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
- 禁止搶佔
- 順序和屏障
- 總結
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：
- 原子整數操作，有32位和64位。頭文件分別爲<asm/atomic.h>和<asm/atomic64.h>
- 原子位操作。頭文件 <asm/bitops.h>
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
2. 自旋鎖
原子操作只能用於臨界區只有一個變量的情況，實際應用中，臨界區的情況要複雜的多。
對於複雜的臨界區，linux內核中也提供了多種同步方法，自旋鎖就是其中一種。
自旋鎖的特點就是當一個線程獲取了鎖之後，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。
由於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於能很快處理完的臨界區。
自旋鎖的實現與體系結構有關，所以相應的頭文件 <asm/spinlock.h> 位於相關體系結構的代碼中。
自旋鎖使用時有2點需要注意：
- 自旋鎖是不可遞歸的，遞歸的請求同一個自旋鎖會自己鎖死自己。
- 線程獲取自旋鎖之前，要禁止當前處理器上的中斷。（防止獲取鎖的線程和中斷形成競爭條件）
比如：當前線程獲取自旋鎖後，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，
於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後再執行臨界區和釋放鎖的代碼。
中斷處理下半部的操作中使用自旋鎖尤其需要小心：
- 下半部處理和進程上下文共享數據時，由於下半部的處理可以搶佔進程上下文的代碼，
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。 - 中斷處理程序（上半部）和下半部處理共享數據時，由於中斷處理（上半部）可以搶佔下半部的執行，
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。 - 同一種tasklet不能同時運行，所以同類tasklet中的共享數據不需要保護。
- 不同類tasklet中共享數據時，其中一個tasklet獲得鎖後，不用禁止其他tasklet的執行，因爲同一個處理器上不會有tasklet相互搶佔的情況
- 同類型或者非同類型的軟中斷在共享數據時，也不用禁止下半部，因爲同一個處理器上不會有軟中斷互相搶佔的情況
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() | 禁止本地中斷並獲取指定的鎖 |
| spin_lock_irqsave() | 保存本地中斷的當前狀態，禁止本地中斷，並獲取指定的鎖 |
| spin_unlock() | 釋放指定的鎖 |
| spin_unlock_irq() | 釋放指定的鎖，並激活本地中斷 |
| spin_unlock_irqstore() | 釋放指定的鎖，並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 |
3. 讀寫自旋鎖
- 讀寫自旋鎖除了和普通自旋鎖一樣有自旋特性以外，還有以下特點：
讀鎖之間是共享的
即一個線程持有了讀鎖之後，其他線程也可以以讀的方式持有這個鎖 - 寫鎖之間是互斥的
即一個線程持有了寫鎖之後，其他線程不能以讀或者寫的方式持有這個鎖 - 讀寫鎖之間是互斥的
即一個線程持有了讀鎖之後，其他線程不能以寫的方式持有這個鎖
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，由於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後繼續下面的代碼。 * 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() | 禁止本地中斷並獲得指定讀鎖 |
| read_lock_irqsave() | 存儲本地中斷的當前狀態，禁止本地中斷並獲得指定讀鎖 |
| read_unlock() | 釋放指定的讀鎖 |
| read_unlock_irq() | 釋放指定的讀鎖並激活本地中斷 |
| read_unlock_irqrestore() | 釋放指定的讀鎖並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() | 禁止本地中斷並獲得指定寫鎖 |
| write_lock_irqsave() | 存儲本地中斷的當前狀態，禁止本地中斷並獲得指定寫鎖 |
| write_unlock() | 釋放指定的寫鎖 |
| write_unlock_irq() | 釋放指定的寫鎖並激活本地中斷 |
| write_unlock_irqrestore() | 釋放指定的寫鎖並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 |
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，纔會喚醒睡眠的線程，進入臨界區執行。
由於使用信號量時，線程會睡眠，所以等待的過程不會佔用CPU時間。所以信號量適用於等待時間較長的臨界區。
信號量消耗的CPU時間的地方在於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，那麼可以考慮使用自旋鎖。
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。信號量爲1時，表示臨界區可用，信號量爲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，區別在於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爲0時，會進入睡眠，信號量可用時再被喚醒。
計數信號量有個計數值，比如計數值爲5，表示同時可以有5個線程訪問臨界區。
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：
/* 定義並聲明一個信號量，名字爲mr_sem，用於信號量計數 */ 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，線程狀態爲 TASK_INTERRUPTIBLE */ down_interruptible(&mr_sem); /* 這裏也可以用： * down(&mr_sem); * 這個方法把線程狀態置爲 TASK_UNINTERRUPTIBLE 後睡眠 */ /* 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，因爲以 TASK_UNINTERRUPTIBLE 方式睡眠無法被信號喚醒。
對於 TASK_INTERRUPTIBLE 和 TASK_UNINTERRUPTIBLE 補充說明一下：
- TASK_INTERRUPTIBLE - 可打斷睡眠，可以接受信號並被喚醒，也可以在等待條件全部達成後被顯式喚醒(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後被顯式喚醒(比如wake_up()函數)。
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（初始爲加鎖狀態） |
| 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 |
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。
5. 讀寫信號量
讀寫信號量和信號量之間的關係 與 讀寫自旋鎖和普通自旋鎖之間的關係 差不多。
讀寫信號量都是二值信號量，即計數值最大爲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，最多隻有一個寫者，但可以有多個讀者。
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。
6. 互斥體
互斥體也是一種可以睡眠的鎖，相當於二值信號量，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：
- mutex的計數值只能爲1，也就是最多隻允許一個線程訪問臨界區
- 在同一個上下文中上鎖和解鎖
- 不能遞歸的上鎖和解鎖
- 持有個mutex時，進程不能退出
- mutex不能在中斷或者下半部中使用，也就是mutex只能在進程上下文中使用
- mutex只能通過官方API來管理，不能自己寫代碼操作它
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儘量優先使用互斥體。
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 |
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 *) | 爲指定的mutex上鎖，如果鎖不可用則睡眠 |
| mutex_unlock(struct mutex *) | 爲指定的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 |
7. 完成變量
完成變量的機制類似於信號量，
比如一個線程A進入臨界區之後，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後，使用完成變量來喚醒線程B。
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。
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。
9. 順序鎖
順序鎖爲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，在讀鎖被獲取之後，寫鎖是不能再被獲取的，
也就是說，必須等所有的讀鎖釋放後，才能對臨界區進行寫入操作。
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後都會檢查順序鎖的序列值，如果前後值不符，則說明在讀的過程中有寫的操作發生，
那麼讀操作會重新執行一次，直至讀前後的序列值是一樣的。
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，所以適用於那些讀者很多，寫者很少，且寫優於讀的場景。
順序鎖的使用例子可以參考：kernel/timer.c和kernel/time/tick-common.c文件
10. 禁止搶佔
其實使用自旋鎖已經可以防止內核搶佔了，但是有時候僅僅需要禁止內核搶佔，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佔的方法了：
|
方法 |
描述 |
| preempt_disable() | 增加搶佔計數值，從而禁止內核搶佔 |
| preempt_enable() | 減少搶佔計算，並當該值降爲0時檢查和執行被掛起的需調度的任務 |
| preempt_enable_no_resched() | 激活內核搶佔但不再檢查任何被掛起的需調度的任務 |
| preempt_count() | 返回搶佔計數 |
這裏的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。
禁止搶佔的頭文件參見：<linux/preempt.h>
11. 順序和屏障
對於一段代碼，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，這沒有什麼問題，但是在併發條件下，可能會出現取得的值與預期不一致的情況
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); }
由於編譯器或者處理器的優化，線程A中的賦值順序可能是b先賦值後，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，那麼線程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要麼不打印內容，如果打印的話，a的值應該是5。
在某些併發情況下，爲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係的載入動作重排序 |
| 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 |
爲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，那麼線程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。
瞭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。
同步的目的就是爲了保障數據的安全，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。
