并发控制

1.     整型原子操作

原子变量是对原子变量的整型操作和位操作不被打断（c 语言和普通的内存变量达不到这项要求），是作为计数器和标志变量的良好解决方法。
优点：简单，
缺点：太简单，只能做计数操作，保护的东西太少，不过确实其他同步手段的基石。

a.原子变量的定义
typedef struct {
    volatile int counter;
} atomic_t;

定义原子变量需使用 atomic_t 结构来定义，volatile 关键字的含义为不允许变量被缓存。

 

b.原子变量操作集
--------------------------------|atomic_read|---------------------------------------
#define atomic_read(v)        ((v)->counter)

读取原子变量
--------------------------------|atomic_set|---------------------------------------
#define atomic_set(v, i)    (((v)->counter) = (i))

设置原子变量的值
--------------------------------|atomic_add|---------------------------------------
static inline void atomic_add(int i, atomic_t *v)

将i 原子添加到v 中
--------------------------------|atomic_sub|---------------------------------------
static inline void atomic_sub(int i, atomic_t *v)

在v 中原子减去 i
--------------------------------|atomic_inc|---------------------------------------
static inline void atomic_inc(atomic_t *v)

将v 原子递增1
--------------------------------|atomic_dec|---------------------------------------
static inline void atomic_dec(atomic_t *v)

将v原子递减1
--------------------------------|atomic_sub_and_test|---------------------------------------
static inline int atomic_sub_and_test(int i, atomic_t *v)

将v 原子减i 并判断结果，结果为0则为true，其他为false
--------------------------------|atomic_dec_and_test|---------------------------------------
static inline int atomic_dec_and_test(atomic_t *v)

将v 原子递减 1 并判断结果，结果为0则为true，其他为false
--------------------------------|atomic_inc_and_test|---------------------------------------
static inline int atomic_inc_and_test(atomic_t *v)

将v 原子递增 1 并判断结果，结果为0则为true，其他为false
--------------------------------|atomic_add_negative|---------------------------------------
static inline int atomic_add_negative(int i, atomic_t *v)

将v 原子递减 1 并判断结果，结果小于0则为true，大于等于0为false
--------------------------------|atomic_add_return|---------------------------------------
static inline int atomic_add_return(int i, atomic_t *v)

将i 原子添加到v 并将结果返回
--------------------------------|atomic_sub_return|---------------------------------------
static inline int atomic_sub_return(int i, atomic_t *v)

将v 原子减 i 并将结果返回
--------------------------------|atomic_inc_return|---------------------------------------
#define atomic_inc_return(v)  (atomic_add_return(1, v))

将v 原子递增并返回
--------------------------------|atomic_dec_return|---------------------------------------
#define atomic_dec_return(v)  (atomic_sub_return(1, v))

将v原子递减并返回



--------------------------------||---------------------------------------
static inline int atomic_add_unless(atomic_t *v, int a, int u)

原子添加a 到v ，并比较结果和u，如果相等就返回0，不相等返回非零
--------------------------------||---------------------------------------
#define atomic_inc_not_zero(v) atomic_add_unless((v), 1, 0)

原子递增v ，并比较结果和u，如果相等就返回0，不相等返回非零
--------------------------------||---------------------------------------
#define atomic_clear_mask(mask, addr)

原子清除掉addr 中的mask
--------------------------------||---------------------------------------
#define atomic_set_mask(mask, addr)

原子设置mask到addr中

 

2. 位原子操作

 

    a. 设置位
        void set_bit (nr, void *addr);
        把addr地址的第nr位写成1

    b. 清除位
        void clean_bit(nr, void *addr);

    c. 改变位
        void change_bit(nr, void * addr);
    
    d. 测试位
         test_bit(nr, void * addr);
         返回addr地址的第nr位

    e. 测试并操作位
        int test_and_set_bit(nr, void *addr);
        int test_and_clear_bit(nr, void *addr);
        int test_and_change_bit(nr, void *addr);

 

 3. 自旋锁

      其实介绍的几种信号量和互斥机制，其底层源码都是使用自旋锁,可以理解为自旋锁的再包装。所以从这里就可以理解为什么自旋锁通常可以提供比信号量更高的性能。
    自旋锁是一个互斥设备，他只能会两个值：“锁定”和“解锁”。它通常实现为某个整数之中的单个位。
“测试并设置”的操作必须以原子方式完成。
任何时候，只要内核代码拥有自旋锁，在相关CPU上的抢占就会被禁止。
适用于自旋锁的核心规则：
（1）任何拥有自旋锁的代码都必须使原子的，除服务中断外（某些情况下也不能放弃CPU,如中断服务也要获得自旋锁。为了避免这种锁陷阱，需要在拥有自旋锁时禁止中断），不能放弃CPU（如休眠，休眠可发生在许多无法预期的地方）。否则CPU将有可能永远自旋下去（死机）。
（2）拥有自旋锁的时间越短越好。

　　需要强调的是，自旋锁别设计用于多处理器的同步机制，对于单处理器（对于单处理器并且不可抢占的内核来说，自旋锁什么也不作），内核在编译时不会引入自旋锁 机制，对于可抢占的内核，它仅仅被用于设置内核的抢占机制是否开启的一个开关，也就是说加锁和解锁实际变成了禁止或开启内核抢占功能。如果内核不支持抢 占，那么自旋锁根本就不会编译到内核中。

 

内核中使用spinlock_t类型来表示自旋锁，它定义在<linux/spinlock_types.h>：
typedef struct {
raw_spinlock_t raw_lock;
#if defined(CONFIG_PREEMPT) && defined(CONFIG_SMP)
unsigned int break_lock;
#endif
} spinlock_t;


对于不支持SMP的内核来说，struct raw_spinlock_t什么也没有，是一个空结构。对于支持多处理器的内核来说，struct raw_spinlock_t定义为
typedef struct {
unsigned int slock;
} raw_spinlock_t;


slock表示了自旋锁的状态，“1”表示自旋锁处于解锁状态（UNLOCK），“0”表示自旋锁处于上锁状态（LOCKED）。
break_lock表示当前是否由进程在等待自旋锁，显然，它只有在支持抢占的SMP内核上才起作用。
自旋锁的实现是一个复杂的过程，说它复杂不是因为需要多少代码或逻辑来实现它，其实它的实现代码很少。自旋锁的实现跟体系结构关系密切，核心代码基本也是由汇编语言写成，与体协结构相关的核心代码都放在相关的<asm/>目录下，比如<asm/spinlock.h>。对于我们驱动程序开发人员来说，我们没有必要了解这么spinlock的内部细节，如果你对它感兴趣，请参考阅读Linux内核源代码。对于我们驱动的spinlock接口，我们只需包括<linux/spinlock.h>头文件。在我们详细的介绍spinlock的API之前，我们先来看看自旋锁的一个基本使用格式：
#include <linux/spinlock.h>
spinlock_t lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;

spin_lock(&lock);
.
spin_unlock(&lock);

从使用上来说，spinlock的API还很简单的，一般我们会用的的API如下表，其实它们都是定义在<linux/spinlock.h>中的宏接口，真正的实现在<asm/spinlock.h>中
#include <linux/spinlock.h>
SPIN_LOCK_UNLOCKED
DEFINE_SPINLOCK
spin_lock_init( spinlock_t *)
spin_lock(spinlock_t *)
spin_unlock(spinlock_t *)
spin_lock_irq(spinlock_t *)
spin_unlock_irq(spinlock_t *)
spin_lock_irqsace(spinlock_t *，unsigned long flags)
spin_unlock_irqsace(spinlock_t *, unsigned long flags)
spin_trylock(spinlock_t *)
spin_is_locked(spinlock_t *)


•         初始化 
spinlock有两种初始化形式，一种是静态初始化，一种是动态初始化。对于静态的spinlock对象，我们用 SPIN_LOCK_UNLOCKED来初始化，它是一个宏。当然，我们也可以把声明spinlock和初始化它放在一起做，这就是 DEFINE_SPINLOCK宏的工作，因此，下面的两行代码是等价的。
DEFINE_SPINLOCK (lock);
spinlock_t lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;

spin_lock_init 函数一般用来初始化动态创建的spinlock_t对象，它的参数是一个指向spinlock_t对象的指针。当然，它也可以初始化一个静态的没有初始化的spinlock_t对象。
spinlock_t *lock

spin_lock_init(lock);


•         获取锁 
内核提供了三个函数用于获取一个自旋锁。
spin_lock：获取指定的自旋锁。
spin_lock_irq：禁止本地中断并获取自旋锁。
spin_lock_irqsace：保存本地中断状态，禁止本地中断并获取自旋锁，返回本地中断状态。

自旋锁是可以使用在中断处理程序中的，这时需要使用具有关闭本地中断功能的函数，我们推荐使用 spin_lock_irqsave，因为它会保存加锁前的中断标志，这样就会正确恢复解锁时的中断标志。如果spin_lock_irq在加锁时中断是关闭的，那么在解锁时就会错误的开启中断。

另外两个同自旋锁获取相关的函数是：
spin_trylock()：尝试获取自旋锁，如果获取失败则立即返回非0值，否则返回0。
spin_is_locked()：判断指定的自旋锁是否已经被获取了。如果是则返回非0，否则，返回0。


•         释放锁 
同获取锁相对应，内核提供了三个相对的函数来释放自旋锁。
spin_unlock：释放指定的自旋锁。
spin_unlock_irq：释放自旋锁并激活本地中断。
spin_unlock_irqsave：释放自旋锁，并恢复保存的本地中断状态。



五、读写自旋锁 
如 果临界区保护的数据是可读可写的，那么只要没有写操作，对于读是可以支持并发操作的。对于这种只要求写操作是互斥的需求，如果还是使用自旋锁显然是无法满 足这个要求（对于读操作实在是太浪费了）。为此内核提供了另一种锁－读写自旋锁，读自旋锁也叫共享自旋锁，写自旋锁也叫排他自旋锁。
读写自旋锁是一种比自旋锁粒度更小的锁机制，它保留了“自旋”的概念，但是在写操作方面，只能最多有一个写进程，在读操作方面，同时可以有多个读执行单元，当然，读和写也不能同时进行。
读写自旋锁的使用也普通自旋锁的使用很类似，首先要初始化读写自旋锁对象：
// 静态初始化
rwlock_t rwlock = RW_LOCK_UNLOCKED;
//动态初始化
rwlock_t *rwlock;

rw_lock_init(rwlock);

在读操作代码里对共享数据获取读自旋锁：
read_lock(&rwlock);

read_unlock(&rwlock);

在写操作代码里为共享数据获取写自旋锁：
write_lock(&rwlock);

write_unlock(&rwlock);

需要注意的是，如果有大量的写操作，会使写操作自旋在写自旋锁上而处于写饥饿状态（等待读自旋锁的全部释放），因为读自旋锁会自由的获取读自旋锁。

读写自旋锁的函数类似于普通自旋锁，这里就不一一介绍了，我们把它列在下面的表中。
RW_LOCK_UNLOCKED
rw_lock_init(rwlock_t *)
read_lock(rwlock_t *)
read_unlock(rwlock_t *)
read_lock_irq(rwlock_t *)
read_unlock_irq(rwlock_t *)
read_lock_irqsave(rwlock_t *, unsigned long)
read_unlock_irqsave(rwlock_t *, unsigned long)
write_lock(rwlock_t *)
write_unlock(rwlock_t *)
write_lock_irq(rwlock_t *)
write_unlock_irq(rwlock_t *)
write_lock_irqsave(rwlock_t *, unsigned long)
write_unlock_irqsave(rwlock_t *, unsigned long)
rw_is_locked(rwlock_t *)


六、顺序琐
顺序琐（seqlock）是对读写锁的一种优化，若使用顺序琐，读执行单元绝不会被写执行单元阻塞，也就是说，读执行单元可以在写执行单元对被顺序琐保护的共享资源进行写操作时仍然可以继续读，而不必等待写执行单元完成写操作，写执行单元也不需要等待所有读执行单元完成读操作才去进行写操作。
但是，写执行单元与写执行单元之间仍然是互斥的，即如果有写执行单元在进行写操作，其它写执行单元必须自旋在哪里，直到写执行单元释放了顺序琐。
如果读执行单元在读操作期间，写执行单元已经发生了写操作，那么，读执行单元必须重新读取数据，以便确保得到的数据是完整的，这种锁在读写同时进行的概率比较小时，性能是非常好的，而且它允许读写同时进行，因而更大的提高了并发性，
注意，顺序琐由一个限制，就是它必须被保护的共享资源不含有指针，因为写执行单元可能使得指针失效，但读执行单元如果正要访问该指针，将导致Oops。

4. 信号量
　　Linux中的信号量是一种睡眠锁，如果有一个任务试图获得一个已经被占用的信号量时，信号量会将其推进一个等待队列，然后让其睡眠，这时处理器能重获自由，从而去执行其它代码，当持有信号量的进程将信号量释放后，处于等待队列中的哪个任务被唤醒，并获得该信号量。
信号量，或旗标，就是我们在操作系统里学习的经典的P/V原语操作。
P：如果信号量值大于0，则递减信号量的值，程序继续执行，否则，睡眠等待信号量大于0。
V：递增信号量的值，如果递增的信号量的值大于0，则唤醒等待的进程。

　　信号量的值确定了同时可以有多少个进程可以同时进入临界区，如果信号量的初始值始1，这信号量就是互斥信号量（MUTEX）。对于大于1的非0值信号量，也可称为计数信号量（counting semaphore）。对于一般的驱动程序使用的信号量都是互斥信号量。
类似于自旋锁，信号量的实现也与体系结构密切相关，具体的实现定义在<asm/semaphore.h>头文件中，对于x86_32系统来说，它的定义如下：
struct semaphore {
atomic_t count;
int sleepers;
wait_queue_head_t wait;
};

　　信号量的初始值count是atomic_t类型的，这是一个原子操作类型，它也是一个内核同步技术，可见信号量是基于原子操作的。我们会在后面原子操作部分对原子操作做详细介绍。

 

信号量的使用类似于自旋锁，包括创建、获取和释放。我们还是来先展示信号量的基本使用形式：
static DECLARE_MUTEX(my_sem);

if (down_interruptible(&my_sem))


{
return -ERESTARTSYS;
}

up(&my_sem)

Linux内核中的信号量函数接口如下：
static DECLARE_SEMAPHORE_GENERIC(name, count);
static DECLARE_MUTEX(name);
seam_init(struct semaphore *, int);
init_MUTEX(struct semaphore *);
init_MUTEX_LOCKED(struct semaphore *)
down_interruptible(struct semaphore *);
down(struct semaphore *)
down_trylock(struct semaphore *)
up(struct semaphore *)
•         初始化信号量 
信号量的初始化包括静态初始化和动态初始化。静态初始化用于静态的声明并初始化信号量。
static DECLARE_SEMAPHORE_GENERIC(name, count);
static DECLARE_MUTEX(name);

对于动态声明或创建的信号量，可以使用如下函数进行初始化：
seam_init(sem, count);
init_MUTEX(sem);
init_MUTEX_LOCKED(struct semaphore *)

显然，带有MUTEX的函数始初始化互斥信号量。LOCKED则初始化信号量为锁状态。
•         使用信号量 
信号量初始化完成后我们就可以使用它了
down_interruptible(struct semaphore *);
down(struct semaphore *)
down_trylock(struct semaphore *)
up(struct semaphore *)

down函数会尝试获取指定的信号量，如果信号量已经被使用了，则进程进入不可中断的睡眠状态。down_interruptible则会使进程进入可中断的睡眠状态。关于进程状态的详细细节，我们在内核的进程管理里在做详细介绍。

down_trylock尝试获取信号量， 如果获取成功则返回0，失败则会立即返回非0。

当退出临界区时使用up函数释放信号量，如果信号量上的睡眠队列不为空，则唤醒其中一个等待进程。



读写信号量 


类似于自旋锁，信号量也有读写信号量。读写信号量API定义在<linux/rwsem.h>头文件中，它的定义其实也是体系结构相关的，因此具体实现定义在<asm/rwsem.h>头文件中，以下是x86的例子：
struct rw_semaphore {
signed long        count;
spinlock_t        wait_lock;
struct list_head    wait_list;
};

首先要说明的是所有的读写信号量都是互斥信号量。读锁是共享锁，就是同时允许多个读进程持有该信号量，但写锁是独占锁，同时只能有一个写锁持有该互斥信号量。显然，写锁是排他的，包括排斥读锁。由于写锁是共享锁，它允许多个读进程持有该锁，只要没有进程持有写锁，它就始终会成功持有该锁，因此这会造成写进程写饥饿状态。

在使用读写信号量前先要初始化，就像你所想到的，它在使用上几乎与读写自旋锁一致。先来看看读写信号量的创建和初始化：
// 静态初始化
static DECLARE_RWSEM(rwsem_name);

// 动态初始化
static struct rw_semaphore rw_sem；
init_rwsem(&rw_sem);

读进程获取信号量保护临界区数据：
down_read(&rw_sem);

up_read(&rw_sem);

写进程获取信号量保护临界区数据：
down_write(&rw_sem);

up_write(&rw_sem);

更多的读写信号量API请参考下表：
#include <linux/rwsem.h>

DECLARE_RWSET(name);
init_rwsem(struct  rw_semaphore *);
void down_read(struct rw_semaphore *sem);
void down_write(struct rw_semaphore *sem);
void up_read(struct rw_semaphore *sem);
int down_read_trylock(struct rw_semaphore *sem);
int down_write_trylock(struct rw_semaphore *sem);
void downgrade_write(struct rw_semaphore *sem);
void up_write(struct rw_semaphore *sem);

同自旋锁一样，down_read_trylock和down_write_trylock会尝试着获取信号量，如果获取成功则返回1，否则返回0。奇怪为什么返回值与信号量的对应函数相反，使用是一定要小心这点。

 

自旋锁和信号量区别
　　在驱动程序中，当多个线程同时访问相同的资源时（驱动程序中的全局变量是一种典型的共享资源），可能会引发"竞态"，因此我们必须对共享资源进行并发控制。Linux内核中解决并发控制的最常用方法是自旋锁与信号量（绝大多数时候作为互斥锁使用）。

　　自旋锁与信号量"类似而不类"，类似说的是它们功能上的相似性，"不类"指代它们在本质和实现机理上完全不一样，不属于一类。

　　自旋锁不会引起调用者睡眠，如果自旋锁已经被别的执行单元保持，调用者就一直循环查看是否该自旋锁的保持者已经释放了锁，"自旋"就是"在原地打转"。而信号量则引起调用者睡眠，它把进程从运行队列上拖出去，除非获得锁。这就是它们的"不类"。

　　但是，无论是信号量，还是自旋锁，在任何时刻，最多只能有一个保持者，即在任何时刻最多只能有一个执行单元获得锁。这就是它们的"类似"。

　　鉴于自旋锁与信号量的上述特点，一般而言，自旋锁适合于保持时间非常短的情况，它可以在任何上下文使用；信号量适合于保持时间较长的情况，会只能在进程 上下文使用。如果被保护的共享资源只在进程上下文访问，则可以以信号量来保护该共享资源，如果对共享资源的访问时间非常短，自旋锁也是好的选择。但是，如 果被保护的共享资源需要在中断上下文访问（包括底半部即中断处理句柄和顶半部即软中断），就必须使用自旋锁。
区别总结如下：
1、由于争用信号量的进程在等待锁重新变为可用时会睡眠，所以信号量适用于锁会被长时间持有的情况。
2、相反，锁被短时间持有时，使用信号量就不太适宜了，因为睡眠引起的耗时可能比锁被占用的全部时间还要长。
3、由于执行线程在锁被争用时会睡眠，所以只能在进程上下文中才能获取信号量锁，因为在中断上下文中（使用自旋锁）是不能进行调度的。
4、你可以在持有信号量时去睡眠（当然你也可能并不需要睡眠），因为当其它进程试图获得同一信号量时不会因此而死锁，（因为该进程也只是去睡眠而已，而你最终会继续执行的）。
5、在你占用信号量的同时不能占用自旋锁，因为在你等待信号量时可能会睡眠，而在持有自旋锁时是不允许睡眠的。
6、信号量锁保护的临界区可包含可能引起阻塞的代码，而自旋锁则绝对要避免用来保护包含这样代码的临界区，因为阻塞意味着要进行进程的切换，如果进程被切换出去后，另一进程企图获取本自旋锁，死锁就会发生。
7、信号量不同于自旋锁，它不会禁止内核抢占（自旋锁被持有时，内核不能被抢占），所以持有信号量的代码可以被抢占，这意味着信号量不会对调度的等待时间带来负面影响。
　　除了以上介绍的同步机制方法以外，还有BKL（大内核锁），Seq锁等。
　　BKL是一个全局自旋锁，使用它主要是为了方便实现从Linux最初的SMP过度到细粒度加锁机制。
　　Seq锁用于读写共享数据，实现这样锁只要依靠一个序列计数器。