1. 求助：linux 用戶態 線程同步中信號量，互斥
你好，
1.信號量和自旋鎖一般都用於互斥.
2.信號量一般進行上下文切換,可休眠,但不可中斷.
3.自旋鎖可中斷(中斷臨界區無獲鎖操作),不可休眠.
4.信號量互斥,一般臨界區TIME(sem)較長; 自旋鎖,一般臨界區TIME(lock)較短.
2. 如何實現linux下的多線程的互斥與同步
1、將字元串數組定義為全局數組;2、線程A:pthread_mutex_lock(mutex);接收輸入；寫入數組；pthread_mutex_unlock(mutex);3、線程B：pthread_mutex_lock(mutex);顯示數組內容；清空數組；pthread_mutex_unlock(mutex);
3. Linux下線程同步的幾種方法
Linux 線程同步的三種方法
線程的最大特點是資源的共享性，但資源共享中的同步問題是多線程編程的難點。linux下提供了多種方式來處理線程同步，最常用的是互斥鎖、條件變數和信號量。
一、互斥鎖(mutex)
通過鎖機制實現線程間的同步。
初始化鎖。在Linux下，線程的互斥量數據類型是pthread_mutex_t。在使用前,要對它進行初始化。
靜態分配：pthread_mutex_t mutex = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;
動態分配：int pthread_mutex_init(pthread_mutex_t *mutex, const pthread_mutex_attr_t *mutexattr);
加鎖。對共享資源的訪問，要對互斥量進行加鎖，如果互斥量已經上了鎖，調用線程會阻塞，直到互斥量被解鎖。
int pthread_mutex_lock(pthread_mutex *mutex);
int pthread_mutex_trylock(pthread_mutex_t *mutex);
解鎖。在完成了對共享資源的訪問後，要對互斥量進行解鎖。
int pthread_mutex_unlock(pthread_mutex_t *mutex);
銷毀鎖。鎖在是使用完成後，需要進行銷毀以釋放資源。
int pthread_mutex_destroy(pthread_mutex *mutex);
[csharp] view plain
#include <cstdio>
#include <cstdlib>
#include <unistd.h>
#include <pthread.h>
#include "iostream"
using namespace std;
pthread_mutex_t mutex = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;
int tmp;
void* thread(void *arg)
{
cout << "thread id is " << pthread_self() << endl;
pthread_mutex_lock(&mutex);
tmp = 12;
cout << "Now a is " << tmp << endl;
pthread_mutex_unlock(&mutex);
return NULL;
}
int main()
{
pthread_t id;
cout << "main thread id is " << pthread_self() << endl;
tmp = 3;
cout << "In main func tmp = " << tmp << endl;
if (!pthread_create(&id, NULL, thread, NULL))
{
cout << "Create thread success!" << endl;
}
else
{
cout << "Create thread failed!" << endl;
}
pthread_join(id, NULL);
pthread_mutex_destroy(&mutex);
return 0;
}
//編譯：g++ -o thread testthread.cpp -lpthread
二、條件變數(cond)
互斥鎖不同，條件變數是用來等待而不是用來上鎖的。條件變數用來自動阻塞一個線程，直到某特殊情況發生為止。通常條件變數和互斥鎖同時使用。條件變數分為兩部分: 條件和變數。條件本身是由互斥量保護的。線程在改變條件狀態前先要鎖住互斥量。條件變數使我們可以睡眠等待某種條件出現。條件變數是利用線程間共享的全局變數進行同步的一種機制，主要包括兩個動作：一個線程等待"條件變數的條件成立"而掛起；另一個線程使"條件成立"（給出條件成立信號）。條件的檢測是在互斥鎖的保護下進行的。如果一個條件為假，一個線程自動阻塞，並釋放等待狀態改變的互斥鎖。如果另一個線程改變了條件，它發信號給關聯的條件變數，喚醒一個或多個等待它的線程，重新獲得互斥鎖，重新評價條件。如果兩進程共享可讀寫的內存，條件變數可以被用來實現這兩進程間的線程同步。
初始化條件變數。
靜態態初始化，pthread_cond_t cond = PTHREAD_COND_INITIALIER;
動態初始化，int pthread_cond_init(pthread_cond_t *cond, pthread_condattr_t *cond_attr);
等待條件成立。釋放鎖,同時阻塞等待條件變數為真才行。timewait()設置等待時間,仍未signal,返回ETIMEOUT(加鎖保證只有一個線程wait)
int pthread_cond_wait(pthread_cond_t *cond, pthread_mutex_t *mutex);
int pthread_cond_timewait(pthread_cond_t *cond,pthread_mutex *mutex,const timespec *abstime);
激活條件變數。pthread_cond_signal,pthread_cond_broadcast（激活所有等待線程）
int pthread_cond_signal(pthread_cond_t *cond);
int pthread_cond_broadcast(pthread_cond_t *cond); //解除所有線程的阻塞
清除條件變數。無線程等待,否則返回EBUSY
int pthread_cond_destroy(pthread_cond_t *cond);
[cpp] view plain
#include <stdio.h>
#include <pthread.h>
#include "stdlib.h"
#include "unistd.h"
pthread_mutex_t mutex;
pthread_cond_t cond;
void hander(void *arg)
{
free(arg);
(void)pthread_mutex_unlock(&mutex);
}
void *thread1(void *arg)
{
pthread_cleanup_push(hander, &mutex);
while(1)
{
printf("thread1 is running\n");
pthread_mutex_lock(&mutex);
pthread_cond_wait(&cond, &mutex);
printf("thread1 applied the condition\n");
pthread_mutex_unlock(&mutex);
sleep(4);
}
pthread_cleanup_pop(0);
}
void *thread2(void *arg)
{
while(1)
{
printf("thread2 is running\n");
pthread_mutex_lock(&mutex);
pthread_cond_wait(&cond, &mutex);
printf("thread2 applied the condition\n");
pthread_mutex_unlock(&mutex);
sleep(1);
}
}
int main()
{
pthread_t thid1,thid2;
printf("condition variable study!\n");
pthread_mutex_init(&mutex, NULL);
pthread_cond_init(&cond, NULL);
pthread_create(&thid1, NULL, thread1, NULL);
pthread_create(&thid2, NULL, thread2, NULL);
sleep(1);
do
{
pthread_cond_signal(&cond);
}while(1);
sleep(20);
pthread_exit(0);
return 0;
}
[cpp] view plain
#include <pthread.h>
#include <unistd.h>
#include "stdio.h"
#include "stdlib.h"
static pthread_mutex_t mtx = PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER;
static pthread_cond_t cond = PTHREAD_COND_INITIALIZER;
struct node
{
int n_number;
struct node *n_next;
}*head = NULL;
static void cleanup_handler(void *arg)
{
printf("Cleanup handler of second thread./n");
free(arg);
(void)pthread_mutex_unlock(&mtx);
}
static void *thread_func(void *arg)
{
struct node *p = NULL;
pthread_cleanup_push(cleanup_handler, p);
while (1)
{
//這個mutex主要是用來保證pthread_cond_wait的並發性
pthread_mutex_lock(&mtx);
while (head == NULL)
{
//這個while要特別說明一下，單個pthread_cond_wait功能很完善，為何
//這里要有一個while (head == NULL)呢？因為pthread_cond_wait里的線
//程可能會被意外喚醒，如果這個時候head != NULL，則不是我們想要的情況。
//這個時候，應該讓線程繼續進入pthread_cond_wait
// pthread_cond_wait會先解除之前的pthread_mutex_lock鎖定的mtx，
//然後阻塞在等待對列里休眠，直到再次被喚醒(大多數情況下是等待的條件成立
//而被喚醒，喚醒後，該進程會先鎖定先pthread_mutex_lock(&mtx);，再讀取資源
//用這個流程是比較清楚的
pthread_cond_wait(&cond, &mtx);
p = head;
head = head->n_next;
printf("Got %d from front of queue/n", p->n_number);
free(p);
}
pthread_mutex_unlock(&mtx); //臨界區數據操作完畢，釋放互斥鎖
}
pthread_cleanup_pop(0);
return 0;
}
int main(void)
{
pthread_t tid;
int i;
struct node *p;
//子線程會一直等待資源，類似生產者和消費者，但是這里的消費者可以是多個消費者，而
//不僅僅支持普通的單個消費者，這個模型雖然簡單，但是很強大
pthread_create(&tid, NULL, thread_func, NULL);
sleep(1);
for (i = 0; i < 10; i++)
{
p = (struct node*)malloc(sizeof(struct node));
p->n_number = i;
pthread_mutex_lock(&mtx); //需要操作head這個臨界資源，先加鎖，
p->n_next = head;
head = p;
pthread_cond_signal(&cond);
pthread_mutex_unlock(&mtx); //解鎖
sleep(1);
}
printf("thread 1 wanna end the line.So cancel thread 2./n");
//關於pthread_cancel，有一點額外的說明，它是從外部終止子線程，子線程會在最近的取消點，退出
//線程，而在我們的代碼里，最近的取消點肯定就是pthread_cond_wait()了。
pthread_cancel(tid);
pthread_join(tid, NULL);
printf("All done -- exiting/n");
return 0;
}
三、信號量(sem)
如同進程一樣，線程也可以通過信號量來實現通信，雖然是輕量級的。信號量函數的名字都以"sem_"打頭。線程使用的基本信號量函數有四個。
信號量初始化。
int sem_init (sem_t *sem , int pshared, unsigned int value);
這是對由sem指定的信號量進行初始化，設置好它的共享選項(linux 只支持為0，即表示它是當前進程的局部信號量)，然後給它一個初始值VALUE。
等待信號量。給信號量減1，然後等待直到信號量的值大於0。
int sem_wait(sem_t *sem);
釋放信號量。信號量值加1。並通知其他等待線程。
int sem_post(sem_t *sem);
銷毀信號量。我們用完信號量後都它進行清理。歸還佔有的一切資源。
int sem_destroy(sem_t *sem);
[cpp] view plain
#include <stdlib.h>
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <pthread.h>
#include <semaphore.h>
#include <errno.h>
#define return_if_fail(p) if((p) == 0){printf ("[%s]:func error!/n", __func__);return;}
typedef struct _PrivInfo
{
sem_t s1;
sem_t s2;
time_t end_time;
}PrivInfo;
static void info_init (PrivInfo* thiz);
static void info_destroy (PrivInfo* thiz);
static void* pthread_func_1 (PrivInfo* thiz);
static void* pthread_func_2 (PrivInfo* thiz);
int main (int argc, char** argv)
{
pthread_t pt_1 = 0;
pthread_t pt_2 = 0;
int ret = 0;
PrivInfo* thiz = NULL;
thiz = (PrivInfo* )malloc (sizeof (PrivInfo));
if (thiz == NULL)
{
printf ("[%s]: Failed to malloc priv./n");
return -1;
}
info_init (thiz);
ret = pthread_create (&pt_1, NULL, (void*)pthread_func_1, thiz);
if (ret != 0)
{
perror ("pthread_1_create:");
}
ret = pthread_create (&pt_2, NULL, (void*)pthread_func_2, thiz);
if (ret != 0)
{
perror ("pthread_2_create:");
}
pthread_join (pt_1, NULL);
pthread_join (pt_2, NULL);
info_destroy (thiz);
return 0;
}
static void info_init (PrivInfo* thiz)
{
return_if_fail (thiz != NULL);
thiz->end_time = time(NULL) + 10;
sem_init (&thiz->s1, 0, 1);
sem_init (&thiz->s2, 0, 0);
return;
}
static void info_destroy (PrivInfo* thiz)
{
return_if_fail (thiz != NULL);
sem_destroy (&thiz->s1);
sem_destroy (&thiz->s2);
free (thiz);
thiz = NULL;
return;
}
static void* pthread_func_1 (PrivInfo* thiz)
{
return_if_fail(thiz != NULL);
while (time(NULL) < thiz->end_time)
{
sem_wait (&thiz->s2);
printf ("pthread1: pthread1 get the lock./n");
sem_post (&thiz->s1);
printf ("pthread1: pthread1 unlock/n");
sleep (1);
}
return;
}
static void* pthread_func_2 (PrivInfo* thiz)
{
return_if_fail (thiz != NULL);
while (time (NULL) < thiz->end_time)
{
sem_wait (&thiz->s1);
printf ("pthread2: pthread2 get the unlock./n");
sem_post (&thiz->s2);
printf ("pthread2: pthread2 unlock./n");
sleep (1);
}
return;
}
4. Linux線程同步機制的幾種方法總結與對比
線程同步的方式包括：互斥鎖、讀寫鎖、條件變數、信號量和令牌。
以java語言為例：
用synchronized關鍵字修飾同步方法。
同步有幾種實現方法分別是synchronized,wait與notify
wait():使一個線程處於等待狀態，並且釋放所持有的對象的lock。
sleep():使一個正在運行的線程處於睡眠狀態，是一個靜態方法，調用此方法要捕捉InterruptedException異常。
notify():喚醒一個處於等待狀態的線程，注意的是在調用此方法的時候，並不能確切的喚醒某一個等待狀態的線程，而是由JVM確定喚醒哪個線程，而且不是按優先順序。
Allnotity():喚醒所有處入等待狀態的線程，注意並不是給所有喚醒線程一個對象的鎖，而是讓它們競爭。
同步是多線程中的重要概念。同步的使用可以保證在多線程運行的環境中，程序不會產生設計之外的錯誤結果。同步的實現方式有兩種，同步方法和同步塊，這兩種方式都要用到synchronized關鍵字。
給一個方法增加synchronized修飾符之後就可以使它成為同步方法，這個方法可以是靜態方法和非靜態方法，但是不能是抽象類的抽象方法，也不能是介面中的介面方法。下面代碼是一個同步方法的示例：
public synchronized void aMethod() {
// do something
}
public static synchronized void anotherMethod() {
// do something
}
線程在執行同步方法時是具有排它性的。當任意一個線程進入到一個對象的任意一個同步方法時，這個對象的所有同步方法都被鎖定了，在此期間，其他任何線程都不能訪問這個對象的任意一個同步方法，直到這個線程執行完它所調用的同步方法並從中退出，從而導致它釋放了該對象的同步鎖之後。在一個對象被某個線程鎖定之後，其他線程是可以訪問這個對象的所有非同步方法的。
同步塊是通過鎖定一個指定的對象，來對同步塊中包含的代碼進行同步；而同步方法是對這個方法塊里的代碼進行同步，而這種情況下鎖定的對象就是同步方法所屬的主體對象自身。如果這個方法是靜態同步方法呢？那麼線程鎖定的就不是這個類的對象了，也不是這個類自身，而是這個類對應的java.lang.Class類型的對象。同步方法和同步塊之間的相互制約只限於同一個對象之間，所以靜態同步方法只受它所屬類的其它靜態同步方法的制約，而跟這個類的實例（對象）沒有關系。
5. LINUX多線程求解，列題是華清遠見上面的，代碼如下，利用線程互斥鎖實現線程的同步
目測是線程退出時沒有解開互斥鎖，導致其它線程一直在等互斥鎖被解開。
以下是修改後的thrd_func函數代碼：
//線程函數入口
void*thrd_func(void*arg)
{
intthrd_num=(int)arg;
intdelay_time=0;
intcount=0;
intres;
res=pthread_mutex_lock(&mutex);//互斥鎖上鎖
if(res)
{
printf("Thread%dlockfailed ",thrd_num);
pthread_exit(NULL);
}
printf("Thread%disstarting ",thrd_num);
for(count=0;count<REPEAT_NUMBER;count++)
{
delay_time=(int)(rand()%5);//隨機時間數
sleep(delay_time);
printf(" Thread%d:job%ddelay=%d ",thrd_num,count,delay_time);
}
pthread_mutex_unlock(&mutex);//解開互斥鎖
printf("Thread%dfinished ",thrd_num);
pthread_exit(NULL);
}
6. Linux c++ 緩沖區 多線程 同步互斥
加鎖啊 對每個單元加鎖 pthread_mutex_lock() 你man一下 學一下幾個相關的函數
這個 要看你的單元怎麼實現了
那你就可以放在定義鏈表的結構體里 就是說結構體里定義個mutex變數 訪問該結點的時候就對這個結構體變數里的鎖加鎖 這么說你明白嗎
不會的 你這種情況最適合在在結構體里加 程序的第一要務的完成功能 然後再考慮其他的吧
7. 線程同步：何時互斥鎖不夠，還需要條件變數
信號量強調的是線程（或進程）間的同步：「信號量用在多線程多任務同步的，一個線程完成了某一個動作就通過信號量告訴別的線程，別的線程再進行某些動作（大家都 在sem_wait的時候，就阻塞在那裡）。當信號量為單值信號量是，也可以完成一個資源的互斥訪問。
有名信號量：可以用於不同進程間或多線程間的互斥與同步
創建打開有名信號量
sem_t *sem_open(const char *name, int oflag);
sem_t *sem_open(const char *name, int oflag, mode_t mode, unsigned int value);
成功返回信號量指針；失敗返回SEM_FAILED，設置errnoname是文件路徑名,但不能寫成/tmp/a.sem這樣的形式,因為在linux下,sem都是在/dev/shm目錄下,可寫成"/mysem"或"mysem",創建出來的文件都 是"/dev/shm/sem.mysem",mode設置為0666，value設置為信號量的初始值.所需信號燈等已存在條件下指定O_CREAT|O_EXCL卻是個錯誤。
關閉信號量，進程終止時，會自動調用它
int sem_close(sem_t *sem);
成功返回0；失敗返回-1，設置errno
刪除信號量，立即刪除信號量名字，當其他進程都關閉它時，銷毀它
int sem_unlink(const char *name);
等待信號量，測試信號量的值，如果其值小於或等於0，那麼就等待（阻塞）；一旦其值變為大於0就將它減1，並返回
int sem_wait(sem_t *sem);
int sem_trywait(sem_t *sem);
成功返回0；失敗返回-1，設置errno
當信號量的值為0時，sem_trywait立即返回，設置errno為EAGAIN。如果被某個信號中斷，sem_wait會過早地返回，設置errno為EINTR
發出信號量，給它的值加1，然後喚醒正在等待該信號量的進程或線程
int sem_post(sem_t *sem);
成功返回0；失敗返回-1，不會改變它的值，設置errno，該函數是非同步信號安全的，可以在信號處理程序里調用它無名信號量，用於進程體內各線程間的互斥和同步,使用如下API(無名信號量,基於內存的信號量)
（1）、sem_init
功能：用於創建一個信號量，並初始化信號量的值。
頭文件：
函數原型： int sem_init (sem_t* sem, int pshared, unsigned int value);
函數傳入值： sem:信號量。pshared:決定信號量能否在幾個進程間共享。由於目前LINUX還沒有實現進程間共享信息量，所以這個值只能取0。
（2）其他函數。
int sem_wait (sem_t* sem);
int sem_trywait (sem_t* sem);
int sem_post (sem_t* sem);
int sem_getvalue (sem_t* sem);
int sem_destroy (sem_t* sem);
功能：sem_wait和sem_trywait相當於P操作，它們都能將信號量的值減一，兩者的區別在於若信號量的值小於零時，sem_wait將會阻塞進程，而sem_trywait則會立即返回。sem_post相當於V操作，它將信號量的值加一，同時發出喚醒的信號給等待的進程（或線程）。
sem_getvalue 得到信號量的值。
sem_destroy 摧毀信號量。
如果某個基於內存的信號燈是在不同進程間同步的，該信號燈必須存放在共享內存區中，這要只要該共享內存區存在，該信號燈就存在。
互斥鎖(又名互斥量）強調的是資源的訪問互斥：互斥鎖是用在多線程多任務互斥的，一個線程佔用了某一個資源，那麼別的線程就無法訪問，直到這個線程unlock，其他的線程才開始可以利用這個資源。比如對全局變數的訪問，有時要加鎖，操作完了，在解鎖。有的時候鎖和信號量會同時使用的」
也就是說，信號量不一定是鎖定某一個資源，而是流程上的概念，比如：有A,B兩個線程，B線程要等A線程完成某一任務以後再進行自己下面的步驟，這個任務並不一定是鎖定某一資源，還可以是進行一些計算或者數據處理之類。而線程互斥量則是「鎖住某一資源」的概念，在鎖定期間內，其他線程無法對被保護的數據進行操作。在有些情況下兩者可以互換。
在linux下, 線程的互斥量數據類型是pthread_mutex_t. 在使用前, 要對它進行初始化:
對於靜態分配的互斥量, 可以把它設置為PTHREAD_MUTEX_INITIALIZER, 或者調用pthread_mutex_init.
對於動態分配的互斥量, 在申請內存(malloc)之後, 通過pthread_mutex_init進行初始化, 並且在釋放內存(free)前需要調用pthread_mutex_destroy.
原型:
int pthread_mutex_init(pthread_mutex_t *restrict mutex, const pthread_mutexattr_t *restric attr);
int pthread_mutex_destroy(pthread_mutex_t *mutex);
頭文件:
返回值: 成功則返回0, 出錯則返回錯誤編號.
說明: 如果使用默認的屬性初始化互斥量, 只需把attr設為NULL. 其他值在以後講解.
首先說一下加鎖函數:
頭文件:
int pthread_mutex_lock(pthread_mutex_t *mutex);
int pthread_mutex_trylock(pthread_mutex_t *mutex);
返回值: 成功則返回0, 出錯則返回錯誤編號.
說 明: 具體說一下trylock函數, 這個函數是非阻塞調用模式, 也就是說, 如果互斥量沒被鎖住, trylock函數將把互斥量加鎖, 並獲得對共享資源的訪問許可權; 如果互斥量 被鎖住了, trylock函數將不會阻塞等待而直接返回EBUSY, 表示共享資源處於忙狀態.
再說一下解所函數:
頭文件:
原型: int pthread_mutex_unlock(pthread_mutex_t *mutex);
返回值: 成功則返回0, 出錯則返回錯誤編號.
條件變數常與互斥鎖同時使用，達到線程同步的目的：條件變數通過允許線程阻塞和等待另一個線程發送信號的方法彌補了互斥鎖的不足。在發 送信號時，如果沒有線程 等待在該條件變數上，那麼信號將丟失；而信號量有計數值，每次信號量post操作都會被記錄
互斥鎖必須是誰上鎖就由誰來解鎖，而信號量的wait和post操作不必由同一個線程執行。
2. 互斥鎖要麼被鎖住，要麼被解開，和二值信號量類似
3. sem_post是各種同步技巧中，唯一一個能在信號處理程序中安全調用的函數
4. 互斥鎖是為上鎖而優化的；條件變數是為等待而優化的； 信號量既可用於上鎖，也可用於等待，因此會有更多的開銷和更高的復雜性
5. 互斥鎖，條件變數都只用於同一個進程的各線程間，而信號量（有名信號量）可用於不同進程間的同步。當信號量用於進程間同步時，要求信號量建立在共享內存區。
6. 信號量有計數值，每次信號量post操作都會被記錄，而條件變數在發送信號時，如果沒有線程在等待該條件變數，那麼信號將丟失。
讀寫鎖
讀寫鎖與互斥量類似，不過讀寫鎖允許更高的並行性。互斥量要麼是鎖住狀態要麼是不加鎖狀態，而且一次只有一個線程可以對其加鎖。
讀寫鎖可以由三種狀態：讀模式下加鎖狀態、寫模式下加鎖狀態、不加鎖狀態。一次只有一個線程可以佔有寫模式的讀寫鎖，但是多個線程可以同時佔有讀模式的讀寫
鎖。
在讀寫鎖是寫加鎖狀態時，在這個鎖被解鎖之前，所有試圖對這個鎖加鎖的線程都會被阻塞。當讀寫鎖在讀加鎖狀態時，所有試圖以讀模式對它進行加鎖的線程都可以得到訪問權，但是如果線程希望以寫模式對此鎖進行加鎖，它必須阻塞直到所有的線程釋放讀鎖。雖然讀寫鎖的實現各不相同，但當讀寫鎖處於讀模式鎖住狀態時，如果有另外的線程試圖以寫模式加鎖，讀寫鎖通常會阻塞隨後的讀模式鎖請求。這樣可以避免讀模式鎖長期佔用，而等待的寫模式鎖請求一直得不到滿足。
讀寫鎖非常適合於對數據結構讀的次數遠大於寫的情況。當讀寫鎖在寫模式下時，它所保護的數據結構就可以被安全地修改，因為當前只有一個線程可以在寫模式下擁 有這個鎖。當讀寫鎖在讀狀態下時，只要線程獲取了讀模式下的讀寫鎖，該鎖所保護的數據結構可以被多個獲得讀模式鎖的線程讀取。
讀寫鎖也叫做共享-獨占鎖，當讀寫鎖以讀模式鎖住時，它是以共享模式鎖住的；當他以寫模式鎖住時，它是以獨占模式鎖住的。
初始化和銷毀:
#include
int pthread_rwlock_init(pthread_rwlock_t *restrict rwlock, const pthread_rwlockattr_t *restrict attr);
int pthread_rwlock_destroy(pthread_rwlock_t *rwlock);
成功則返回0, 出錯則返回錯誤編號.
同互斥量以上, 在釋放讀寫鎖佔用的內存之前, 需要先通過thread_rwlock_destroy對讀寫鎖進行清理工作, 釋放由init分配的資源.
讀和寫:
#include
int pthread_rwlock_rdlock(pthread_rwlock_t *rwlock);
int pthread_rwlock_wrlock(pthread_rwlock_t *rwlock);
int pthread_rwlock_unlock(pthread_rwlock_t *rwlock);
成功則返回0, 出錯則返回錯誤編號.
這3個函數分別實現獲取讀鎖, 獲取寫鎖和釋放鎖的操作. 獲取鎖的兩個函數是阻塞操作, 同樣, 非阻塞的函數為:
#include
int pthread_rwlock_tryrdlock(pthread_rwlock_t *rwlock);
int pthread_rwlock_trywrlock(pthread_rwlock_t *rwlock);
成功則返回0, 出錯則返回錯誤編號.
非阻塞的獲取鎖操作, 如果可以獲取則返回0, 否則返回錯誤的EBUSY.
雖然讀寫鎖提高了並行性，但是就速度而言並不比互斥量快.
可能這也是即使有讀寫鎖存在還會使用互斥量的原因，因為他在速度方面略勝一籌。這就需要我們在寫程序的時候綜合考慮速度和並行性並找到一個折中。
比如： 假設使用互斥量需要0.5秒，使用讀寫鎖需要0.8秒。在類似學生管理系統這類軟體中，可能百分之九十的時間都是查詢操作，那麼假如現在突然來個個20個請求，如果使用的是互斥量，那麼最後的那個查詢請求被滿足需要10後。這樣，估計沒人能受得了。而使用讀寫鎖，應為 讀鎖能夠多次獲得。所以所有的20個請求，每個請求都能在1秒左右得到滿足。
也就是說，在一些寫操作比較多或是本身需要同步的地方並不多的程序中我們應該使用互斥量，而在讀操作遠大於寫操作的一些程序中我們應該使用讀寫鎖來進行同步
條件變數(condition)
條件變數與互斥量一起使用時，允許線程以無競爭的方式等待特定的條件發生。
條件本身是由互斥量保護的。線程在改變條件狀態前必須首先鎖住互斥量，其它線程在獲得互斥量之前不會察覺到這種改變，因此必須鎖定互斥量以後才能計算條件。
條件的檢測是在互斥鎖的保護下進行的。如果一個條件為假，一個線程自動阻塞，並釋放等待狀態改變的互斥鎖。如果另一個線程改變了條件，它發信號給關聯的條件
變數，喚醒一個或多個等待它的線程，重新獲得互斥鎖，重新評價條件。如果兩進程共享可讀寫的內存，條件變數可以被用來實現這兩進程間的線程同步。
初始化:
條件變數採用的數據類型是pthread_cond_t, 在使用之前必須要進行初始化, 這包括兩種方式:
靜態: 可以把常量PTHREAD_COND_INITIALIZER給靜態分配的條件變數.
動態: pthread_cond_init函數, 是釋放動態條件變數的內存空間之前, 要用pthread_cond_destroy對其進行清理.
#include
int pthread_cond_init(pthread_cond_t *restrict cond, pthread_condattr_t *restrict attr);
int pthread_cond_destroy(pthread_cond_t *cond);
成功則返回0, 出錯則返回錯誤編號.
注意：條件變數佔用的空間並未被釋放。
當pthread_cond_init的attr參數為NULL時, 會創建一個默認屬性的條件變數; 非默認情況以後討論.
2. 等待條件:
#include
int pthread_cond_wait(pthread_cond_t *restrict cond, pthread_mutex_t *restric mutex);
int pthread_cond_timedwait(pthread_cond_t *restrict cond, pthread_mutex_t *restrict mutex, const struct timespec *restrict timeout);
成功則返回0, 出錯則返回錯誤編號.
這兩個函數分別是阻塞等待和超時等待.
等待條件函數等待條件變為真, 傳遞給pthread_cond_wait的互斥量對條件進行保護, 調用者把鎖住的互斥量傳遞給函數. 函數把調用線程放到等待條件的線程列表上, 然後對互斥量解鎖, 這兩個操作是原子的. 這樣 便關閉了條件檢查和線程進入休眠狀態等待條件改變這兩個操作之間的時間通道, 這樣線程就不會錯過條件的任何變化.
當pthread_cond_wait返回時, 互斥量再次被鎖住.
pthread_cond_wait函數的返回並不意味著條件的值一定發生了變化，必須重新檢查條件的值。
pthread_cond_wait函數返回時，相應的互斥鎖將被當前線程鎖定，即使是函數出錯返回。
阻塞在條件變數上的線程被喚醒以後，直到pthread_cond_wait()函數返回之前條件的值都有可能發生變化。所以函數返回以後，在鎖定相應的互斥鎖之前，必須重新測試條 件值。最好的測試方法是循環調用pthread_cond_wait函數，並把滿足條件的表達式置為循環的終止條件。如：
pthread_mutex_lock();
while (condition_is_false)
pthread_cond_wait();
pthread_mutex_unlock();
阻塞在同一個條件變數上的不同線程被釋放的次序是不一定的。
注意：pthread_cond_wait()函數是退出點，如果在調用這個函數時，已有一個掛起的退出請求，且線程允許退出，這個線程將被終止並開始執行善後處理函數，而這時和條 件變數相關的互斥鎖仍將處在鎖定狀態。
pthread_cond_timedwait函數到了一定的時間，即使條件未發生也會解除阻塞。這個時間由參數abstime指定。函數返回時，相應的互斥鎖往往是鎖定的，即使是函數出錯返回。
注意：pthread_cond_timedwait函數也是退出點。
超時時間參數是指一天中的某個時刻。使用舉例：
pthread_timestruc_t to;
to.tv_sec = time(NULL) + TIMEOUT;
to.tv_nsec = 0;
超時返回的錯誤碼是ETIMEDOUT。
3. 通知條件:
#include
int pthread_cond_signal(pthread_cond_t *cond);
int pthread_cond_broadcast(pthread_cond_t *cond);
成功則返回0, 出錯則返回錯誤編號.
這兩個函數用於通知線程條件已經滿足. 調用這兩個函數, 也稱向線程或條件發送信號. 必須注意, 一定要在改變條件狀態以後再給線程發送信號.
8. Linux中線程同步和互斥的區別
同步
同步，又稱直接制約關系，是指多個線程（或進程）為了合作完成任務，必須嚴格按照規定的 某種先後次序來運行。
2. 互斥
互斥，又稱間接制約關系，是指系統中的某些共享資源，一次只允許一個線程訪問。當一個線程正在訪問該臨界資源時，其它線程必須等待。
9. 寫出Linux系統中線程同步實現機制有哪些
一、互斥鎖
二、條件變數
三、信號燈
四、非同步信號
除了上述討論的同步方式以外，其他很多進程間通信手段對於LinuxThreads也是可用的，比如基於文件系統的IPC（管道、Unix域Socket等）、消息隊列（Sys.V或者Posix的）、System V的信號燈等。只有一點需要注意，LinuxThreads在核內是作為共享存儲區、共享文件系統屬性、共享信號處理、共享文件描述符的獨立進程看待的。
10. 如何實現linux下多線程之間的互斥與同步
Linux設備驅動中必須解決的一個問題是多個進程對共享資源的並發訪問，並發訪問會導致競態，linux提供了多種解決競態問題的方式，這些方式適合不同的應用場景。
Linux內核是多進程、多線程的操作系統，它提供了相當完整的內核同步方法。內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
信號量
讀寫信號量
BKL（大內核鎖）
Seq鎖
一、並發與競態：
定義：
並發（concurrency）指的是多個執行單元同時、並行被執行，而並發的執行單元對共享資源（硬體資源和軟體上的全局變數、靜態變數等）的訪問則很容易導致競態（race conditions）。
在linux中，主要的競態發生在如下幾種情況：
1、對稱多處理器（SMP）多個CPU
特點是多個CPU使用共同的系統匯流排，因此可訪問共同的外設和存儲器。
2、單CPU內進程與搶占它的進程
3、中斷（硬中斷、軟中斷、Tasklet、底半部）與進程之間
只要並發的多個執行單元存在對共享資源的訪問，競態就有可能發生。
如果中斷處理程序訪問進程正在訪問的資源，則競態也會會發生。
多個中斷之間本身也可能引起並發而導致競態（中斷被更高優先順序的中斷打斷）。
解決競態問題的途徑是保證對共享資源的互斥訪問，所謂互斥訪問就是指一個執行單元在訪問共享資源的時候，其他的執行單元都被禁止訪問。
訪問共享資源的代碼區域被稱為臨界區，臨界區需要以某種互斥機制加以保護，中斷屏蔽，原子操作，自旋鎖，和信號量都是linux設備驅動中可採用的互斥途徑。
臨界區和競爭條件：
所謂臨界區（critical regions）就是訪問和操作共享數據的代碼段，為了避免在臨界區中並發訪問，編程者必須保證這些代碼原子地執行——也就是說，代碼在執行結束前不可被打斷，就如同整個臨界區是一個不可分割的指令一樣，如果兩個執行線程有可能處於同一個臨界區中，那麼就是程序包含一個bug，如果這種情況發生了，我們就稱之為競爭條件（race conditions），避免並發和防止競爭條件被稱為同步。
死鎖：
死鎖的產生需要一定條件：要有一個或多個執行線程和一個或多個資源，每個線程都在等待其中的一個資源，但所有的資源都已經被佔用了，所有線程都在相互等待，但它們永遠不會釋放已經佔有的資源，於是任何線程都無法繼續，這便意味著死鎖的發生。
二、中斷屏蔽
在單CPU范圍內避免競態的一種簡單方法是在進入臨界區之前屏蔽系統的中斷。
由於linux內核的進程調度等操作都依賴中斷來實現，內核搶占進程之間的並發也就得以避免了。
中斷屏蔽的使用方法：
local_irq_disable()//屏蔽中斷
//臨界區
local_irq_enable()//開中斷
特點：
由於linux系統的非同步IO，進程調度等很多重要操作都依賴於中斷，在屏蔽中斷期間所有的中斷都無法得到處理，因此長時間的屏蔽是很危險的，有可能造成數據丟失甚至系統崩潰，這就要求在屏蔽中斷之後，當前的內核執行路徑應當盡快地執行完臨界區的代碼。
中斷屏蔽只能禁止本CPU內的中斷，因此，並不能解決多CPU引發的競態，所以單獨使用中斷屏蔽並不是一個值得推薦的避免競態的方法，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行過程中不會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」的方式執行而不能被打斷）
原子操作是不可分割的，在執行完畢不會被任何其它任務或事件中斷。在單處理器系統(UniProcessor)中，能夠在單條指令中完成的操作都可以認為是" 原子操作"，因為中斷只能發生於指令之間。這也是某些CPU指令系統中引入了test_and_set、test_and_clear等指令用於臨界資源互斥的原因。但是，在對稱多處理器(Symmetric Multi-Processor)結構中就不同了，由於系統中有多個處理器在獨立地運行，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，這是一個典型的"讀－改－寫"過程，涉及兩次內存訪問。
通俗理解：
原子操作，顧名思義，就是說像原子一樣不可再細分。一個操作是原子操作，意思就是說這個操作是以原子的方式被執行，要一口氣執行完，執行過程不能夠被OS的其他行為打斷，是一個整體的過程，在其執行過程中，OS的其它行為是插不進來的。
分類：linux內核提供了一系列函數來實現內核中的原子操作，分為整型原子操作和位原子操作，共同點是：在任何情況下操作都是原子的，內核代碼可以安全的調用它們而不被打斷。
原子整數操作：
針對整數的原子操作只能對atomic_t類型的數據進行處理，在這里之所以引入了一個特殊的數據類型，而沒有直接使用C語言的int型，主要是出於兩個原因：
第一、讓原子函數只接受atomic_t類型的操作數，可以確保原子操作只與這種特殊類型數據一起使用，同時，這也確保了該類型的數據不會被傳遞給其它任何非原子函數；
第二、使用atomic_t類型確保編譯器不對相應的值進行訪問優化——這點使得原子操作最終接收到正確的內存地址，而不是一個別名，最後就是在不同體系結構上實現原子操作的時候，使用atomic_t可以屏蔽其間的差異。
原子整數操作最常見的用途就是實現計數器。
另一點需要說明原子操作只能保證操作是原子的，要麼完成，要麼不完成，不會有操作一半的可能，但原子操作並不能保證操作的順序性，即它不能保證兩個操作是按某個順序完成的。如果要保證原子操作的順序性，請使用內存屏障指令。
atomic_t和ATOMIC_INIT(i)定義
typedef struct { volatile int counter; } atomic_t;
#define ATOMIC_INIT(i) { (i) }
在你編寫代碼的時候，能使用原子操作的時候，就盡量不要使用復雜的加鎖機制，對多數體系結構來講，原子操作與更復雜的同步方法相比較，給系統帶來的開銷小，對高速緩存行的影響也小，但是，對於那些有高性能要求的代碼，對多種同步方法進行測試比較，不失為一種明智的作法。
原子位操作：
針對位這一級數據進行操作的函數，是對普通的內存地址進行操作的。它的參數是一個指針和一個位號。
為方便其間，內核還提供了一組與上述操作對應的非原子位函數，非原子位函數與原子位函數的操作完全相同，但是，前者不保證原子性，且其名字前綴多兩個下劃線。例如，與test_bit()對應的非原子形式是_test_bit()，如果你不需要原子性操作（比如，如果你已經用鎖保護了自己的數據），那麼這些非原子的位函數相比原子的位函數可能會執行得更快些。
四、自旋鎖
自旋鎖的引入：
如 果每個臨界區都能像增加變數這樣簡單就好了，可惜現實不是這樣，而是臨界區可以跨越多個函數，例如：先得從一個數據結果中移出數據，對其進行格式轉換和解 析，最後再把它加入到另一個數據結構中，整個執行過程必須是原子的，在數據被更新完畢之前，不能有其他代碼讀取這些數據，顯然，簡單的原子操作是無能為力 的（在單處理器系統(UniProcessor)中，能夠在單條指令中完成的操作都可以認為是" 原子操作"，因為中斷只能發生於指令之間），這就需要使用更為復雜的同步方法——鎖來提供保護。
自旋鎖的介紹：
Linux內核中最常見的鎖是自旋鎖（spin lock），自旋鎖最多隻能被一個可執行線程持有，如果一個執行線程試圖獲得一個被爭用（已經被持有）的自旋鎖，那麼該線程就會一直進行忙循環—旋轉—等待鎖重新可用，要是鎖未被爭用，請求鎖的執行線程便能立刻得到它，繼續執行，在任意時間，自旋鎖都可以防止多於一個的執行線程同時進入理解區，注意同一個鎖可以用在多個位置—例如，對於給定數據的所有訪問都可以得到保護和同步。
一個被爭用的自旋鎖使得請求它的線程在等待鎖重新可用時自旋（特別浪費處理器時間），所以自旋鎖不應該被長時間持有，事實上，這點正是使用自旋鎖的初衷，在短期間內進行輕量級加鎖，還可以採取另外的方式來處理對鎖的爭用：讓請求線程睡眠，直到鎖重新可用時再喚醒它，這樣處理器就不必循環等待，可以去執行其他代碼，這也會帶來一定的開銷——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，持有自旋鎖的時間最好小於完成兩次上下文切換的耗時，當然我們大多數人不會無聊到去測量上下文切換的耗時，所以我們讓持 有自旋鎖的時間應盡可能的短就可以了，信號量可以提供上述第二種機制，它使得在發生爭用時，等待的線程能投入睡眠，而不是旋轉。
自旋鎖可以使用在中斷處理程序中（此處不能使用信號量，因為它們會導致睡眠），在中斷處理程序中使用自旋鎖時，一定要在獲取鎖之前，首先禁止本地中斷（在 當前處理器上的中斷請求），否則，中斷處理程序就會打斷正持有鎖的內核代碼，有可能會試圖去爭用這個已經持有的自旋鎖，這樣以來，中斷處理程序就會自旋， 等待該鎖重新可用，但是鎖的持有者在這個中斷處理程序執行完畢前不可能運行，這正是我們在前一章節中提到的雙重請求死鎖，注意，需要關閉的只是當前處理器上的中斷，如果中斷發生在不同的處理器上，即使中斷處理程序在同一鎖上自旋，也不會妨礙鎖的持有者（在不同處理器上）最終釋放鎖。
自旋鎖的簡單理解：
理解自旋鎖最簡單的方法是把它作為一個變數看待，該變數把一個臨界區或者標記為「我當前正在運行，請稍等一會」或者標記為「我當前不在運行，可以被使用」。如果A執行單元首先進入常式，它將持有自旋鎖，當B執行單元試圖進入同一個常式時，將獲知自旋鎖已被持有，需等到A執行單元釋放後才能進入。
自旋鎖的API函數：
其實介紹的幾種信號量和互斥機制，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麼自旋鎖通常可以提供比信號量更高的性能。
自旋鎖是一個互斥設備，他只能會兩個值：「鎖定」和「解鎖」。它通常實現為某個整數之中的單個位。
「測試並設置」的操作必須以原子方式完成。
任何時候，只要內核代碼擁有自旋鎖，在相關CPU上的搶占就會被禁止。
適用於自旋鎖的核心規則：
（1）任何擁有自旋鎖的代碼都必須使原子的，除服務中斷外（某些情況下也不能放棄CPU,如中斷服務也要獲得自旋鎖。為了避免這種鎖陷阱，需要在擁有自旋鎖時禁止中斷），不能放棄CPU（如休眠，休眠可發生在許多無法預期的地方）。否則CPU將有可能永遠自旋下去（死機）。
（2）擁有自旋鎖的時間越短越好。
需 要強調的是，自旋鎖別設計用於多處理器的同步機制，對於單處理器（對於單處理器並且不可搶占的內核來說，自旋鎖什麼也不作），內核在編譯時不會引入自旋鎖 機制，對於可搶占的內核，它僅僅被用於設置內核的搶占機制是否開啟的一個開關，也就是說加鎖和解鎖實際變成了禁止或開啟內核搶占功能。如果內核不支持搶 占，那麼自旋鎖根本就不會編譯到內核中。
內核中使用spinlock_t類型來表示自旋鎖，它定義在：
typedef struct {
raw_spinlock_t raw_lock;
#if defined(CONFIG_PREEMPT) && defined(CONFIG_SMP)
unsigned int break_lock;
#endif
} spinlock_t;
對於不支持SMP的內核來說，struct raw_spinlock_t什麼也沒有，是一個空結構。對於支持多處理器的內核來說，struct raw_spinlock_t定義為
typedef struct {
unsigned int slock;
} raw_spinlock_t;
slock表示了自旋鎖的狀態，「1」表示自旋鎖處於解鎖狀態（UNLOCK），「0」表示自旋鎖處於上鎖狀態（LOCKED）。
break_lock表示當前是否由進程在等待自旋鎖，顯然，它只有在支持搶占的SMP內核上才起作用。
自旋鎖的實現是一個復雜的過程，說它復雜不是因為需要多少代碼或邏輯來實現它，其實它的實現代碼很少。自旋鎖的實現跟體系結構關系密切，核心代碼基本也是由匯編語言寫成，與體協結構相關的核心代碼都放在相關的目錄下，比如。對於我們驅動程序開發人員來說，我們沒有必要了解這么spinlock的內部細節，如果你對它感興趣，請參考閱讀Linux內核源代碼。對於我們驅動的spinlock介面，我們只需包括頭文件。在我們詳細的介紹spinlock的API之前，我們先來看看自旋鎖的一個基本使用格式：
#include
spinlock_t lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;
spin_lock(&lock);
....
spin_unlock(&lock);
從使用上來說，spinlock的API還很簡單的，一般我們會用的的API如下表，其實它們都是定義在中的宏介面，真正的實現在中
#include
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有兩種初始化形式，一種是靜態初始化，一種是動態初始化。對於靜態的spinlock對象，我們用 SPIN_LOCK_UNLOCKED來初始化，它是一個宏。當然，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的。
DEFINE_SPINLOCK (lock);
spinlock_t lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;
spin_lock_init 函數一般用來初始化動態創建的spinlock_t對象，它的參數是一個指向spinlock_t對象的指針。當然，它也可以初始化一個靜態的沒有初始化的spinlock_t對象。
spinlock_t *lock
......
spin_lock_init(lock);
• 獲取鎖
內核提供了三個函數用於獲取一個自旋鎖。
spin_lock：獲取指定的自旋鎖。
spin_lock_irq：禁止本地中斷並獲取自旋鎖。
spin_lock_irqsace：保存本地中斷狀態，禁止本地中斷並獲取自旋鎖，返回本地中斷狀態。
自旋鎖是可以使用在中斷處理程序中的，這時需要使用具有關閉本地中斷功能的函數，我們推薦使用 spin_lock_irqsave，因為它會保存加鎖前的中斷標志，這樣就會正確恢復解鎖時的中斷標志。如果spin_lock_irq在加鎖時中斷是關閉的，那麼在解鎖時就會錯誤的開啟中斷。
另外兩個同自旋鎖獲取相關的函數是：
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
同獲取鎖相對應，內核提供了三個相對的函數來釋放自旋鎖。
spin_unlock：釋放指定的自旋鎖。
spin_unlock_irq：釋放自旋鎖並激活本地中斷。
spin_unlock_irqsave：釋放自旋鎖，並恢復保存的本地中斷狀態。
五、讀寫自旋鎖
如 果臨界區保護的數據是可讀可寫的，那麼只要沒有寫操作，對於讀是可以支持並發操作的。對於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 足這個要求（對於讀操作實在是太浪費了）。為此內核提供了另一種鎖－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，只能最多有一個寫進程，在讀操作方面，同時可以有多個讀執行單元，當然，讀和寫也不能同時進行。
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象：
// 靜態初始化
rwlock_t rwlock = RW_LOCK_UNLOCKED;
//動態初始化
rwlock_t *rwlock;
...
rw_lock_init(rwlock);
在讀操作代碼里對共享數據獲取讀自旋鎖：
read_lock(&rwlock);
...
read_unlock(&rwlock);
在寫操作代碼里為共享數據獲取寫自旋鎖：
write_lock(&rwlock);
...
write_unlock(&rwlock);
需要注意的是，如果有大量的寫操作，會使寫操作自旋在寫自旋鎖上而處於寫飢餓狀態（等待讀自旋鎖的全部釋放），因為讀自旋鎖會自由的獲取讀自旋鎖。
讀寫自旋鎖的函數類似於普通自旋鎖，這里就不一一介紹了，我們把它列在下面的表中。
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、順序瑣
順序瑣（seqlock）是對讀寫鎖的一種優化，若使用順序瑣，讀執行單元絕不會被寫執行單元阻塞，也就是說，讀執行單元可以在寫執行單元對被順序瑣保護的共享資源進行寫操作時仍然可以繼續讀，而不必等待寫執行單元完成寫操作，寫執行單元也不需要等待所有讀執行單元完成讀操作才去進行寫操作。
但是，寫執行單元與寫執行單元之間仍然是互斥的，即如果有寫執行單元在進行寫操作，其它寫執行單元必須自旋在哪裡，直到寫執行單元釋放了順序瑣。
如果讀執行單元在讀操作期間，寫執行單元已經發生了寫操作，那麼，讀執行單元必須重新讀取數據，以便確保得到的數據是完整的，這種鎖在讀寫同時進行的概率比較小時，性能是非常好的，而且它允許讀寫同時進行，因而更大的提高了並發性，
注意，順序瑣由一個限制，就是它必須被保護的共享資源不含有指針，因為寫執行單元可能使得指針失效，但讀執行單元如果正要訪問該指針，將導致Oops。
七、信號量
Linux中的信號量是一種睡眠鎖，如果有一個任務試圖獲得一個已經被佔用的信號量時，信號量會將其推進一個等待隊列，然後讓其睡眠，這時處理器能重獲自由，從而去執行其它代碼，當持有信號量的進程將信號量釋放後，處於等待隊列中的哪個任務被喚醒，並獲得該信號量。
信號量，或旗標，就是我們在操作系統里學習的經典的P/V原語操作。
P：如果信號量值大於0，則遞減信號量的值，程序繼續執行，否則，睡眠等待信號量大於0。
V：遞增信號量的值，如果遞增的信號量的值大於0，則喚醒等待的進程。
信號量的值確定了同時可以有多少個進程可以同時進入臨界區，如果信號量的初始值始1，這信號量就是互斥信號量（MUTEX）。對於大於1的非0值信號量，也可稱為計數信號量（counting semaphore）。對於一般的驅動程序使用的信號量都是互斥信號量。
類似於自旋鎖，信號量的實現也與體系結構密切相關，具體的實現定義在頭文件中，對於x86_32系統來說，它的定義如下：
struct semaphore {
atomic_t count;
int sleepers;
wait_queue_head_t wait;
};
信號量的初始值count是atomic_t類型的，這是一個原子操作類型，它也是一個內核同步技術，可見信號量是基於原子操作的。我們會在後面原子操作部分對原子操作做詳細介紹。
信號量的使用類似於自旋鎖，包括創建、獲取和釋放。我們還是來先展示信號量的基本使用形式：
static DECLARE_MUTEX(my_sem);
......
if (down_interruptible(&my_sem))
{
return -ERESTARTSYS;
}
......
up(&my_sem)
Linux內核中的信號量函數介面如下：
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 *)
• 初始化信號量
信號量的初始化包括靜態初始化和動態初始化。靜態初始化用於靜態的聲明並初始化信號量。
static DECLARE_SEMAPHORE_GENERIC(name, count);
static DECLARE_MUTEX(name);
對於動態聲明或創建的信號量，可以使用如下函數進行初始化：
seam_init(sem, count);
init_MUTEX(sem);
init_MUTEX_LOCKED(struct semaphore *)
顯然，帶有MUTEX的函數始初始化互斥信號量。LOCKED則初始化信號量為鎖狀態。
• 使用信號量
信號量初始化完成後我們就可以使用它了
down_interruptible(struct semaphore *);
down(struct semaphore *)
down_trylock(struct semaphore *)
up(struct semaphore *)
down函數會嘗試獲取指定的信號量，如果信號量已經被使用了，則進程進入不可中斷的睡眠狀態。down_interruptible則會使進程進入可中斷的睡眠狀態。關於進程狀態的詳細細節，我們在內核的進程管理里在做詳細介紹。
down_trylock嘗試獲取信號量， 如果獲取成功則返回0，失敗則會立即返回非0。
當退出臨界區時使用up函數釋放信號量，如果信號量上的睡眠隊列不為空，則喚醒其中一個等待進程。
八、讀寫信號量
類似於自旋鎖，信號量也有讀寫信號量。讀寫信號量API定義在頭文件中，它的定義其實也是體系結構相關的，因此具體實現定義在頭文件中，以下是x86的例子：
struct rw_semaphore {
signed long count;
spinlock_t wait_lock;
struct list_head wait_list;
};