《Linux内核设计与实现》读书笔记（十）- 内核同步方法【转】
轉自：http://www.cnblogs.com/wang_yb/archive/2013/05/01/3052865.html
內核中提供了多種方法來防止競爭條件，理解了這些方法的使用場景有助于我們在編寫內核代碼時選用合適的同步方法，
從而即可保證代碼中臨界區的安全，同時也讓性能的損失降到最低。
主要內容：
- 原子操作
- 自旋鎖
- 讀寫自旋鎖
- 信號量
- 讀寫信號量
- 互斥體
- 完成變量
- 大內核鎖
- 順序鎖
- 禁止搶占
- 順序和屏障
- 總結
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1. 原子操作
原子操作是由編譯器來保證的，保證一個線程對數據的操作不會被其他線程打斷。
原子操作有2類：
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原子操作的api很簡單，參見相應的頭文件即可。
原子操作頭文件與具體的體系結構有關，比如x86架構的相關頭文件在 arch/x86/include/asm/*.h
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2. 自旋鎖
原子操作只能用于臨界區只有一個變量的情況，實際應用中，臨界區的情況要復雜的多。
對于復雜的臨界區，linux內核中也提供了多種同步方法，自旋鎖就是其中一種。
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自旋鎖的特點就是當一個線程獲取了鎖之后，其他試圖獲取這個鎖的線程一直在循環等待獲取這個鎖，直至鎖重新可用。
由于線程實在一直循環的獲取這個鎖，所以會造成CPU處理時間的浪費，因此最好將自旋鎖用于能很快處理完的臨界區。
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自旋鎖的實現與體系結構有關，所以相應的頭文件 <asm/spinlock.h> 位于相關體系結構的代碼中。
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自旋鎖使用時有2點需要注意：
? 比如：當前線程獲取自旋鎖后，在臨界區中被中斷處理程序打斷，中斷處理程序正好也要獲取這個鎖，?
? 于是中斷處理程序會等待當前線程釋放鎖，而當前線程也在等待中斷執行完后再執行臨界區和釋放鎖的代碼。
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中斷處理下半部的操作中使用自旋鎖尤其需要小心：
? 所以進程上下文在對共享數據加鎖前要禁止下半部的執行，解鎖時再允許下半部的執行。
? 所以下半部在對共享數據加鎖前要禁止中斷處理（上半部），解鎖時再允許中斷的執行。
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自旋鎖方法列表如下：
| 方法 | 描述 |
| spin_lock() | 獲取指定的自旋鎖 |
| spin_lock_irq() | 禁止本地中斷并獲取指定的鎖 |
| spin_lock_irqsave() | 保存本地中斷的當前狀態，禁止本地中斷，并獲取指定的鎖 |
| spin_unlock() | 釋放指定的鎖 |
| spin_unlock_irq() | 釋放指定的鎖，并激活本地中斷 |
| spin_unlock_irqstore() | 釋放指定的鎖，并讓本地中斷恢復到以前狀態 |
| spin_lock_init() | 動態初始化指定的spinlock_t |
| spin_trylock() | 試圖獲取指定的鎖，如果未獲取，則返回0 |
| spin_is_locked() | 如果指定的鎖當前正在被獲取，則返回非0，否則返回0 |
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3. 讀寫自旋鎖
讀鎖之間是共享的?
? 即一個線程持有了讀鎖之后，其他線程也可以以讀的方式持有這個鎖
? 即一個線程持有了寫鎖之后，其他線程不能以讀或者寫的方式持有這個鎖
? 即一個線程持有了讀鎖之后，其他線程不能以寫的方式持有這個鎖
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注：讀寫鎖要分別使用，不能混合使用，否則會造成死鎖。
正常的使用方法：
DEFINE_RWLOCK(mr_rwlock);read_lock(&mr_rwlock); /* 臨界區(只讀).... */ read_unlock(&mr_rwlock);write_lock(&mr_lock); /* 臨界區(讀寫)... */ write_unlock(&mr_lock);混合使用時：
/* 獲取一個讀鎖 */ read_lock(&mr_lock); /* 在獲取寫鎖的時候，由于讀寫鎖之間是互斥的，* 所以寫鎖會一直自旋等待讀鎖的釋放，* 而此時讀鎖也在等待寫鎖獲取完成后繼續下面的代碼。* 因此造成了讀寫鎖的互相等待，形成了死鎖。*/ write_lock(&mr_lock);?
讀寫鎖相關文件參照 各個體系結構中的 <asm/rwlock.h>
讀寫鎖的相關函數如下：
| 方法 | 描述 |
| read_lock() | 獲取指定的讀鎖 |
| read_lock_irq() | 禁止本地中斷并獲得指定讀鎖 |
| read_lock_irqsave() | 存儲本地中斷的當前狀態，禁止本地中斷并獲得指定讀鎖 |
| read_unlock() | 釋放指定的讀鎖 |
| read_unlock_irq() | 釋放指定的讀鎖并激活本地中斷 |
| read_unlock_irqrestore() | 釋放指定的讀鎖并將本地中斷恢復到指定前的狀態 |
| write_lock() | 獲得指定的寫鎖 |
| write_lock_irq() | 禁止本地中斷并獲得指定寫鎖 |
| write_lock_irqsave() | 存儲本地中斷的當前狀態，禁止本地中斷并獲得指定寫鎖 |
| write_unlock() | 釋放指定的寫鎖 |
| write_unlock_irq() | 釋放指定的寫鎖并激活本地中斷 |
| write_unlock_irqrestore() | 釋放指定的寫鎖并將本地中斷恢復到指定前的狀態 |
| write_trylock() | 試圖獲得指定的寫鎖；如果寫鎖不可用，返回非0值 |
| rwlock_init() | 初始化指定的rwlock_t |
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4. 信號量
信號量也是一種鎖，和自旋鎖不同的是，線程獲取不到信號量的時候，不會像自旋鎖一樣循環的去試圖獲取鎖，
而是進入睡眠，直至有信號量釋放出來時，才會喚醒睡眠的線程，進入臨界區執行。
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由于使用信號量時，線程會睡眠，所以等待的過程不會占用CPU時間。所以信號量適用于等待時間較長的臨界區。
信號量消耗的CPU時間的地方在于使線程睡眠和喚醒線程，
如果 （使線程睡眠 + 喚醒線程）的CPU時間 > 線程自旋等待的CPU時間，那么可以考慮使用自旋鎖。
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信號量有二值信號量和計數信號量2種，其中二值信號量比較常用。
二值信號量表示信號量只有2個值，即0和1。信號量為1時，表示臨界區可用，信號量為0時，表示臨界區不可訪問。
二值信號量表面看和自旋鎖很相似，區別在于爭用自旋鎖的線程會一直循環嘗試獲取自旋鎖，
而爭用信號量的線程在信號量為0時，會進入睡眠，信號量可用時再被喚醒。
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計數信號量有個計數值，比如計數值為5，表示同時可以有5個線程訪問臨界區。
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信號量相關函數參照: <linux/semaphore.h> 實現方法參照：kernel/semaphore.c
使用信號量的方法如下：
/* 定義并聲明一個信號量，名字為mr_sem，用于信號量計數 */ static DECLARE_MUTEX(mr_sem);/* 試圖獲取信號量....， 信號未獲取成功時，進入睡眠* 此時，線程狀態為 TASK_INTERRUPTIBLE*/ down_interruptible(&mr_sem); /* 這里也可以用：* down(&mr_sem);* 這個方法把線程狀態置為 TASK_UNINTERRUPTIBLE 后睡眠*//* 臨界區 ... *//* 釋放給定的信號量 */ up(&mr_sem);?
一般用的比較多的是down_interruptible()方法，因為以 TASK_UNINTERRUPTIBLE 方式睡眠無法被信號喚醒。
對于 TASK_INTERRUPTIBLE 和 TASK_UNINTERRUPTIBLE 補充說明一下：
- TASK_INTERRUPTIBLE - 可打斷睡眠，可以接受信號并被喚醒，也可以在等待條件全部達成后被顯式喚醒(比如wake_up()函數)。
- TASK_UNINTERRUPTIBLE - 不可打斷睡眠，只能在等待條件全部達成后被顯式喚醒(比如wake_up()函數)。
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信號量方法如下：
| 方法 | 描述 |
| sema_init(struct semaphore *, int) | 以指定的計數值初始化動態創建的信號量 |
| init_MUTEX(struct semaphore *) | 以計數值1初始化動態創建的信號量 |
| init_MUTEX_LOCKED(struct semaphore *) | 以計數值0初始化動態創建的信號量（初始為加鎖狀態） |
| down_interruptible(struct semaphore *) | 以試圖獲得指定的信號量，如果信號量已被爭用，則進入可中斷睡眠狀態 |
| down(struct semaphore *) | 以試圖獲得指定的信號量，如果信號量已被爭用，則進入不可中斷睡眠狀態 |
| down_trylock(struct semaphore *) | 以試圖獲得指定的信號量，如果信號量已被爭用，則立即返回非0值 |
| up(struct semaphore *) | 以釋放指定的信號量，如果睡眠隊列不空，則喚醒其中一個任務 |
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信號量結構體具體如下：
/* Please don't access any members of this structure directly */ struct semaphore {spinlock_t lock;unsigned int count;struct list_head wait_list; };可以發現信號量結構體中有個自旋鎖，這個自旋鎖的作用是保證信號量的down和up等操作不會被中斷處理程序打斷。
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5. 讀寫信號量
讀寫信號量和信號量之間的關系 與 讀寫自旋鎖和普通自旋鎖之間的關系 差不多。
讀寫信號量都是二值信號量，即計數值最大為1，增加讀者時，計數器不變，增加寫者，計數器才減一。
也就是說讀寫信號量保護的臨界區，最多只有一個寫者，但可以有多個讀者。
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讀寫信號量的相關內容參見：<asm/rwsem.h> 具體實現與硬件體系結構有關。
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6. 互斥體
互斥體也是一種可以睡眠的鎖，相當于二值信號量，只是提供的API更加簡單，使用的場景也更嚴格一些，如下所示：
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在面對互斥體和信號量的選擇時，只要滿足互斥體的使用場景就盡量優先使用互斥體。
在面對互斥體和自旋鎖的選擇時，參見下表：
| 需求 | 建議的加鎖方法 |
| 低開銷加鎖 | 優先使用自旋鎖 |
| 短期鎖定 | 優先使用自旋鎖 |
| 長期加鎖 | 優先使用互斥體 |
| 中斷上下文中加鎖 | 使用自旋鎖 |
| 持有鎖需要睡眠 | 使用互斥體 |
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互斥體頭文件：<linux/mutex.h>
常用的互斥體方法如下：
| 方法 | 描述 |
| mutex_lock(struct mutex *) | 為指定的mutex上鎖，如果鎖不可用則睡眠 |
| mutex_unlock(struct mutex *) | 為指定的mutex解鎖 |
| mutex_trylock(struct mutex *) | 試圖獲取指定的mutex，如果成功則返回1；否則鎖被獲取，返回0 |
| mutex_is_locked(struct mutex *) | 如果鎖已被爭用，則返回1；否則返回0 |
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7. 完成變量
完成變量的機制類似于信號量，
比如一個線程A進入臨界區之后，另一個線程B會在完成變量上等待，線程A完成了任務出了臨界區之后，使用完成變量來喚醒線程B。
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完成變量的頭文件：<linux/completion.h>
完成變量的API也很簡單：
| 方法 | 描述 |
| init_completion(struct completion *) | 初始化指定的動態創建的完成變量 |
| wait_for_completion(struct completion *) | 等待指定的完成變量接受信號 |
| complete(struct completion *) | 發信號喚醒任何等待任務 |
使用完成變量的例子可以參考：kernel/sched.c 和 kernel/fork.c
一般在2個任務需要簡單同步的情況下，可以考慮使用完成變量。
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8. 大內核鎖
大內核鎖已經不再使用，只存在與一些遺留的代碼中。
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9. 順序鎖
順序鎖為讀寫共享數據提供了一種簡單的實現機制。
之前提到的讀寫自旋鎖和讀寫信號量，在讀鎖被獲取之后，寫鎖是不能再被獲取的，
也就是說，必須等所有的讀鎖釋放后，才能對臨界區進行寫入操作。
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順序鎖則與之不同，讀鎖被獲取的情況下，寫鎖仍然可以被獲取。
使用順序鎖的讀操作在讀之前和讀之后都會檢查順序鎖的序列值，如果前后值不符，則說明在讀的過程中有寫的操作發生，
那么讀操作會重新執行一次，直至讀前后的序列值是一樣的。
do {/* 讀之前獲取 順序鎖foo 的序列值 */seq = read_seqbegin(&foo); ... } while(read_seqretry(&foo, seq)); /* 順序鎖foo此時的序列值!=seq 時返回true，反之返回false */順序鎖優先保證寫鎖的可用，所以適用于那些讀者很多，寫者很少，且寫優于讀的場景。
順序鎖的使用例子可以參考：kernel/timer.c和kernel/time/tick-common.c文件
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10. 禁止搶占
其實使用自旋鎖已經可以防止內核搶占了，但是有時候僅僅需要禁止內核搶占，不需要像自旋鎖那樣連中斷都屏蔽掉。
這時候就需要使用禁止內核搶占的方法了：
| 方法 | 描述 |
| preempt_disable() | 增加搶占計數值，從而禁止內核搶占 |
| preempt_enable() | 減少搶占計算，并當該值降為0時檢查和執行被掛起的需調度的任務 |
| preempt_enable_no_resched() | 激活內核搶占但不再檢查任何被掛起的需調度的任務 |
| preempt_count() | 返回搶占計數 |
這里的preempt_disable()和preempt_enable()是可以嵌套調用的，disable和enable的次數最終應該是一樣的。
禁止搶占的頭文件參見：<linux/preempt.h>
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11. 順序和屏障
對于一段代碼，編譯器或者處理器在編譯和執行時可能會對執行順序進行一些優化，從而使得代碼的執行順序和我們寫的代碼有些區別。
一般情況下，這沒有什么問題，但是在并發條件下，可能會出現取得的值與預期不一致的情況
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比如下面的代碼：
/* * 線程A和線程B共享的變量 a和b* 初始值 a=1, b=2*/ int a = 1, b = 2;/** 假設線程A 中對 a和b的操作*/ void Thread_A() {a = 5;b = 4; }/** 假設線程B 中對 a和b的操作*/ void Thread_B() {if (b == 4)printf("a = %d\n", a); }由于編譯器或者處理器的優化，線程A中的賦值順序可能是b先賦值后，a才被賦值。
所以如果線程A中 b=4; 執行完，a=5; 還沒有執行的時候，線程B開始執行，那么線程B打印的是a的初始值1。
這就與我們預期的不一致了，我們預期的是a在b之前賦值，所以線程B要么不打印內容，如果打印的話，a的值應該是5。
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在某些并發情況下，為了保證代碼的執行順序，引入了一系列屏障方法來阻止編譯器和處理器的優化。
| 方法 | 描述 |
| rmb() | 阻止跨越屏障的載入動作發生重排序 |
| read_barrier_depends() | 阻止跨越屏障的具有數據依賴關系的載入動作重排序 |
| wmb() | 阻止跨越屏障的存儲動作發生重排序 |
| mb() | 阻止跨越屏障的載入和存儲動作重新排序 |
| smp_rmb() | 在SMP上提供rmb()功能，在UP上提供barrier()功能 |
| smp_read_barrier_depends() | 在SMP上提供read_barrier_depends()功能，在UP上提供barrier()功能 |
| smp_wmb() | 在SMP上提供wmb()功能，在UP上提供barrier()功能 |
| smp_mb() | 在SMP上提供mb()功能，在UP上提供barrier()功能 |
| barrier() | 阻止編譯器跨越屏障對載入或存儲操作進行優化 |
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為了使得上面的小例子能正確執行，用上表中的函數修改線程A的函數即可：
/** 假設線程A 中對 a和b的操作*/ void Thread_A() {a = 5;mb(); /* * mb()保證在對b進行載入和存儲值(值就是4)的操作之前* mb()代碼之前的所有載入和存儲值的操作全部完成(即 a = 5;已經完成)* 只要保證a的賦值在b的賦值之前進行，那么線程B的執行結果就和預期一樣了*/b = 4; }?
12. 總結
本節討論了大約11種內核同步方法，除了大內核鎖已經不再推薦使用之外，其他各種鎖都有其適用的場景。
了解了各種同步方法的適用場景，才能正確的使用它們，使我們的代碼在安全的保障下達到最優的性能。
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同步的目的就是為了保障數據的安全，其實就是保障各個線程之間共享資源的安全，下面根據共享資源的情況來討論一下10種同步方法的選擇。
10種同步方法在圖中分別用藍色框標出。
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轉載于:https://www.cnblogs.com/sky-heaven/p/5280986.html
總結
以上是生活随笔為你收集整理的《Linux内核设计与实现》读书笔记（十）- 内核同步方法【转】的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。
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