抢占式内核 为了简化问题,我使用嵌入式实时系统uC/OS作为例子 首先要指出的是,uC/OS只有内核态,没有用户态,这和Linux不一样 多任务系统中, 内核负责管理各个任务, 或者说为每个任务分配CPU时间, 并且负责任务之间的通讯. 内核提供的基本服务是任务切换. 调度(Scheduler),英文还有一词叫dispatcher, 也是调度的意思. 这是内核的主要职责之一, 就是要决定该轮到哪个任务运行了. 多数实时内核是基于优先级调度法的, 每个任务根据其重要程度的不同被赋予

转自互斥锁Mutex与信号量Semaphore的区别 多线程编程中,常常会遇到这两个概念:Mutex和Semaphore,两者之间区别如下: 有人做过如下类比: Mutex是一把钥匙,一个人拿了就可进入一个房间,出来的时候把钥匙交给队列的第一个,一般的用法是用于串行化对临界区代码的访问,保证这段代码不会被并行的运行. Semaphore是一件可以容纳N人的房间,如果人不满就可以进去,如果人满了,就要等待有人出来. 对于N=1的情况,称为binary semaphore,一般的用法是,用于限制对于

摘 要:从Keil C51的内存空间管理方式入手,着重讨论实时操作系统在任务调度时的重入问题,分析一些解决重入的基本方式与方法:分析实时操作系统任务调度的占先性,提出非占先的任务调度是能更适合于Keil C51的一种调度方式.为此,构造这一实时操作系统,并有针对性地介绍此系统的堆管理方法.任务的建立以厦任务的切换等.关键词:51单片机 实时操作系统 任务重八调度 目前,大多数的产品开发是在基于一些小容量的单片机上进行的.51系列单片机,是我国目前使用最多的单片机系列之一,有非常广大的应用环境与前

参考:2.6.34 一个很奇怪的问题. 没有查找到为什么 RCU_NEXT_SIZE的值为4的原因(包括Documentation),主要是在rcu_state中定义了一个四级的list,感到很有意思. 我给出自己的解释. 还是看下代码吧,容易解释: ========================================================= 引入nxtlist与 RCU_NEXT_RCU_DONE_TAIL static void rcu_do_batch(struct

ReentrantLock锁的实现是基于AQS实现的,所以先简单说下AQS: AQS是AbstractQueuedSynchronizer缩写,顾名思义:抽象的队列同步器,它是JUC里面许多同步工具类实现的核心 其实简单来说AQS有两个核心,一个是volatile修饰的int类型state,这个是记录处于等待中需要持有锁和正在持有锁的线程数量 /** * The synchronization state. */ private volatile int state; 第二个就是Node内部类,

静态类 静态类与非静态类的重要区别在于静态类不能实例化,也就是说,不能使用 new 关键字创建静态类类型的变量.在声明一个类时使用static关键字,具有两个方面的意义:首先,它防止程序员写代码来实例化该静态类:其次,它防止在类的内部声明任何实例字段或方法. 静态类是自C# 2.0才引入的,C# 1.0不支持静态类声明.程序员必须声明一个私有构造器.私有构造器禁止开发者在类的范围之外实例化类的实例.使用私有构造器的效果与使用静态类的效果非常相似.两者的区别在于,私有构造器方式仍然可以从类的内部对

Windows版的PHP从版本5.2.1开始有Thread Safe(线程安全)和None Thread Safe(NTS,非线程安全)之分,这两者不同在于何处?到底应该用哪种?这里做一个简单的介绍 从2000年10月20日发布的第一个Windows版的PHP3.0.17开始的都是线程安全的版本,这是由于与Linux/Unix系统是采用多进程的工作方式不同的是Windows系统是采用多线程的工作方式.如果在IIS下以CGI方式运行PHP会非常慢,这是由于CGI模式是建立在多进程的基础之上的,而非

静态类 静态类与非静态类的重要区别在于静态类不能实例化,也就是说,不能使用 new 关键字创建静态类类型的变量.在声明一个类时使用static关键字,具有两个方面的意义:首先,它防止程序员写代码来实例化该静态类:其次,它防止在类的内部声明任何实例字段或方法. 静态类是自C# 2.0才引入的,C# 1.0不支持静态类声明.程序员必须声明一个私有构造器.私有构造器禁止开发者在类的范围之外实例化类的实例.使用私有构造器的效果与使用静态类的效果非常相似. 两者的区别:私有构造器方式仍然可以从类的内部对类

静态类 静态类与非静态类的重要区别在于静态类不能实例化,也就是说,不能使用 new 关键字创建静态类类型的变量.在声明一个类时使用static关键字,具有两个方面的意义:首先,它防止程序员写代码来实例化该静态类:其次,它防止在类的内部声明任何实例字段或方法. 静态类是自C# 2.0才引入的,C# 1.0不支持静态类声明.程序员必须声明一个私有构造器.私有构造器禁止开发者在类的范围之外实例化类的实例.使用私有构造器的效果与使用静态类的效果非常相似.两者的区别在于,私有构造器方式仍然可以从类的内部对