Linux設(shè)備驅(qū)動(dòng) 中必須解決的一個(gè)問題是多個(gè)進(jìn)程對(duì)共享資源的并發(fā)訪問,，并發(fā)訪問會(huì)導(dǎo)致競(jìng)態(tài)，linux提供了多種解決競(jìng)態(tài)問題的方式，這些方式適合不同的應(yīng)用場(chǎng)景,。

 

Linux內(nèi)核是多進(jìn)程,、多線程的操作系統(tǒng)，它提供了相當(dāng)完整的內(nèi)核同步方 法,。內(nèi)核同步方法列表如下：

中斷屏蔽

原子操作

自旋鎖

讀寫自旋鎖

順序鎖

信號(hào)量

讀寫信號(hào)量

BKL（大內(nèi)核鎖）

Seq鎖

一,、并發(fā)與競(jìng)態(tài)：

定義：

并發(fā)（concurrency）指的是多個(gè)執(zhí)行單元同時(shí)、并行被執(zhí)行,，而并發(fā)的執(zhí)行單元對(duì)共 享資源（硬件資源和軟件上的全局變量,、靜態(tài)變量等）的訪問則很容易導(dǎo)致競(jìng)態(tài)（race conditions）。

在linux中,，主要的競(jìng)態(tài)發(fā)生在如下幾種情況：

1,、對(duì)稱多處理器（SMP）多個(gè)CPU

特點(diǎn)是多個(gè)CPU使用共同的系統(tǒng)總線,，因此可訪問共同的外設(shè)和存儲(chǔ)器,。

2、單CPU內(nèi)進(jìn)程與搶占它的進(jìn)程

3,、中斷（硬中斷,、軟中斷、Tasklet,、底半部）與進(jìn)程之間

只要并發(fā)的多個(gè)執(zhí)行單元存在對(duì)共享資源 的訪問,，競(jìng)態(tài)就有可能發(fā)生。

如果中斷處理程序訪問進(jìn)程正在訪問的資 源,，則競(jìng)態(tài)也會(huì)會(huì)發(fā)生,。

多個(gè)中斷之間本身也可能引起并發(fā)而導(dǎo)致 競(jìng)態(tài)（中斷被更高優(yōu)先級(jí)的中斷打斷）。

 

解決競(jìng)態(tài)問題的途徑是保證對(duì)共享資源的互斥訪問,，所謂互斥訪問就是指一個(gè)執(zhí)行單元 在訪問共享資源的時(shí)候,，其他的執(zhí)行單元都被禁止訪問。

 

訪問共享資源的代碼區(qū)域被稱為臨界區(qū),，臨界區(qū)需要以某種互斥機(jī) 制加以保護(hù),，中斷屏蔽，原子操作,，自旋鎖,，和信號(hào)量都是linux設(shè)備驅(qū)動(dòng)中可采用的互斥途徑。

 

臨界區(qū)和競(jìng)爭(zhēng)條件：

所謂臨界區(qū)（critical regions）就 是訪問和操作共享數(shù)據(jù)的代碼段,，為了避免在臨界區(qū)中并發(fā)訪問,，編程者必須保證這些代碼原子地執(zhí)行——也就是說，代碼在執(zhí)行結(jié)束前不可被打斷,，就如同整個(gè)臨 界區(qū)是一個(gè)不可分割的指令一樣,，如果兩個(gè)執(zhí)行線程有可能處于同一個(gè)臨界區(qū)中，那么就是程序包含一個(gè)bug，如果這種情況發(fā)生了,，我們就稱之為競(jìng)爭(zhēng)條件（race conditions）,， 避免并發(fā)和防止競(jìng)爭(zhēng)條件被稱為同步。

 

死鎖：

死鎖的產(chǎn)生需要一定條件：要有一個(gè)或多個(gè)執(zhí)行線程和一個(gè)或多個(gè)資 源,，每個(gè)線程都在等待其中的一個(gè)資源,，但所有的資源都已經(jīng)被占用了，所有線程都在相互等待,，但它們永遠(yuǎn)不會(huì)釋放已經(jīng)占有的資源,，于是任何線程都無法繼續(xù)， 這便意味著死鎖的發(fā)生,。

 

二,、中斷屏蔽

在單CPU范圍內(nèi)避免競(jìng)態(tài)的一種簡(jiǎn)單方法是在進(jìn)入臨界區(qū)之前屏蔽系統(tǒng)的中斷。

由于linux內(nèi)核的進(jìn)程調(diào)度等操作都依賴中斷來實(shí)現(xiàn),，內(nèi)核搶占進(jìn)程之間的并發(fā)也就得以避免了,。

中斷屏蔽的使用方法：

local_irq_disable()//屏蔽中斷

//臨界區(qū)

local_irq_enable()//開中斷

特點(diǎn)：

由于linux系統(tǒng)的異步IO，進(jìn)程調(diào)度等很多重要操作都依賴于中斷,，在屏蔽中斷期間所有的 中斷都無法得到處理,，因此長(zhǎng)時(shí)間的屏蔽是很危險(xiǎn)的，有可能造成數(shù)據(jù)丟失甚至系統(tǒng)崩潰,，這就要求在屏蔽中斷之后,，當(dāng)前的內(nèi)核執(zhí)行路徑應(yīng)當(dāng)盡快地執(zhí)行完臨界區(qū) 的代碼。

中斷屏蔽只能禁止本CPU內(nèi)的中斷,，因此,，并不能解決多CPU引發(fā)的競(jìng)態(tài)，所以單獨(dú)使用中斷屏蔽并不是一個(gè)值得推薦的避免競(jìng) 態(tài)的方法,，它一般和自旋鎖配合使用,。

 

三、原子操作

定義：原子操作指的是在執(zhí)行過程中不會(huì)被別的代碼路徑所中斷的操作,。

（原子原本指的是不可分割的微粒,，所以原子操作也就是不能夠被分 割的指令）

（它保證指令以“原子”的方式執(zhí)行而不能被打斷）

原子操作是不可分割的，在執(zhí)行完畢不會(huì) 被任何其它任務(wù)或事件中斷,。在單處理器系統(tǒng)(UniProcessor)中,，能夠在單條指令中完成的操作都 可以認(rèn)為是" 原子操作"，因?yàn)橹袛嘀荒馨l(fā)生于指令之間,。這也是某些CPU指令系統(tǒng)中引入了test_and_set,、test_and_clear等指令用于臨界資源互斥的原因。但是,，在對(duì)稱多處理器(Symmetric Multi-Processor)結(jié)構(gòu)中就不同了,，由于系統(tǒng)中有多個(gè)處理 器在獨(dú)立地運(yùn)行,，即使能在單條指令中完成的操作也有可能受到干擾。我們以decl (遞減指令)為例,，這是一個(gè)典型的"讀－改－寫"過程,，涉及兩次內(nèi)存訪問。

通俗理解：

      原子操作,，顧名思義,，就是說像原子一樣不可再細(xì)分。一個(gè)操作是原子操作,，意思就是說這個(gè)操作是以原子的方 式被執(zhí)行,，要一口氣執(zhí)行完，執(zhí)行過程不能夠被OS的其他行為打斷,，是一個(gè)整體的過程,，在 其執(zhí)行過程中，OS的其它行為是插不進(jìn)來的,。

分類：linux內(nèi)核提供了一系列函數(shù)來實(shí)現(xiàn)內(nèi)核中的原子操作,，分為整型原子操 作和位原子操作，共同點(diǎn)是：在任何情況下操作都是原子的,，內(nèi)核代碼可以安全的調(diào)用它 們而不被打斷,。

 

原子整數(shù)操作：

針對(duì)整數(shù)的原子操作只能對(duì)atomic_t類型的數(shù)據(jù)進(jìn)行處理，在這里之所以引入了一個(gè)特殊的數(shù)據(jù)類型,，而沒有直接使用C語言的int型，主要是出于兩個(gè)原因：

第一,、讓原子函數(shù)只接受atomic_t類型的操作數(shù),，可以確保原子操作只與這種特殊類型數(shù)據(jù)一起使用， 同時(shí),，這也確保了該類型的數(shù)據(jù)不會(huì)被傳遞給其它任何非原子函數(shù),；

第二、使用atomic_t類型確保編譯器不對(duì)相應(yīng)的值進(jìn)行訪問優(yōu)化——這點(diǎn)使得原子操作最終接收到正確的內(nèi)存地址,，而不是一個(gè)別名,， 最后就是在不同體系結(jié)構(gòu)上實(shí)現(xiàn)原子操作的時(shí)候，使用atomic_t可以屏蔽其間的差異,。

原子整數(shù)操作最常見的用途就是實(shí)現(xiàn)計(jì)數(shù)器,。

另一點(diǎn)需要說明原子操作只能保證操作是原子的，要么完成,，要么 不完成,，不會(huì)有操作一半的可能，但原子操作并不能保證操作的順序性,，即它不能保證兩個(gè)操作是按某個(gè)順序完成的,。如果要保證原子操作的順序性，請(qǐng)使用內(nèi)存屏 障指令。

atomic_t和ATOMIC_INIT(i)定義

typedef struct { volatile int counter; } atomic_t;

#define ATOMIC_INIT(i)  { (i) }

在你編寫代碼的時(shí)候,，能使用原子操作的時(shí)候,，就盡量不要使用復(fù)雜 的加鎖機(jī)制，對(duì)多數(shù)體系結(jié)構(gòu)來講,，原子操作與更復(fù)雜的同步方法相比較,，給系統(tǒng)帶來的開銷小，對(duì)高速緩存行的影響也小,，但是,，對(duì)于那些有高性能要求的代碼， 對(duì)多種同步方法進(jìn)行測(cè)試比較,，不失為一種明智的作法,。

 

原子位操作：

針對(duì)位這一級(jí)數(shù)據(jù)進(jìn)行操作的函數(shù)，是對(duì)普通的內(nèi)存地址進(jìn)行操作 的,。它的參數(shù)是一個(gè)指針和一個(gè)位號(hào),。

 

為方便其間，內(nèi)核還提供了一組與上述操作對(duì)應(yīng)的非原子位函數(shù),， 非原子位函數(shù)與原子位函數(shù)的操作完全相同,，但是，前者不保證原子性,，且其名字前綴多兩個(gè)下劃線,。例如，與test_bit()對(duì)應(yīng)的非原子形式是_test_bit(),，如果你不需要原子性操作（比如,，如果你已經(jīng)用鎖保護(hù)了自己的 數(shù)據(jù)），那么這些非原子的位函數(shù)相比原子的位函數(shù)可能會(huì)執(zhí)行得更快些,。

 

四,、自旋鎖

自旋鎖的引入：

如果每個(gè)臨界區(qū)都能像增加變量這樣簡(jiǎn)單就好了，可惜現(xiàn)實(shí)不是這 樣,，而是臨界區(qū)可以跨越多個(gè)函數(shù),，例如：先得從一個(gè)數(shù)據(jù)結(jié)果中移出數(shù)據(jù)，對(duì)其進(jìn)行格式轉(zhuǎn)換和解析,，最后再把它加入到另一個(gè)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中,，整個(gè)執(zhí)行過程必須是 原子的，在數(shù)據(jù)被更新完畢之前,，不能有其他代碼讀取這些數(shù)據(jù),，顯然，簡(jiǎn)單的原子操作是無能為力的（在 單處理器系統(tǒng)(UniProcessor)中,，能夠在單條指令中完成的操作都可 以認(rèn)為是" 原子操作",，因?yàn)橹袛嘀荒馨l(fā)生于指令之間）,，這就需要使用更為復(fù)雜的同步方法——鎖來提供保護(hù)。

 

自旋鎖的介紹：

Linux內(nèi)核中最常見的鎖是自旋鎖（spin lock）,，自旋鎖最多只能被一個(gè)可執(zhí)行線程持有,，如果一個(gè)執(zhí)行線程試圖獲得一個(gè)被爭(zhēng)用（已經(jīng)被持有）的自 旋鎖，那么該線程就會(huì)一直進(jìn)行忙循環(huán)—旋轉(zhuǎn)—等待鎖重新可用,，要是鎖未被爭(zhēng)用,，請(qǐng)求鎖的執(zhí)行線程便能立刻得到它，繼續(xù)執(zhí)行,，在任意時(shí)間,，自旋鎖都可以防止多于一 個(gè)的執(zhí)行線程同時(shí)進(jìn)入理解區(qū)，注意同一個(gè)鎖可以用在多個(gè)位置—例如,，對(duì)于給定數(shù)據(jù)的所有訪問都可以得到保護(hù)和同步,。

一個(gè)被爭(zhēng)用的自旋鎖使得請(qǐng)求它的線程在等待鎖重新可用時(shí)自旋 （特別浪費(fèi)處理器時(shí)間），所以自旋鎖不應(yīng)該被長(zhǎng)時(shí)間持有,，事實(shí)上,，這點(diǎn)正是使用自旋鎖的初衷，在短期間內(nèi)進(jìn)行輕量級(jí)加鎖,，還可以采取另外的方式來處理對(duì)鎖 的爭(zhēng)用：讓請(qǐng)求線程睡眠,，直到鎖重新可用時(shí)再喚醒它，這樣處理器就不必循環(huán)等待,，可以去執(zhí)行其他代碼,，這也會(huì)帶來一定的開銷——這里有兩次明顯的上下文切換，被阻塞的線程要換出和換入,。因此,，持有自旋鎖的時(shí)間最好小于 完成兩次上下文切換的耗時(shí)，當(dāng)然我們大多數(shù)人不會(huì)無聊到去測(cè)量上下文切換的耗時(shí),，所以我們讓持有自旋鎖的時(shí)間應(yīng)盡可能的短就可以了，信號(hào)量可以提供上述第 二種機(jī)制,，它使得在發(fā)生爭(zhēng)用時(shí),，等待的線程能投入睡眠，而不是旋轉(zhuǎn),。

自旋鎖可以使用在中斷處理程序中（此處不能使用信號(hào)量,，因?yàn)樗鼈儠?huì)導(dǎo)致睡眠），在中斷處理程序中 使用自旋鎖時(shí),，一定要在獲取鎖之前,，首先禁止本地中斷（在當(dāng)前處理器上的中斷請(qǐng) 求），否則,，中斷處理程序就會(huì)打斷正持有鎖的內(nèi)核代碼,，有可能會(huì)試圖去爭(zhēng)用這個(gè)已經(jīng)持有的自旋鎖,，這樣以來，中斷處理程序就會(huì)自旋,，等待該鎖重新可用,，但 是鎖的持有者在這個(gè)中斷處理程序執(zhí)行完畢前不可能運(yùn)行，這正是我們?cè)谇耙徽鹿?jié)中提到的雙重請(qǐng)求死鎖,，注意,，需要關(guān)閉的只是當(dāng)前處理器上的中斷，如果中斷發(fā)生在不同的處理器上,，即使中斷處理程序在同一鎖上自旋,，也不會(huì)妨礙鎖的持有者（在不同處理 器上）最終釋放鎖。

 

自旋鎖的簡(jiǎn)單理解：

理解自旋鎖最簡(jiǎn)單的方法是把它作為一個(gè)變量看待,，該變量把一個(gè) 臨界區(qū)或者標(biāo)記為“我當(dāng)前正在運(yùn)行,，請(qǐng)稍等一會(huì)”或者標(biāo)記為“我當(dāng)前不在運(yùn)行，可以被使用”,。如果A執(zhí)行單元首先進(jìn)入例程,，它將持有自旋鎖，當(dāng)B執(zhí)行單元試圖進(jìn)入同一個(gè)例程時(shí),，將獲知自旋鎖已被持有,，需等到A執(zhí)行單元釋放后才能進(jìn)入。

 

自旋鎖的API函數(shù)：

 

其 實(shí)介紹的幾種信號(hào)量和互斥機(jī)制,，其底層源碼都是使用自旋鎖,可以理解為自旋鎖的再包裝,。所以從這里就可以理解為什么自旋鎖通常可以提供比信號(hào)量更高的 性能,。
自旋鎖是一個(gè)互斥設(shè)備,，他只能會(huì)兩個(gè)值：“鎖定”和“解鎖”。它通常實(shí)現(xiàn)為某個(gè)整數(shù)之中的單個(gè)位,。
“測(cè)試并設(shè)置”的操作必須以原子方式完成,。
任何時(shí)候，只要內(nèi)核代碼擁有自旋鎖,，在相關(guān)CPU上的搶占就會(huì)被禁止,。

適用于自旋鎖的核心規(guī)則：
（1）任何擁有自旋鎖的代碼都必須使原子 的，除服務(wù)中斷外（某些情況下也不能放棄CPU,如中斷服務(wù)也要獲得自旋鎖,。為了避免 這種鎖陷阱,，需要在擁有自旋鎖時(shí)禁止中斷），不能放棄CPU（如休眠,，休眠可發(fā)生在許多無法預(yù)期 的地方）,。否則CPU將有可能永遠(yuǎn)自旋下去（死機(jī)）。
（2）擁有自旋鎖的時(shí)間越短越好,。

需要強(qiáng)調(diào)的是,，自旋鎖別設(shè)計(jì)用于多處理器的同步機(jī)制,，對(duì)于單處理 器（對(duì)于單處理器并且不可搶占的內(nèi)核來說，自旋鎖什么也不作）,，內(nèi)核在編譯時(shí)不會(huì)引入自旋鎖機(jī)制,，對(duì)于可搶占的內(nèi)核，它僅僅被用于設(shè)置內(nèi)核的搶占機(jī)制是否 開啟的一個(gè)開關(guān),，也就是說加鎖和解鎖實(shí)際變成了禁止或開啟內(nèi)核搶占功能,。如果內(nèi)核不支持搶占，那么自旋鎖根本就不會(huì)編譯到內(nèi)核中,。
內(nèi)核中使用spinlock_t類型來表示自旋鎖,，它定義在<linux/spinlock_types.h>：

 

對(duì)于不支持SMP的內(nèi)核來說，struct raw_spinlock_t什么也沒有,， 是一個(gè)空結(jié)構(gòu),。對(duì)于支持多處理器的內(nèi)核來說，struct raw_spinlock_t定義為

 

slock表示了自旋鎖的狀態(tài),，“1”表示自旋鎖 處于解鎖狀態(tài)（UNLOCK）,，“0”表示自旋鎖 處于上鎖狀態(tài)（LOCKED）。
break_lock表示當(dāng)前是否由進(jìn)程在等待自旋鎖,，顯然,，它只有在支 持搶占的SMP內(nèi)核上才起作 用。
    自旋鎖的實(shí) 現(xiàn)是一個(gè)復(fù)雜的過程,，說它復(fù)雜不是因?yàn)樾枰嗌俅a或邏輯來實(shí)現(xiàn)它,，其實(shí)它的實(shí)現(xiàn)代碼很少。自旋鎖的實(shí)現(xiàn)跟體系結(jié)構(gòu)關(guān)系密切,，核心代碼基本也是由匯編語言 寫成,，與體協(xié)結(jié)構(gòu)相關(guān)的核心代碼都放在相關(guān)的<asm/>目錄下，比 如<asm/spinlock.h>,。對(duì)于我們 驅(qū)動(dòng)程序開發(fā)人員來說,，我們沒有必要了解這么spinlock的內(nèi)部細(xì) 節(jié)，如果你對(duì)它感興趣,，請(qǐng)參考閱讀Linux內(nèi)核源代 碼,。對(duì)于我們驅(qū)動(dòng)的spinlock接口，我們只 需包括<linux/spinlock.h>頭文件,。在 我們?cè)敿?xì)的介紹spinlock的API之前，我們先來看看自旋鎖的一個(gè)基本使用格式：

 

從使用上來說,，spinlock的API還很簡(jiǎn)單 的,，一般我們會(huì)用的的API如下表，其實(shí) 它們都是定義在<linux/spinlock.h>中的宏接 口,，真正的實(shí)現(xiàn)在<asm/spinlock.h>中

 

·         初始化

spinlock有兩種初始 化形式,，一種是靜態(tài)初始化，一種是動(dòng)態(tài)初始化,。對(duì)于靜態(tài)的spinlock對(duì)象,，我們 用 SPIN_LOCK_UNLOCKED來初始化， 它是一個(gè)宏,。當(dāng)然,，我們也可以把聲明spinlock和初始化它 放在一起做，這就是 DEFINE_SPINLOCK宏的工作,， 因此,，下面的兩行代碼是等價(jià)的。

 

spin_lock_init 函數(shù)一般用 來初始化動(dòng)態(tài)創(chuàng)建的spinlock_t對(duì)象,，它的參 數(shù)是一個(gè)指向spinlock_t對(duì)象的指針,。 當(dāng)然，它也可以初始化一個(gè)靜態(tài)的沒有初始化的spinlock_t對(duì)象,。

 

·         獲取鎖

內(nèi)核提供了三個(gè)函數(shù)用于獲取一個(gè)自旋鎖,。
spin_lock：獲取指定的自旋鎖。
spin_lock_irq：禁止本地中 斷并獲取自旋鎖,。
spin_lock_irqsace：保存本地 中斷狀態(tài),，禁止本地中斷并獲取自旋鎖，返回本地中斷狀態(tài),。

自旋鎖是可以使用在中斷處理程序中的,，這時(shí)需要使用 具有關(guān)閉本地中斷功能的函數(shù)，我們推薦使用 spin_lock_irqsave,，因?yàn)樗鼤?huì) 保存加鎖前的中斷標(biāo)志,，這樣就會(huì)正確恢復(fù)解鎖時(shí)的中斷標(biāo)志。如果spin_lock_irq在加鎖時(shí)中 斷是關(guān)閉的,，那么在解鎖時(shí)就會(huì)錯(cuò)誤的開啟中斷,。

另外兩個(gè)同自旋鎖獲取相關(guān)的函數(shù)是：
spin_trylock()：嘗試獲取自 旋鎖，如果獲取失敗則立即返回非0值,，否則返回0,。
spin_is_locked()：判斷指定的 自旋鎖是否已經(jīng)被獲取了。如果是則返回非0,，否則,，返 回0。

·         釋放鎖

同獲取鎖相對(duì)應(yīng),，內(nèi)核提供了三個(gè)相對(duì)的函數(shù)來釋放自旋鎖,。
spin_unlock：釋放指定的自旋鎖。
spin_unlock_irq：釋放自旋鎖 并激活本地中斷,。
spin_unlock_irqsave：釋放自旋 鎖,，并恢復(fù)保存的本地中斷狀態(tài),。

十二、Linux驅(qū)動(dòng)程序開發(fā)（6） - Linux內(nèi)核同步介紹和方法（2）

五,、讀寫自旋鎖

如果臨界區(qū)保 護(hù)的數(shù)據(jù)是可讀可寫的,，那么只要沒有寫操作，對(duì)于讀是可以支持并發(fā)操作的,。對(duì)于這種只要求寫操作是互斥的需求,，如果還是使用自旋鎖顯然是無法滿足這個(gè)要求 （對(duì)于讀操作實(shí)在是太浪費(fèi)了）。為此內(nèi)核提供了另一種鎖－讀寫自旋鎖,，讀自旋鎖也叫共享自旋鎖,，寫自旋鎖也叫排他自旋鎖。

讀寫自旋鎖是一種比自旋鎖粒度更小的鎖 機(jī)制,，它保留了“自旋”的概念,，但是在寫操作方面，只能最多有一個(gè)寫進(jìn)程,，在讀操作方面,，同時(shí)可以有多個(gè)讀執(zhí)行單元，當(dāng)然,，讀和寫也不能同時(shí)進(jìn)行,。
    讀寫自旋鎖的 使用也普通自旋鎖的使用很類似，首先要初始化讀寫自旋鎖對(duì)象：

 

在讀操作代碼里對(duì)共享數(shù)據(jù)獲取讀自旋鎖：

 

在寫操作代碼里為共享數(shù)據(jù)獲取寫自旋鎖：

 

需要注意的是,，如果有大量的寫操作,，會(huì)使寫操作自旋在寫自旋鎖上而處于寫?zhàn)囸I狀 態(tài)（等待讀自旋鎖的全部釋放），因?yàn)樽x自旋鎖會(huì)自由的獲取讀自旋鎖,。

讀寫自旋鎖的 函數(shù)類似于普通自旋鎖,，這里就不一一介紹了，我們把它列在下面的表中,。

六,、順序瑣

順序瑣（seqlock）是對(duì)讀寫 鎖的一種優(yōu)化，若使用順序瑣,，讀執(zhí)行單元絕不會(huì)被寫執(zhí)行單元阻塞,，也就是說，讀執(zhí)行單元可以在寫執(zhí)行單元對(duì)被順序 瑣保護(hù)的共享資源進(jìn)行寫操作時(shí)仍然可以繼續(xù)讀,，而不必等待寫執(zhí)行單元完成寫操作,，寫執(zhí)行單元也不需要等待所有讀執(zhí)行單元完成讀操作才去進(jìn)行寫操作。

但是,，寫執(zhí)行單元與寫執(zhí)行單元之間仍然是互斥的,，即如果有寫執(zhí)行單元在進(jìn)行寫操 作，其它寫執(zhí)行單元必須自旋在哪里，直到寫執(zhí)行單元釋放了順序瑣,。

如果讀執(zhí)行單元在讀操作期間，寫執(zhí)行單元已經(jīng)發(fā)生了寫操作,，那么,，讀執(zhí)行單 元必須重新讀取數(shù)據(jù)，以便確保得到的數(shù)據(jù)是完整的,，這種鎖在讀寫同時(shí)進(jìn)行的概率比較小時(shí),，性能是非常好的，而且它允許讀寫同時(shí)進(jìn) 行,，因而更大的提高了并發(fā)性,，

注意，順序瑣由一個(gè)限制,，就是它必須被保護(hù)的共享資源不含有指針,，因?yàn)閷憟?zhí)行單 元可能使得指針失效，但讀執(zhí)行單元如果正要訪問該指針,，將導(dǎo)致Oops,。

七、信號(hào)量

Linux中 的信號(hào)量是一種睡眠鎖,，如果有一個(gè)任務(wù)試圖獲得一個(gè)已經(jīng)被占用的信號(hào)量時(shí),，信號(hào)量會(huì)將其推進(jìn)一個(gè)等待隊(duì)列，然后讓其睡眠,，這時(shí)處理器能重獲自由,，從而去執(zhí) 行其它代碼，當(dāng)持有信號(hào)量的進(jìn)程將信號(hào)量釋放后,，處于等待隊(duì)列中的哪個(gè)任務(wù)被喚醒,，并獲得該信號(hào)量。

信號(hào)量,，或旗標(biāo),，就是我們?cè)诓僮飨到y(tǒng)里學(xué)習(xí)的經(jīng)典的P/V原語操作。
P：如果信號(hào)量值大于0,，則遞減信 號(hào)量的值,，程序繼續(xù)執(zhí)行，否則,，睡眠等待信號(hào)量大于0,。
V：遞增信號(hào)量的值，如果遞增的信號(hào)量的值大于0,，則喚醒等待 的進(jìn)程,。

    信號(hào)量的值確定了同時(shí)可以有多少個(gè)進(jìn)程可以同時(shí)進(jìn)入臨界區(qū)，如果信號(hào)量的初 始值始1，這信號(hào)量就是互斥信號(hào)量（MUTEX）,。對(duì)于大于1的非0值信號(hào)量,，也可稱為計(jì)數(shù)信號(hào)量（counting semaphore）。對(duì)于一般的驅(qū)動(dòng)程序使用的信號(hào)量都是互斥信號(hào)量,。

類似于自旋鎖,，信號(hào)量的實(shí)現(xiàn)也與體系結(jié)構(gòu)密切相關(guān)，具體的實(shí)現(xiàn)定義在<asm/semaphore.h>頭文件中,，對(duì) 于x86_32系統(tǒng)來說,，它 的定義如下：

 

信號(hào)量的初始值count是atomic_t類型的，這 是一個(gè)原子操作類型,，它也是一個(gè)內(nèi)核同步技術(shù),，可見信號(hào)量是基于原子操作的。我們會(huì)在后面原子操作部分對(duì)原子操作做詳細(xì)介紹,。

信號(hào)量的使 用類似于自旋鎖,，包括創(chuàng)建、獲取和釋放,。我們還是來先展示信號(hào)量的基本使用形式：

 

Linux內(nèi)核中的信 號(hào)量函數(shù)接口如下：

·         初始化信號(hào)量

信號(hào)量的初始化包括靜態(tài)初始化和動(dòng)態(tài)初始化,。靜態(tài)初始化用于靜態(tài)的聲明并初始化 信號(hào)量。

 

對(duì)于動(dòng)態(tài)聲明或創(chuàng)建的信號(hào)量,，可以使用如下函數(shù)進(jìn)行初始化：

 

顯然,，帶有MUTEX的函數(shù)始初 始化互斥信號(hào)量。LOCKED則初始化信號(hào) 量為鎖狀態(tài),。

·         使用信號(hào)量

信號(hào)量初始化完成后我們就可以使用它了

down函數(shù)會(huì)嘗試 獲取指定的信號(hào)量,，如果信號(hào)量已經(jīng)被使用了，則進(jìn)程進(jìn)入不可中斷的睡眠狀態(tài),。down_interruptible則會(huì)使進(jìn)程 進(jìn)入可中斷的睡眠狀態(tài),。關(guān)于進(jìn)程狀態(tài)的詳細(xì)細(xì)節(jié)，我們?cè)趦?nèi)核的進(jìn)程管理里在做詳細(xì)介紹,。

down_trylock嘗試獲取信號(hào)量,， 如果獲取成功則返回0，失敗則會(huì) 立即返回非0,。

當(dāng)退出臨界 區(qū)時(shí)使用up函數(shù)釋放信號(hào) 量,，如果信號(hào)量上的睡眠隊(duì)列不為空，則喚醒其中一個(gè)等待進(jìn)程,。

 

八,、讀寫信號(hào)量

類似于自旋 鎖，信號(hào)量也有讀寫信號(hào)量,。讀寫信號(hào)量API定義在<linux/rwsem.h>頭文件中,，它 的定義其實(shí)也是體系結(jié)構(gòu)相關(guān)的,，因此具體實(shí)現(xiàn)定義在<asm/rwsem.h>頭文件中， 以下是x86的例子：

 

首先要說明的是所有的讀寫信號(hào)量都是 互斥信號(hào)量,。讀鎖是共享鎖,，就是同時(shí)允許多個(gè)讀進(jìn)程持有該信號(hào)量，但寫鎖是獨(dú)占鎖,，同時(shí)只能有一個(gè)寫鎖持有該互斥信號(hào)量,。顯然， 寫鎖是排他的,，包括排斥讀鎖。由于寫鎖是共享鎖,，它允許多個(gè)讀進(jìn)程持有該鎖,，只要沒有進(jìn)程持有寫鎖，它就始終會(huì)成功持有該鎖,，因此這會(huì)造成寫進(jìn)程寫?zhàn)囸I狀 態(tài),。

在使用讀寫信號(hào)量前先要初始化，就像你所想到的,，它在使用上幾乎與讀寫自旋鎖一致,。先來看看讀 寫信號(hào)量的創(chuàng)建和初始化：

 

讀進(jìn)程獲取信號(hào)量保護(hù)臨界區(qū)數(shù)據(jù)：

 

寫進(jìn)程獲取信號(hào)量保護(hù)臨界區(qū)數(shù)據(jù)：

 

更多的讀寫信號(hào)量API請(qǐng)參考下表：

 

同自旋鎖一樣,，down_read_trylock和down_write_trylock會(huì)嘗試著獲取 信號(hào)量,，如果獲取成功則返回1，否則返回0,。奇怪為什么返回值與信號(hào)量的對(duì)應(yīng)函數(shù)相反,，使用是一定要小心這 點(diǎn)。

 

九,、自旋鎖和信號(hào)量區(qū)別

在驅(qū)動(dòng)程序中,，當(dāng)多個(gè)線程同時(shí)訪問相同的資源時(shí)（驅(qū)動(dòng)程序中的全局變量是一種典 型的共享資源），可能會(huì)引發(fā)"競(jìng)態(tài)",，因此我們必須對(duì)共享資源進(jìn)行并發(fā)控制,。Linux內(nèi)核中解決并發(fā)控制的最常用方法是自旋鎖與信號(hào)量（絕大多數(shù)時(shí)候 作為互斥鎖使用）。

　　自旋鎖與信號(hào)量"類似而不類",，類似說的是它們功能上的相似性,，"不類"指代它們?cè)诒举|(zhì)和實(shí)現(xiàn)機(jī)理上完全不一樣，不屬于一類,。

　　自旋鎖 不會(huì)引起調(diào)用者睡眠,，如果自旋鎖已經(jīng)被別的執(zhí)行單元保持，調(diào)用者就一直循環(huán)查看是否該自旋鎖的保持者已經(jīng)釋放了鎖,，"自旋"就是"在原地打轉(zhuǎn)",。而信號(hào)量則引起調(diào)用者睡眠,，它把進(jìn)程從運(yùn)行隊(duì)列上拖出去，除非 獲得鎖,。這就是它們的"不類",。

　　但是， 無論是信號(hào)量,，還是自旋鎖,，在任何時(shí)刻，最多只能有一個(gè)保持者,，即在任何時(shí)刻最多只能有一個(gè)執(zhí)行單元獲得鎖,。這就是它們的"類似"。

　　鑒于自 旋鎖與信號(hào)量的上述特點(diǎn),，一般而言,，自旋鎖適合于保持時(shí)間非常短的情況，它可以在任何上下文使用,；信號(hào)量適合于保持時(shí)間較長(zhǎng)的情況,，會(huì)只能在進(jìn)程上下文使 用。如果被保護(hù)的共享資源只在進(jìn)程上下文訪問,，則可以以信號(hào)量來保護(hù)該共享資源,，如果對(duì)共享資源的訪問時(shí)間非常短，自旋鎖也是好的選擇,。但是,，如果被保護(hù) 的共享資源需要在中斷上下文訪問（包括底半部即中斷處理句柄和頂半部即軟中斷），就必須使用自旋鎖,。

區(qū)別總結(jié)如下：

1,、由于爭(zhēng)用信號(hào)量的進(jìn)程在等待鎖重新變?yōu)榭捎脮r(shí)會(huì)睡眠，所以信號(hào)量適用于鎖會(huì)被長(zhǎng)時(shí)間持有的情況,。

2,、相反，鎖被短時(shí)間持有時(shí),，使用信號(hào)量就不太適宜了,，因?yàn)樗咭鸬暮臅r(shí)可能比鎖被占用的全部時(shí)間還要長(zhǎng)。

3,、由于執(zhí)行線程在鎖被爭(zhēng)用時(shí)會(huì)睡眠,，所以只能在進(jìn)程上下文中才能獲取信號(hào)量鎖，因?yàn)樵谥袛嗌舷挛闹校ㄊ褂米孕i）是 不能進(jìn)行調(diào)度的,。

4,、你可以在持有信號(hào)量時(shí)去睡眠（當(dāng)然你也可能并不需要睡眠），因?yàn)楫?dāng)其它進(jìn)程試圖獲得同一信號(hào)量時(shí)不會(huì)因此而死鎖,， （因?yàn)樵撨M(jìn)程也只是去睡眠而已,，而你最終會(huì)繼續(xù)執(zhí)行的）,。

5、在你占用信號(hào)量的同時(shí)不能占用自旋鎖,，因?yàn)樵谀愕却盘?hào)量時(shí)可能會(huì)睡眠,，而在持有自旋鎖時(shí)是不允許睡眠的。

6,、信號(hào)量鎖保護(hù)的臨界區(qū)可包含可能引起阻塞的代碼,，而自旋鎖則絕對(duì)要避免用來保護(hù)包含這樣代碼的臨界區(qū)，因?yàn)樽枞? 味著要進(jìn)行進(jìn)程的切換,，如果進(jìn)程被切換出去后,，另一進(jìn)程企圖獲取本自旋鎖，死鎖就會(huì)發(fā)生,。

7,、信號(hào)量不同于自旋鎖，它不會(huì)禁止內(nèi)核搶占（自旋鎖被持有時(shí),，內(nèi)核不能被搶占），所以持有信號(hào)量的代碼可以被搶占,， 這意味著信號(hào)量不會(huì)對(duì)調(diào)度的等待時(shí)間帶來負(fù)面影響,。

除了以上介紹的同步機(jī)制方法以外，還有BKL（大內(nèi)核 鎖）,，Seq鎖等,。

BKL是一個(gè)全局自 旋鎖，使用它主要是為了方便實(shí)現(xiàn)從Linux最初的SMP過度到細(xì)粒度加鎖機(jī)制,。

Seq鎖用于讀寫共享數(shù)據(jù),，實(shí)現(xiàn)這樣鎖只要依靠一個(gè)序列計(jì)數(shù)器