❶ 如何实现linux下多线程之间的互斥与同步
Linux设备驱动中必须解决的一个问题是多个进程对共享资源的并发访问，并发访问会导致竞态，linux提供了多种解决竞态问题的方式，这些方式适合不同的应用场景。
Linux内核是多进程、多线程的操作系统，它提供了相当完整的内核同步方法。内核同步方法列表如下：
中断屏蔽
原子操作
自旋锁
读写自旋锁
顺序锁
信号量
读写信号量
BKL（大内核锁）
Seq锁
一、并发与竞态：
定义：
并发（concurrency）指的是多个执行单元同时、并行被执行，而并发的执行单元对共享资源（硬件资源和软件上的全局变量、静态变量等）的访问则很容易导致竞态（race conditions）。
在linux中，主要的竞态发生在如下几种情况：
1、对称多处理器（SMP）多个CPU
特点是多个CPU使用共同的系统总线，因此可访问共同的外设和存储器。
2、单CPU内进程与抢占它的进程
3、中断（硬中断、软中断、Tasklet、底半部）与进程之间
只要并发的多个执行单元存在对共享资源的访问，竞态就有可能发生。
如果中断处理程序访问进程正在访问的资源，则竞态也会会发生。
多个中断之间本身也可能引起并发而导致竞态（中断被更高优先级的中断打断）。
解决竞态问题的途径是保证对共享资源的互斥访问，所谓互斥访问就是指一个执行单元在访问共享资源的时候，其他的执行单元都被禁止访问。
访问共享资源的代码区域被称为临界区，临界区需要以某种互斥机制加以保护，中断屏蔽，原子操作，自旋锁，和信号量都是linux设备驱动中可采用的互斥途径。
临界区和竞争条件：
所谓临界区（critical regions）就是访问和操作共享数据的代码段，为了避免在临界区中并发访问，编程者必须保证这些代码原子地执行——也就是说，代码在执行结束前不可被打断，就如同整个临界区是一个不可分割的指令一样，如果两个执行线程有可能处于同一个临界区中，那么就是程序包含一个bug，如果这种情况发生了，我们就称之为竞争条件（race conditions），避免并发和防止竞争条件被称为同步。
死锁：
死锁的产生需要一定条件：要有一个或多个执行线程和一个或多个资源，每个线程都在等待其中的一个资源，但所有的资源都已经被占用了，所有线程都在相互等待，但它们永远不会释放已经占有的资源，于是任何线程都无法继续，这便意味着死锁的发生。
二、中断屏蔽
在单CPU范围内避免竞态的一种简单方法是在进入临界区之前屏蔽系统的中断。
由于linux内核的进程调度等操作都依赖中断来实现，内核抢占进程之间的并发也就得以避免了。
中断屏蔽的使用方法：
local_irq_disable()//屏蔽中断
//临界区
local_irq_enable()//开中断
特点：
由于linux系统的异步IO，进程调度等很多重要操作都依赖于中断，在屏蔽中断期间所有的中断都无法得到处理，因此长时间的屏蔽是很危险的，有可能造成数据丢失甚至系统崩溃，这就要求在屏蔽中断之后，当前的内核执行路径应当尽快地执行完临界区的代码。
中断屏蔽只能禁止本CPU内的中断，因此，并不能解决多CPU引发的竞态，所以单独使用中断屏蔽并不是一个值得推荐的避免竞态的方法，它一般和自旋锁配合使用。
三、原子操作
定义：原子操作指的是在执行过程中不会被别的代码路径所中断的操作。
（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够被分割的指令）
（它保证指令以“原子”的方式执行而不能被打断）
原子操作是不可分割的，在执行完毕不会被任何其它任务或事件中断。在单处理器系统(UniProcessor)中，能够在单条指令中完成的操作都可以认为是" 原子操作"，因为中断只能发生于指令之间。这也是某些CPU指令系统中引入了test_and_set、test_and_clear等指令用于临界资源互斥的原因。但是，在对称多处理器(Symmetric Multi-Processor)结构中就不同了，由于系统中有多个处理器在独立地运行，即使能在单条指令中完成的操作也有可能受到干扰。我们以decl (递减指令)为例，这是一个典型的"读－改－写"过程，涉及两次内存访问。
通俗理解：
原子操作，顾名思义，就是说像原子一样不可再细分。一个操作是原子操作，意思就是说这个操作是以原子的方式被执行，要一口气执行完，执行过程不能够被OS的其他行为打断，是一个整体的过程，在其执行过程中，OS的其它行为是插不进来的。
分类：linux内核提供了一系列函数来实现内核中的原子操作，分为整型原子操作和位原子操作，共同点是：在任何情况下操作都是原子的，内核代码可以安全的调用它们而不被打断。
原子整数操作：
针对整数的原子操作只能对atomic_t类型的数据进行处理，在这里之所以引入了一个特殊的数据类型，而没有直接使用C语言的int型，主要是出于两个原因：
第一、让原子函数只接受atomic_t类型的操作数，可以确保原子操作只与这种特殊类型数据一起使用，同时，这也确保了该类型的数据不会被传递给其它任何非原子函数；
第二、使用atomic_t类型确保编译器不对相应的值进行访问优化——这点使得原子操作最终接收到正确的内存地址，而不是一个别名，最后就是在不同体系结构上实现原子操作的时候，使用atomic_t可以屏蔽其间的差异。
原子整数操作最常见的用途就是实现计数器。
另一点需要说明原子操作只能保证操作是原子的，要么完成，要么不完成，不会有操作一半的可能，但原子操作并不能保证操作的顺序性，即它不能保证两个操作是按某个顺序完成的。如果要保证原子操作的顺序性，请使用内存屏障指令。
atomic_t和ATOMIC_INIT(i)定义
typedef struct { volatile int counter; } atomic_t;
#define ATOMIC_INIT(i) { (i) }
在你编写代码的时候，能使用原子操作的时候，就尽量不要使用复杂的加锁机制，对多数体系结构来讲，原子操作与更复杂的同步方法相比较，给系统带来的开销小，对高速缓存行的影响也小，但是，对于那些有高性能要求的代码，对多种同步方法进行测试比较，不失为一种明智的作法。
原子位操作：
针对位这一级数据进行操作的函数，是对普通的内存地址进行操作的。它的参数是一个指针和一个位号。
为方便其间，内核还提供了一组与上述操作对应的非原子位函数，非原子位函数与原子位函数的操作完全相同，但是，前者不保证原子性，且其名字前缀多两个下划线。例如，与test_bit()对应的非原子形式是_test_bit()，如果你不需要原子性操作（比如，如果你已经用锁保护了自己的数据），那么这些非原子的位函数相比原子的位函数可能会执行得更快些。
四、自旋锁
自旋锁的引入：
如 果每个临界区都能像增加变量这样简单就好了，可惜现实不是这样，而是临界区可以跨越多个函数，例如：先得从一个数据结果中移出数据，对其进行格式转换和解 析，最后再把它加入到另一个数据结构中，整个执行过程必须是原子的，在数据被更新完毕之前，不能有其他代码读取这些数据，显然，简单的原子操作是无能为力 的（在单处理器系统(UniProcessor)中，能够在单条指令中完成的操作都可以认为是" 原子操作"，因为中断只能发生于指令之间），这就需要使用更为复杂的同步方法——锁来提供保护。
自旋锁的介绍：
Linux内核中最常见的锁是自旋锁（spin lock），自旋锁最多只能被一个可执行线程持有，如果一个执行线程试图获得一个被争用（已经被持有）的自旋锁，那么该线程就会一直进行忙循环—旋转—等待锁重新可用，要是锁未被争用，请求锁的执行线程便能立刻得到它，继续执行，在任意时间，自旋锁都可以防止多于一个的执行线程同时进入理解区，注意同一个锁可以用在多个位置—例如，对于给定数据的所有访问都可以得到保护和同步。
一个被争用的自旋锁使得请求它的线程在等待锁重新可用时自旋（特别浪费处理器时间），所以自旋锁不应该被长时间持有，事实上，这点正是使用自旋锁的初衷，在短期间内进行轻量级加锁，还可以采取另外的方式来处理对锁的争用：让请求线程睡眠，直到锁重新可用时再唤醒它，这样处理器就不必循环等待，可以去执行其他代码，这也会带来一定的开销——这里有两次明显的上下文切换， 被阻塞的线程要换出和换入。因此，持有自旋锁的时间最好小于完成两次上下文切换的耗时，当然我们大多数人不会无聊到去测量上下文切换的耗时，所以我们让持 有自旋锁的时间应尽可能的短就可以了，信号量可以提供上述第二种机制，它使得在发生争用时，等待的线程能投入睡眠，而不是旋转。
自旋锁可以使用在中断处理程序中（此处不能使用信号量，因为它们会导致睡眠），在中断处理程序中使用自旋锁时，一定要在获取锁之前，首先禁止本地中断（在 当前处理器上的中断请求），否则，中断处理程序就会打断正持有锁的内核代码，有可能会试图去争用这个已经持有的自旋锁，这样以来，中断处理程序就会自旋， 等待该锁重新可用，但是锁的持有者在这个中断处理程序执行完毕前不可能运行，这正是我们在前一章节中提到的双重请求死锁，注意，需要关闭的只是当前处理器上的中断，如果中断发生在不同的处理器上，即使中断处理程序在同一锁上自旋，也不会妨碍锁的持有者（在不同处理器上）最终释放锁。
自旋锁的简单理解：
理解自旋锁最简单的方法是把它作为一个变量看待，该变量把一个临界区或者标记为“我当前正在运行，请稍等一会”或者标记为“我当前不在运行，可以被使用”。如果A执行单元首先进入例程，它将持有自旋锁，当B执行单元试图进入同一个例程时，将获知自旋锁已被持有，需等到A执行单元释放后才能进入。
自旋锁的API函数：
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：
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目录下，比如。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
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中的宏接口，真正的实现在中
#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。
七、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。
八、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;
};
❷ linux原子操作和自旋锁的区别
现代操作系统支持多任务的并发，并发在提高计算资源利用率的同时也带来了资源竞争的问题。例如C语言语句“count++;”在未经编译器优化时生成的汇编代码为。
当操作系统内存在多个进程同时执行这段代码时，就可能带来并发问题。
假设count变量初始值为0。进程1执行完“mov eax, [count]”后，寄存器eax内保存了count的值0。此时，进程2被调度执行，抢占了进程1的CPU的控制权。进程2执行“count++;”的汇编代码，将累加后的count值1写回到内存。然后，进程1再次被调度执行，CPU控制权回到进程1。进程1接着执行，计算count的累加值仍为1，写回到内存。虽然进程1和进程2执行了两次“count++;”操作，但是count实际的内存值为1，而不是2！
单处理器原子操作
解决这个问题的方法是，将“count++;”语句翻译为单指令操作。
Intel x86指令集支持内存操作数的inc操作，这样“count++;”操作可以在一条指令内完成。因为进程的上下文切换是在总是在一条指令执行完成后，所以不会出现上述的并发问题。对于单处理器来说，一条处理器指令就是一个原子操作。
多处理器原子操作
但是在多处理器的环境下，例如SMP架构，这个结论不再成立。我们知道“inc [count]”指令的执行过程分为三步：
1）从内存将count的数据读取到cpu。
2）累加读取的值。
3）将修改的值写回count内存。
这又回到前面并发问题类似的情况，只不过此时并发的主题不再是进程，而是处理器。
Intel x86指令集提供了指令前缀lock用于锁定前端串行总线（FSB），保证了指令执行时不会受到其他处理器的干扰。
使用lock指令前缀后，处理器间对count内存的并发访问（读/写）被禁止，从而保证了指令的原子性。
x86原子操作实现
Linux的源码中x86体系结构原子操作的定义文件为。
linux2.6/include/asm-i386/atomic.h
文件内定义了原子类型atomic_t，其仅有一个字段counter，用于保存32位的数据。
typedef struct { volatile int counter; } atomic_t;
其中原子操作函数atomic_inc完成自加原子操作。
/**
* atomic_inc - increment atomic variable
* @v: pointer of type atomic_t
*
* Atomically increments @v by 1.
*/
static __inline__ void atomic_inc(atomic_t *v)
{
__asm__ __volatile__(
LOCK "incl %0"
:"=m" (v->counter)
:"m" (v->counter));
}
其中LOCK宏的定义为。
#ifdef CONFIG_SMP
#define LOCK "lock ; "
#else
#define LOCK ""
#endif
可见，在对称多处理器架构的情况下，LOCK被解释为指令前缀lock。而对于单处理器架构，LOCK不包含任何内容。
arm原子操作实现
在arm的指令集中，不存在指令前缀lock，那如何完成原子操作呢？
Linux的源码中arm体系结构原子操作的定义文件为。
linux2.6/include/asm-arm/atomic.h
其中自加原子操作由函数atomic_add_return实现。
static inline int atomic_add_return(int i, atomic_t *v)
{
unsigned long tmp;
int result;
__asm__ __volatile__("@ atomic_add_return\n"
"1: ldrex %0, [%2]\n"
" add %0, %0, %3\n"
" strex %1, %0, [%2]\n"
" teq %1, #0\n"
" bne 1b"
: "=&r" (result), "=&r" (tmp)
: "r" (&v->counter), "Ir" (i)
: "cc");
return result;
}
上述嵌入式汇编的实际形式为。
1:
ldrex [result], [v->counter]
add [result], [result], [i]
strex [temp], [result], [v->counter]
teq [temp], #0
bne 1b
ldrex指令将v->counter的值传送到result，并设置全局标记“Exclusive”。
add指令完成“result+i”的操作，并将加法结果保存到result。
strex指令首先检测全局标记“Exclusive”是否存在，如果存在，则将result的值写回counter->v，并将temp置为0，清除“Exclusive”标记，否则直接将temp置为1结束。
teq指令测试temp值是否为0。
bne指令temp不等于0时跳转到标号1，其中字符b表示向后跳转。
整体看来，上述汇编代码一直尝试完成“v->counter+=i”的操作，直到temp为0时结束。
使用ldrex和strex指令对是否可以保证add指令的原子性呢？假设两个进程并发执行“ldrex+add+strex”操作，当进程1执行ldrex后设定了全局标记“Exclusive”。此时切换到进程2，执行ldrex前全局标记“Exclusive”已经设定，ldrex执行后重复设定了该标记。然后执行add和strex指令，完成累加操作。再次切换回进程1，接着执行add指令，当执行strex指令时，由于“Exclusive”标记被进程2清除，因此不执行传送操作，将temp设置为1。后继teq指令测定temp不等于0，则跳转到起始位置重新执行，最终完成累加操作！可见ldrex和strex指令对可以保证进程间的同步。多处理器的情况与此相同，因为arm的原子操作只关心“Exclusive”标记，而不在乎前端串行总线是否加锁。
在ARMv6之前，swp指令就是通过锁定总线的方式完成原子的数据交换，但是影响系统性能。ARMv6之后，一般使用ldrex和strex指令对代替swp指令的功能。
自旋锁中的原子操作
Linux的源码中x86体系结构自旋锁的定义文件为。
linux2.6/include/asm-i386/spinlock.h
其中__raw_spin_lock完成自旋锁的加锁功能
#define __raw_spin_lock_string \
"\n1:\t" \
"lock ; decb %0\n\t" \
"jns 3f\n" \
"2:\t" \
"rep;nop\n\t" \
"cmpb $0,%0\n\t" \
"jle 2b\n\t" \
"jmp 1b\n" \
"3:\n\t"
static inline void __raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock)
{
__asm__ __volatile__(
__raw_spin_lock_string
:"=m" (lock->slock) : : "memory");
}
上述代码的实际汇编形式为。
1：
lock decb [lock->slock]
jns 3
2:
rep nop
cmpb $0, [lock->slock]
jle 2
jmp 1
3:
其中lock->slock字段初始值为1，执行原子操作decb后值为0。符号位为0，执行jns指令跳转到3，完成自旋锁的加锁。
当再次申请自旋锁时，执行原子操作decb后lock->slock值为-1。符号位为1，不执行jns指令。进入标签2，执行一组nop指令后比较lock->slock是否小于等于0，如果小于等于0回到标签2进行循环（自旋）。否则跳转到标签1重新申请自旋锁，直到申请成功。
自旋锁释放时会将lock->slock设置为1，这样保证了其他进程可以获得自旋锁。
信号量中的原子操作
Linux的源码中x86体系结构自旋锁的定义文件为。
linux2.6/include/asm-i386/semaphore.h
信号量的申请操作由函数down实现。
/*
* This is ugly, but we want the default case to fall through.
* "__down_failed" is a special asm handler that calls the C
* routine that actually waits. See arch/i386/kernel/semaphore.c
*/
static inline void down(struct semaphore * sem)
{
might_sleep();
__asm__ __volatile__(
"# atomic down operation\n\t"
LOCK "decl %0\n\t" /* --sem->count */
"js 2f\n"
"1:\n"
LOCK_SECTION_START("")
"2:\tlea %0,%%eax\n\t"
"call __down_failed\n\t"
"jmp 1b\n"
LOCK_SECTION_END
:"=m" (sem->count)
:
:"memory","ax");
}
实际的汇编代码形式为。
lock decl [sem->count]
js 2
1:
<========== another section ==========>
2:
lea [sem->count], eax
call __down_failed
jmp 1
信号量的sem->count一般初始化为一个正整数，申请信号量时执行原子操作decl，将sem->count减1。如果该值减为负数（符号位为1）则跳转到另一个段内的标签2，否则申请信号量成功。
标签2被编译到另一个段内，进入标签2后，执行lea指令取出sem->count的地址，放到eax寄存器作为参数，然后调用函数__down_failed表示信号量申请失败，进程加入等待队列。最后跳回标签1结束信号量申请。
信号量的释放操作由函数up实现。
/*
* Note! This is subtle. We jump to wake people up only if
* the semaphore was negative (== somebody was waiting on it).
* The default case (no contention) will result in NO
* jumps for both down() and up().
*/
static inline void up(struct semaphore * sem)
{
__asm__ __volatile__(
"# atomic up operation\n\t"
LOCK "incl %0\n\t" /* ++sem->count */
"jle 2f\n"
"1:\n"
LOCK_SECTION_START("")
"2:\tlea %0,%%eax\n\t"
"call __up_wakeup\n\t"
"jmp 1b\n"
LOCK_SECTION_END
".subsection 0\n"
:"=m" (sem->count)
:
:"memory","ax");
}
实际的汇编代码形式为。
lock incl sem->count
jle 2
1:
<========== another section ==========>
2:
lea [sem->count], eax
call __up_wakeup
jmp 1
释放信号量时执行原子操作incl将sem->count加1，如果该值小于等于0，则说明等待队列有阻塞的进程需要唤醒，跳转到标签2，否则信号量释放成功。
标签2被编译到另一个段内，进入标签2后，执行lea指令取出sem->count的地址，放到eax寄存器作为参数，然后调用函数__up_wakeup唤醒等待队列的进程。最后跳回标签1结束信号量释放。
❸ Linux自旋锁的使用
自旋锁（Spin Lock）是一种典型的对临界资源进行互斥访问的手段，其名称来源于它的工作方式。为了获得一个自旋锁，在某CPU上运行的代码需先执行一个原子操作，该操作测试并设置（Test-AndSet）某个内存变量。由于它是原子操作，所以在该操作完成之前其他执行单元不可能访问这个内存变量。如果测试结果表明锁已经空闲，则程序获得这个自旋锁并继续执行；如果测试结果表明锁仍被占用，程序将在一个小的循环内重复这个“测试并设置”操作，即进行所谓的“自旋”，通俗地说就是“在原地打转”。当自旋锁的持有者通过重置该变量释放这个自旋锁后，某个等待的“测试并设置”操作向其调用者报告锁已释放。理解自旋锁最简单的方法是把它作为一个变量看待，该变量把一个临界区标记为“我当前在运行，请稍等一会”或者标记为“我当前不在运行，可以被使用。如果A执行单元首先进入例程，它将持有自旋锁；当B执行单元试图进入同一个例程时，将获知自旋锁已被持有，需等到A执行单元释放后才能进入。在ARM体系结构下，自旋锁的实现借用了ldrex指令、strex指令、ARM处理器内存屏障指令dmb和dsb、wfe指令和sev指令，这类似于代码清单7.1的逻辑。可以说既要保证排他性，也要处理好内存屏障。
自旋锁主要针对SMP或单CPU但内核可抢占的情况，对于单CPU和内核不支持抢占的系统，自旋锁退化为空操作。在单CPU和内核可抢占的系统中，自旋锁持有期间中内核的抢占将被禁止。由于内核可抢占的单CPU系统的行为实际上很类似于SMP系统，因此，在这样的单CPU系统中使用自旋锁仍十分必要。另外，在多核SMP的情况下，任何一个核拿到了自旋锁，该核上的抢占调度也暂时禁止了，但是没有禁止另外一个核的抢占调度。尽管用了自旋锁可以保证临界区不受别的CPU和本CPU内的抢占进程打扰，但是得到锁的代码路径在执行临界区的时候，还可能受到中断和底半部的影响。为了防止这种影响，就需要用到自旋锁的衍生。
❹ linux自旋锁使用时需要注意的几个地方
1、在内核多线程编程时，为了保护共享资源通常需要使用锁，而使用的比较多的就是spinlock，但需要注意的是：所有临界区代码都需要加锁保护，否则就达不到保护效果。也就是，访问共享资源的多个线程需要协同工作共同加锁才能保证不出错。在实际写代码时，有时候会网掉这一点，以致出现各种稀奇古怪的问题，而且很难找到原因。
2、在出现两个和多个自旋锁的嵌套使用时，务必注意加锁和解锁的顺序。
比如：在线程1中，spinlock A -> spinlock B -> spin unlock B -> spin unlock A ；那么，在需要同步的线程2中，若需要加相同的锁，则顺序也应该保持相同，spinlock A -> spinlock B -> spin unlock B -> spin unlock A ；否则，很有可能出现死锁。
3、spinlock保护的代码执行时间要尽量短，若有for循环之类的代码，则一定要确保循环可以在短时间可以退出，从而使得spinlock可以释放。
4、spinlock所保护的代码在执行过程中不能睡眠。比如，在spinlock和spinunlock之间不能调用kmalloc, _from_user,kthread_stop等调用，因为这些函数调用均有可能导致线程睡眠。
5、spinlock在实际使用时有如下几种类型，spin_lock，spin_lock_bh，spin_lock_irqsave。在具体使用时，需要根据被保护临界区锁处的上下文选择合适的spinlock类型。
spin_lock用于不同cpu线程间同步，spin_lock_bh和spin_lock_irqsave主要用于本cpu线程间的同步，前者关软中断，后者关硬中断。
❺ 如何使用spinlock要哪个头文件
在kernel2.4.20下面：
include <linux/spinlock.h>
spinlock_t mysiglock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;
unsigned int flags;
然后：
spin_lock_irqsave(&mysiglock,flags);
spin_unlock_irqrestore(&mysiglock,flags);
可以编译，但连接的时候kernel.o时说：
undefined reference to 'local_irq_save'
❻ Linux中自旋锁是什么
自旋锁（Spin Lock）是一种典型的对临界资源进行互斥访问的手段，其名称来源于它的工作方式。为了获得一个自旋锁，在某CPU上运行的代码需先执行一个原子操作，该操作测试并设置（Test-AndSet）某个内存变量。由于它是原子操作，所以在该操作完成之前其他执行单元不可能访问这个内存变量。如果测试结果表明锁已经空闲，则程序获得这个自旋锁并继续执行；如果测试结果表明锁仍被占用，程序将在一个小的循环内重复这个“测试并设置”操作，即进行所谓的“自旋”，通俗地说就是“在原地打转”。当自旋锁的持有者通过重置该变量释放这个自旋锁后，某个等待的“测试并设置”操作向其调用者报告锁已释放。理解自旋锁最简单的方法是把它作为一个变量看待，该变量把一个临界区标记为“我当前在运行，请稍等一会”或者标记为“我当前不在运行，可以被使用。如果A执行单元首先进入例程，它将持有自旋锁；当B执行单元试图进入同一个例程时，将获知自旋锁已被持有，需等到A执行单元释放后才能进入。在ARM体系结构下，自旋锁的实现借用了ldrex指令、strex指令、ARM处理器内存屏障指令dmb和dsb、wfe指令和sev指令，这类似于代码清单7.1的逻辑。可以说既要保证排他性，也要处理好内存屏障。自旋锁主要针对SMP或单CPU但内核可抢占的情况，对于单CPU和内核不支持抢占的系统，自旋锁退化为空操作。在单CPU和内核可抢占的系统中，自旋锁持有期间中内核的抢占将被禁止。由于内核可抢占的单CPU系统的行为实际上很类似于SMP系统，因此，在这样的单CPU系统中使用自旋锁仍十分必要。另外，在多核SMP的情况下，任何一个核拿到了自旋锁，该核上的抢占调度也暂时禁止了，但是没有禁止另外一个核的抢占调度。尽管用了自旋锁可以保证临界区不受别的CPU和本CPU内的抢占进程打扰，但是得到锁的代码路径在执行临界区的时候，还可能受到中断和底半部的影响。为了防止这种影响，就需要用到自旋锁的衍生。