A. linux進程間通信（互斥鎖、條件變數、讀寫鎖、文件鎖、信號燈）
為了能夠有效的控制多個進程之間的溝通過程，保證溝通過程的有序和和諧，OS必須提供一定的同步機制保證進程之間不會自說自話而是有效的協同工作。比如在 共享內存的通信方式中，兩個或者多個進程都要對共享的內存進行數據寫入，那麼怎麼才能保證一個進程在寫入的過程中不被其它的進程打斷，保證數據的完整性 呢？又怎麼保證讀取進程在讀取數據的過程中數據不會變動，保證讀取出的數據是完整有效的呢？
常用的同步方式有： 互斥鎖、條件變數、讀寫鎖、記錄鎖(文件鎖)和信號燈.
互斥鎖：
顧名思義，鎖是用來鎖住某種東西的，鎖住之後只有有鑰匙的人才能對鎖住的東西擁有控制權(把鎖砸了，把東西偷走的小偷不在我們的討論范圍了)。所謂互斥， 從字面上理解就是互相排斥。因此互斥鎖從字面上理解就是一點進程擁有了這個鎖，它將排斥其它所有的進程訪問被鎖住的東西，其它的進程如果需要鎖就只能等待，等待擁有鎖的進程把鎖打開後才能繼續運行。 在實現中，鎖並不是與某個具體的變數進行關聯，它本身是一個獨立的對象。進(線)程在有需要的時候獲得此對象，用完不需要時就釋放掉。
互斥鎖的主要特點是互斥鎖的釋放必須由上鎖的進(線)程釋放，如果擁有鎖的進(線)程不釋放，那麼其它的進(線)程永遠也沒有機會獲得所需要的互斥鎖。
互斥鎖主要用於線程之間的同步。
條件變數：
上文中提到，對於互斥鎖而言，如果擁有鎖的進(線)程不釋放鎖，其它進(線)程永遠沒機會獲得鎖，也就永遠沒有機會繼續執行後續的邏輯。在實際環境下，一 個線程A需要改變一個共享變數X的值，為了保證在修改的過程中X不會被其它的線程修改，線程A必須首先獲得對X的鎖。現在假如A已經獲得鎖了，由於業務邏 輯的需要，只有當X的值小於0時，線程A才能執行後續的邏輯，於是線程A必須把互斥鎖釋放掉，然後繼續「忙等」。如下面的偽代碼所示：
1.// get x lock
2.while(x
B. linux進程間互斥鎖問題
開辟一片共享內存，把互斥鎖建在共享內存上，並設置進程間同步屬性，就能實現你所需的互斥啦
C. 什麼是進程的同步與互斥
答：進程的同步與互斥是指進程在推進時的相互制約關系。在多道程序系統中，由於進程合作與資源共享，這種進程間的制約稱為可能。我們把前者稱為進程同步，後者稱為進程互斥。
進程同步是進程間共同完成一項任務時直接發生相互作用的關系。為進程之間的直接制約關系。在多道環境下，這種進程間在執行次序上的協調是必不可少的。
進程互斥是進程之間的間接制約關系。在多道系統中，每次只允許一個進程訪問的資源稱為臨界資源，進程互斥就是保證每次只有一個進程使用臨界資源。
D. Linux進程間通信的方式有哪些
第一種：管道通信
兩個進程利用管道進行通信時，發送信息的進程稱為寫進程;接收信息的進程稱為讀進程。管道通信方式的中間介質就是文件，通常稱這種文件為管道文件，它就像管道一樣將一個寫進程和一個讀進程連接在一起，實現兩個進程之間的通信。寫進程通過寫入端往管道文件中寫入信息;讀進程通過讀出端從管道文件中讀取信息。兩個進程協調不斷地進行寫和讀，便會構成雙方通過管道傳遞信息的流水線。
第二種：消息緩沖通信
多個獨立的進程之間可以通過消息緩沖機制來相互通信。這種通信的實現是以消息緩沖區為中間介質，通信雙方的發送和接收操作均以消息為單位。在存儲器中，消息緩沖區被組織成隊列，通常稱之為消息隊列。消息隊列一旦創建後即可由多進程共享，發送消息的進程可以在任意時刻發送任意個消息到指定的消息隊列上，並檢查是否有接收進程在等待它所發送的消息。若有則喚醒它，而接收消息的進程可以在需要消息的時候到指定的消息隊列上獲取消息，如果消息還沒有到來，則轉入睡眠等待狀態。
第三種：共享內存通信
針對消息緩沖需要佔用CPU進行消息復制的缺點，OS提供了一種進程間直接進行數據交換的通信方式。共享內存，顧名思義這種通信方式允許多個進程在外部通信協議或同步，互斥機制的支持下使用同一個內存段進行通信，它是一種最有效的數據通信方式，其特點是沒有中間環節，直接將共享的內存頁面通過附接映射到相互通信的進程各自的虛擬地址空間中，從而使多個進程可以直接訪問同一個物理內存頁面。
E. 什麼是進程同步和互斥
互斥：是指某一資源同時只允許一個訪問者對其進行訪問，具有唯一性和排它性。但互斥無法限制訪問者對資源的訪問順序，即訪問是無序的。
同步：是指在互斥的基礎上（大多數情況），通過其它機制實現訪問者對資源的有序訪問。在大多數情況下，同步已經實現了互斥，特別是所有寫入資源的情況必定是互斥的。少數情況是指可以允許多個訪問者同時訪問資源
F. 請教一個Linux多進程訪問動態庫的互斥問題
請教一個Linux多進程訪問動態庫的互斥問題
首先要了解並發。
並發進程間的關系可以是無關的，也可以是有交往的。並發進程間無關是指它們是各自獨立的，即如果一個進程的執行不影響其他進程的執行，且與其他進程的進展情況無關，不需要特別的控制；並發進程間有交往是指一個進程的執行可能影響其他進程的執行結果，即一個進程的執行依賴其他進程的進展情況。有交往的並發進程一定共享某些資源。
進程之間互相競爭某一個資源，這種關系就稱為進程的互斥，也就是說對於某個系統資源，如果一個進程正在使用，其他的進程就必須等待其用完，不能同時使用。例如，A，B兩個進程共享一台列印機，如果系統已經將列印機分配給了A進程，當B進程需要列印時因得不到列印機而阻塞，只有A進程將列印機釋放後，系統才將B進程喚醒，B進程才有可能獲得列印機。
並發進程使用共享資源時，除了競爭之外有協作，要利用互通消息的辦法來控制執行速度，使相互協作的進程正確工作。進程之間的相互合作來完成某一任務，把這種關系稱為進程的同步。例如（生產者和消費者）A，B兩個進程通過一個緩沖區合作完成一項任務，A進程將數據送入緩沖區後通知B進程緩沖區中有數據，B進程從緩沖區中取走數據再通知A進程緩沖區現為空。
G. 什麼是進程間的互斥 什麼是進程間同步
進程間互斥：一組並發進程中的一個或者多個程序段，因共享某一公有資源而導致他們必須以一個不允許交叉執行的單位執行，即不允許兩個以上的共享該資源的並發進程同時進入臨界區。
進程間同步：非同步環境下的一組並發進程因直接制約相互發送消息而進行互相合作或者互相等待，使各進程按照一定的順序執行的過程。
沒事可以多看看黑馬程序員官網的免費視頻，這些問題一套基礎視頻都可以解決。
H. 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;
};
I. 什麼是進程的互斥為什麼會有進程的互斥要求
兩個或兩個以上的進程,不能同時進入關於同一組共享變數的臨界區域,否則可能發生與時間有關的錯誤,這種現象被稱作進程互斥. 在多道程序環境下，存在著臨界資源，它是指多進程存在時必須互斥訪問的資源。也就是某一時刻不允許多個進程同時訪問，只能單個進程的訪問。我們把這些程序的片段稱作臨界區或臨界段，它存在的目的是有效的防止競爭條件又能保證最大化使用共享數據。而這些並發進程必須有好的解決方案，才能防止出現以下情況：多個進程同時處於臨界區，臨界區外的進程阻塞其他的進程，有些進程在臨界區外無休止的等待。除此以外，這些方案還不能對CPU的速度和數目做出任何的假設。只有滿足了這些條件，才是一個好的解決方案。 訪問臨界資源的循環進程可以這樣來描述： Repeat entry section Critical sections; exit section Remainder sectioni; Until false 編輯本段實現進程互斥為實現進程互斥，可以利用軟體的方法，也可以在系統中設置專門的同步機制來協調多個進程，但是所有的同步機制應該遵循四大准則： 1.空閑讓進 當臨界資源處於空閑狀態，允許一個請求進入臨界區的進程立即進入臨界區，從 而有效的利用資源。 2.忙則等待 已經有進程進入臨界區時，意味著相應的臨界資源正在被訪問，所以其他准備進 入臨界區的進程必須等待，來保證多進程互斥。 3.有限等待 對要求訪問臨界資源的進程，應該保證該進程能在有效的時間內進入臨界區，防 止死等狀態。 4.讓權等待 當進程不能進入臨界區，應該立即釋放處理機，防止進程忙等待。 早期解決進程互斥問題有軟體的方法和硬體的方法，如：嚴格輪換法，Peterson的解決方案，TSL指令，Swap指令都可以實現進程的互斥，不過它們都有一定的缺陷，這里就不一一詳細說明，而後來Dijkstra提出的信號量機制則更好的解決了互斥問題。 解決進程互斥還有管程，進程消息通信等方式. 希望可以解決你的疑惑！