正点原子嵌入式linux驱动开发——Linux并发与竞争
Linux是一个多任务操作系统，肯定会存在多个任务共同操作同一段内存或者设备的情况，多个任务甚至中断都能访问的资源叫做共享资源。在驱动开发中要注意对共享资源的保护，也就是要处理对共享资源的并发访问。在Linux驱动编写过程中对于并发控制的管理非常重要，本章就来学习一下如何在Linux驱动中处理并发。
并发与竞争
并发与竞争简介
并发就是多个“用户”同时访问同一个共享资源。Linux系统是个多任务操作系统，会存在多个任务同时访问同一片内存区域，这些任务可能会相互覆盖这段内存中的数据，造成内存数据混乱。针对这个问题必须要做处理，严重的话可能会导致系统崩溃。现在的Linux系统并发产生的原因很复杂，总结一下有下面几个主要原因：
- 多线程并发访问：Linux是多任务(线程)的系统，所以多线程访问是最基本的原因。
- 抢占式并发访问，从2.6版本内核开始，Linux内核支持抢占，也就是说调度程序可以在任意时刻抢占正在运行的线程，从而运行其他的线程。
- 中断程序并发访问。
- SMP(多核)核间并发访问，现在ARM架构的多核SOC很常见，多核CPU存在核间并发访问。
并发访问带来的问题就是竞争，临界区就是共享数据段，对于临界区必须保证一次只有一个线程访问，也就是要保证临界区是原子访问的，原子访问就表示这一个访问是一个步骤，不能再进行拆分。如果多个线程同时操作临界区就表示存在竞争，在编写驱动的时候一定要注意避免并发和防止竞争访问。一般在编写驱动的时候就要考虑到并发与竞争，而不是驱动都编写完了然后再处理并发与竞争。
保护内容
前面一直说要防止并发访问共享资源，换句话说就是要保护共享资源，防止进行并发访问。那么问题来了，什么是共享资源？也就是保护的内容是什么？保护的不是代码，而是数据！某个线程的局部变量不需要保护，要保护的是多个线程都会访问的共享数据。找到要保护的数据才是重点，而这个也是难点，因为驱动程序各不相同，那么数据也千变万化，一般像全局变量，设备结构体这些肯定是要保护的，至于其他的数据就要根据实际的驱动程序而定了。
当发现驱动程序中存在并发和竞争的时候一定要处理掉，接下来依次来学习一下Linux内核提供的几种并发和竞争的处理方法。
原子操作
原子操作就是指不能再进一步分割的操作，一般原子操作用于变量或者位操作。假如现在要对无符号整形变量a赋值，值为3，用C语言实现很简单，但是C语言要先编译为成汇编指令，ARM架构不支持直接对寄存器(内存)进行读写操作，要借助寄存器R0、R1等来完成赋值操作。假设变量a的地址为0X3000000，“a=3”这一行C语言可能会被编译为如下所示的汇编代码：
示例代码27.2.1.1 汇编示例代码
1 ldr r0, =0X30000000 /* 变量a地址 */
2 ldr r1, = 3 /* 要写入的值 */
3 str r1, [r0] /* 将3写入到a变量中 */
示例代码27.2.1.1只是一个简单的举例说明，实际的结果要比示例代码复杂的多。从上述代码可以看出， C语言里面简简单单的一句“a=3”，编译成汇编文件以后变成了3句，那么程序在执行的时候肯定是按照示例代码27.2.1.1中的汇编语句一条一条的执行。假设现在线程A要向a变量写入10这个值，而线程 B也要向a变量写入20这个值，理想中的执行顺序如下图所示：
按照上图流程，确实可以实现线程A将a变量设置为10，线程B将a变量设置为20。但是实际上的执行流程可能如下图所示：
按照上图所示的流程，线程A最终将变量a设置为了20，而并不是要求的10！线程B没有问题。这就是一个最简单的设置变量值的并发与竞争的例子，要解决这个问题就要保证示例代码27.2.1.1中的三行汇编指令作为一个整体运行，也就是作为一个原子存在。Linux内核提供了一组原子操作API函数来完成此功能，Linux内核提供了两组原子操作API函数，一组是对整形变量进行操作的，一组是对位进行操作的。
原子整形操作API函数
Linux内核定义了叫做atomic_t的结构体来完成整形数据的原子操作，在使用中用原子变量来代替整形变量，此结构体定义在include/linux/types.h文件中，定义如下：
示例代码27.2.2.1 atomic_t 结构体
171 typedef struct {
172 int counter;
173 } atomic_t;
如果要使用原子操作API函数，首先要先定义一个atomic_t的变量，如下所示：
atomic_t a; //定义a
也可以在定义原子变量的时候给原子变量赋初值，如下所示：
atomic_t b = ATOMIC_INIT(0); //定义原子变量b并赋初值为0
可以通过宏ATOMIC_INIT向原子变量赋初值。
原子变量有了，接下来就是对原子变量进行操作，比如读、写、增加、减少等等，Linux内核提供了大量的原子操作API函数，如下图所示：
Cortex-A7是32位的架构，所以就只需要用上图所示的32位原子操作函数即可。原子变量和相应API的使用可以参考下例：
示例代码27.2.2.2 原子变量和API函数使用
atomic_t v = ATOMIC_INIT(0); /* 定义并初始化原子变零v=0 */
atomic_set(&v, 10); /* 设置v=10 */
atomic_read(&v); /* 读取v的值，肯定是10 */
atomic_inc(&v); /* v的值加1，v=11 */
原子位操作API函数
位操作也是很常用的操作，Linux内核也提供了一系列的原子位操作API函数，只不过原子位操作不像原子整形变量那样有个atomic_t的数据结构，原子位操作是直接对内存进行操作，API函数如下图所示：
自旋锁
自旋锁简介
原子操作只能对整形变量或者位进行保护，但是，在实际的使用环境中不可能只有整形变量或位这么简单的临界区。举个最简单的例子，设备结构体变量就不是整型变量，对于结构体中成员变量的操作也要保证原子性，在线程A对结构体变量使用期间，应该禁止其他的线程来访问此结构体变量，这些工作原子操作都不能胜任，需要本节要讲的锁机制，在Linux内核中就是自旋锁。
当一个线程要访问某个共享资源的时候首先要先获取相应的锁，锁只能被一个线程持有，只要此线程不释放持有的锁，那么其他的线程就不能获取此锁。对于自旋锁而言，如果自旋锁正在被线程A持有，线程B想要获取自旋锁，那么线程B就会处于忙循环-旋转-等待状态，线程B不会进入休眠状态或者说去做其他的处理，而是会一直等待锁可用。
自旋锁的“自旋”也就是“原地打转”的意思，“原地打转”的目的是为了等待自旋锁可以用，可以访问共享资源。把自旋锁比作一个变量a，变量a=1的时候表示共享资源可用，当a=0的时候表示共享资源不可用。现在线程A要访问共享资源，发现a=0(自旋锁被其他线程持有)那么线程A就会不断的查询a的值，直到a=1。从这里可以看到自旋锁的一个缺点：等待自旋锁的线程会一直处于自旋状态，这样会浪费处理器时间，降低系统性能，所以自旋锁的持有时间不能太长。自旋锁适用于短时期的轻量级加锁，如果遇到需要长时间持有锁的场景那就需要换其他的方法了。
Linux内核使用了结构体spinlock_t表示自旋锁，结构体定义如下;
示例代码27.3.1.1 spinlock_t结构体
61 typedef struct spinlock {
62 union {
63 struct raw_spinlock rlock;
64
65 #ifdef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC
66 # define LOCK_PADSIZE (offsetof(struct raw_spinlock, dep_map))
67 struct {
68 u8 __padding[LOCK_PADSIZE];
69 struct lockdep_map dep_map;
70 };
71 #endif
72 };
73 } spinlock_t;
在使用自旋锁之前，肯定要先定义一个自旋锁变量，定义方法如下所示：
| spinlock_t lock; //定义自旋锁 |
定义好自旋锁变量以后就可以使用相应的API函数来操作自旋锁。
自旋锁API函数
最基本的自旋锁API函数如下图所示：
上图中的自旋锁API函数适用于SMP或支持抢占的单CPU下线程之间的并发访问，也就是用于线程与线程之间，被自旋锁保护的临界区一定不能调用任何能够引起睡眠和阻塞的API函数，否则的话会可能会导致死锁现象的发生。自旋锁会自动禁止抢占，也就说当线程A得到锁以后会暂时禁止内核抢占。如果线程A在持有锁期间进入了休眠状态，那么线程A会自动放弃CPU使用权。线程B开始运行，线程B也想要获取锁，但是此时锁被A线程持有，而且内核抢占还被禁止了！线程B无法被调度出去，那么线程A就无法运行，锁也就无法释放，死锁发生了！
上图中的API函数用于线程之间的并发访问，如果此时中断也要插一脚，中断也想访问共享资源，那该怎么办呢？首先可以肯定的是，中断里面可以使用自旋锁，但是在中断里面使用自旋锁的时候，在获取锁之前一定要先禁止本地中断(也就是本CPU中断，对于多核SOC来说会有多个CPU核)，否则可能导致锁死现象的发生，下图所示：
上图中，线程A先运行，并且获取到了lock这个锁，当线程A运行functionA函数的时候中断发生了，中断抢走了CPU使用权。右边的中断服务函数也要获取lock这个锁，但是这个锁被线程A占有着，中断就会一直自旋，等待锁有效。但是在中断服务函数执行完之前，线程A是不可能执行的，死锁发生！
最好的解决方法就是获取锁之前关闭本地中断，Linux内核提供了相应的API函数，如下图所示：
使用spin_lock_irq/spin_unlock_irq的时候需要用户能够确定加锁之前的中断状态，但实际上内核很庞大，运行也是“千变万化”，很难确定某个时刻的中断状态，因此不推荐使用spin_lock_irq/spin_unlock_irq。建议使用spin_lock_irqsave/ spin_unlock_irqrestore，因为这一组函数会保存中断状态，在释放锁的时候会恢复中断状态。一般在线程中使用spin_lock_irqsave/ spin_unlock_irqrestore，在中断中使用spin_lock/spin_unlock，示例代码如下所示：
示例代码27.3.2.1 自旋锁使用示例
1 DEFINE_SPINLOCK(lock) /* 定义并初始化一个锁 */
2
3 /* 线程A */
4 void functionA (){
5 unsigned long flags; /* 中断状态 */
6 spin_lock_irqsave(&lock, flags) /* 获取锁 */
7 /* 临界区 */
8 spin_unlock_irqrestore(&lock, flags) /* 释放锁 */
9 }
10
11 /* 中断服务函数 */
12 void irq() {
13 spin_lock(&lock) /* 获取锁 */
14 /* 临界区 */
15 spin_unlock(&lock) /* 释放锁 */
16 }
下半部(BH)也会竞争共享资源，有些资料也会将下半部叫做底半部。关于下半部后面会讲解，如果要在下半部里面使用自旋锁，可以使用下图中的API函数：
其他类型的锁
在自旋锁的基础上还衍生出了其他特定场合使用的锁，这些锁在驱动中其实用的不多，更多的是在Linux内核中使用，本节简单来了解一下这些衍生出来的锁。
读写自旋锁
某个数据结构，读和写不能同时进行，但是可以多人并发的读取。当某个数据结构符合读/写或生产者/消费者模型的时候就可以使用读写自旋锁。
读写自旋锁为读和写操作提供了不同的锁，一次只能允许一个写操作，也就是只能一个线程持有写锁，而且不能进行读操作。但是当没有写操作的时候允许一个或多个线程持有读锁，可以进行并发的读操作。Linux内核使用rwlock_t结构体表示读写锁，结构体定义如下(删除了条件编译)：
示例代码27.3.3.1 rwlock_t结构体
typedef struct {
arch_rwlock_t raw_lock;
} rwlock_t;
读写锁操作API函数分为两部分，一个是给读使用的，一个是给写使用的，这些API函数如下图所示：
顺序锁
顺序锁在读写锁的基础上衍生而来的，使用读写锁的时候读操作和写操作不能同时进行。使用顺序锁的话可以允许在写的时候进行读操作，也就是实现同时读写，但是不允许同时进行并发的写操作。虽然顺序锁的读和写操作可以同时进行，但是如果在读的过程中发生了写操作，最好重新进行读取，保证数据完整性。顺序锁保护的资源不能是指针，因为如果在写操作的时候可能会导致指针无效，而这个时候恰巧有读操作访问指针的话就可能导致意外发生，比如读取野指针导致系统崩溃。Linux内核使用seqlock_t结构体表示顺序锁，结构体定义如下：
示例代码27.3.3.2 seqlock_t结构体
404 typedef struct {
405 struct seqcount seqcount;
406 spinlock_t lock;
407 } seqlock_t;
关于顺序锁的API函数如下图所示;
自旋锁使用注意事项
综合前面关于自旋锁的信息，我们需要在使用自旋锁的时候要注意一下几点：
- 因为在等待自旋锁的时候处于“自旋”状态，因此锁的持有时间不能太长，一定要短，否则的话会降低系统性能。如果临界区比较大，运行时间比较长的话要选择其他的并发处理方式，比如稍后要讲的信号量和互斥体。
- 自旋锁保护的临界区内不能调用任何可能导致线程休眠的API函数，否则的话可能导致死锁。
- 不能递归申请自旋锁，因为一旦通过递归的方式申请一个正在持有的锁，那么就必须“自旋”，等待锁被释放，然而此时正处于“自旋”状态，根本没法释放锁。结果就是自己把自己锁死了！
- 在编写驱动程序的时候必须考虑到驱动的可移植性，因此不管用的是单核的还是多核的SOC，都将其当做多核SOC来编写驱动程序。
信号量
信号量简介
Linux内核也提供了信号量机制，信号量常常用于控制对共享资源的访问。
相比于自旋锁，信号量可以使线程进入休眠状态，可以看出，使用信号量会提高处理器的使用效率，毕竟不用一直在那里“自旋”等待。但是，信号量的开销要比自旋锁大，因为信号量使线程进入休眠状态以后会切换线程，切换线程就会有开销。总结一下信号量的特点：
- 因为信号量可以使等待资源线程进入休眠状态，因此适用于那些占用资源比较久的场合。
- 因此信号量不能用于中断中，因为信号量会引起休眠，中断不能休眠。
- 如果共享资源的持有时间比较短，那就不适合使用信号量了，因为频繁的休眠、切换线程引起的开销要远大于信号量带来的那点优势。
信号量有一个信号量值，可以通过信号量来控制访问共享资源的访问数量，信号量控制访问资源的线程数，在初始化的时候将信号量值设置的大于1，那么这个信号量就是计数型信号量，计数型信号量不能用于互斥访问，因为它允许多个线程同时访问共享资源。如果要互斥的访问共享资源那么信号量的值就不能大于1，此时的信号量就是一个二值信号量。
信号量API函数
Linux内核使用semaphore结构体表示信号量，结构体内容如下所示：
示例代码27.4.2.1 semaphore结构体
15 struct semaphore {
16 raw_spinlock_t lock;
17 unsigned int count;
18 struct list_head wait_list;
19 };
要想使用信号量就得先定义，然后初始化信号量。有关信号量的API函数如下图所示：
信号量的使用如下所示：
示例代码27.4.2.2 信号量使用示例
struct semaphore sem; /* 定义信号量 */
sema_init(&sem, 1)； /* 初始化信号量 */
down(&sem); /* 申请信号量 */
/* 临界区 */
up(&sem); /* 释放信号量 */
互斥体
互斥体简介
在FreeRTOS中也有互斥体，将信号量的值设置为1就可以使用信号量进行互斥访问了，虽然可以通过信号量实现互斥，但是Linux提供了一个比信号量更专业的机制来进行互斥，它就是互斥体mutex。互斥访问表示一次只有一个线程可以访问共享资源，不能递归申请互斥体。在编写Linux驱动的时候遇到需要互斥访问的地方建议使用mutex。Linux内核使用mutex结构体表示互斥体，定义如下(省略条件编译部分)：
示例代码27.5.1.1 mutex结构体
struct mutex {
atomic_long_t owner;
spinlock_t wait_lock;
};
在使用mutex之前要先定义一个mutex变量。在使用mutex的时候要注意如下几点：
- mutex可以导致休眠，因此不能在中断中使用mutex，中断中只能使用自旋锁。
- 和信号量一样，mutex保护的临界区可以调用引起阻塞的API函数。
- 因为一次只有一个线程可以持有mutex，因此，必须由mutex的持有者释放mutex。并且mutex不能递归上锁和解锁。
互斥体API函数
有关互斥体的API函数如下图所示：
互斥体的使用如下所示：
示例代码27.5.2.1 互斥体使用示例
1 struct mutex lock; /* 定义一个互斥体 */
2 mutex_init(&lock); /* 初始化互斥体 */
3
4 mutex_lock(&lock); /* 上锁 */
5 /* 临界区 */
6 mutex_unlock(&lock); /* 解锁 */
Linux内核还有很多其他的处理并发和竞争的机制，主要讲解了常用的原子操作、自旋锁、信号量和互斥体。以后在编写Linux驱动的时候就会频繁的使用到这几种机制。
原子操作实验
这里就是在之前的gpioled.c的基础上进行修改，使用原子操作来实现对LED的互斥访问，即一次只能允许一个应用程序使用LED。
实验程序编写
修改设备树文件
这里就是用的LED，之前已经添加过了，所以不需要修改。
LED驱动修改
在gpioled的设备结构体gpioled_dev中，添加了atomic_t结构体变量lock，用来表示原子变量，之后使用static定义一个具象化的gpioled_dev的gpioled，表征led设备。
之后再led_open中，通过atomic_dec_and_test(&gpioled.lock)来判断原子变量的值，进而判断LED是否被别的应用使用，如果返回值<0，证明设备被占用，那就通过atomic_inc(&gpioled.lock)来使得原子变量=0；如果返回值=0为真，说明设备未被占用，设置私有数据private_data。
之后的led_release中，关闭驱动文件的时候通过atomic_inc(&dev->lock)释放原子变量，即将lock+1。
在led_init的初始化中，gpioled.lock通过(atomic_t)ATOMIC_INIT(0)来初始化原子变量，并通过atomic_set设置原子变量初始值为1，这样每次只允许用1个应用使用LED。
编写测试代码
这里与之前的区别，就是在写入数据write之后，会通过while循环模拟占用LED灯25s，这其中每间隔5s会print一次循环次数。
运行测试
编译驱动程序
就是把Makefile的obj-m的值变为atomic.o，然后“make -j8”就可以了。
编译测试APP
可以通过如下命令编译atomicApp.c：
| arm-none-linux-gnueabihf-gcc atomicApp.c -o atomicApp |
运行测试
将编译得到的atomic.ko和atomicApp这两个文件拷贝到rootfs/lib/modules/5.4.31目录中，重启开发板，进入到目录lib/modules/5.4.31中，输入如下命令加载atomic.ko驱动模块：
| depmod //第一次加载驱动的时候需要运行此命令 modprobe atomic.ko //加载驱动 |
加载成功后，可以通过如下命令来运行atomicApp软件，来控制LED：
| ./atomicApp /dev/gpioled 1 & //打开LED灯 |
完成后，红色LED会被点亮，通过会输出如下图所示信息：
此时，可以输入如下命令关闭LED：
| ./atomicApp /dev/gpioled 0 //关闭LED灯 |
输入上述命令后，可以看到如下信息：
从上图可以看出，打开/dev/gpioled失败！原因是在上图中运行的atomicAPP软件正在占用/dev/gpioled，如果再次运行atomicApp软件去操作/dev/gpioled肯定会失败。必须等待上图中的atomicApp运行结束，也就是25s结束以后其他软件才能去操作/dev/gpioled。这个就是采用原子变量实现一次只能有一个应用程序访问LED灯。
如果要卸载驱动的话输入如下命令即可：
| rmmod atomic.ko |
自旋锁实验
上一节使用原子变量实现了一次只能有一个应用程序访问LED灯，本节使用自旋锁来实现此功能。在使用自旋锁之前，先回顾一下自旋锁的使用注意事项：
- 自旋锁保护的临界区要尽可能的短，因此在open函数中申请自旋锁，然后在release函数中释放自旋锁的方法就不可取。可以使用一个变量来表示设备的使用情况，如果设备被使用了那么变量就加1，设备被释放以后变量就减1，只需要使用自旋锁保护这个变量即可。
- 考虑驱动的兼容性，合理的选择API函数。
综上所述，在本节例程中，通过定义一个变量dev_stats表示设备的使用情况，dev_stats为0的时候表示设备没有被使用，dev_stats大于0的时候表示设备被使用。驱动open函数中先判断dev_stats是否为0也就是判断设备是否可用，如果为0的话就使用设备，并且将dev_stats加 1，表示设备被使用了。使用完以后在release函数中将dev_stats减1，表示设备没有被使用了。因此真正实现设备互斥访问的是变量dev_stats，但是要使用自旋锁对dev_stats来做保护。
实验程序编写
修改设备树文件
这里不需要修改。
LED驱动修改
将原来使用atomic的地方换为spinlock即可，其他代码不需要修改。
gpioled_dev中换成spinlock_t lock来表示自旋锁，同时通过int dev_stats表示使用状态。
在led_open中，定义一个unsigned long flags，通过spin_lock_irqsave上锁，然后通过gpioled.dev_stats来判断设备使用情况，如果=1说明被使用了，就通过spin_unlock_irqrestore解锁；否则就直接gpioled.dev_stats++表示被占用，同时使用spin_unlock_irqrestore解锁。
在led_release中，关闭驱动文件的时候调用spin_lock_irqsave上锁，此时如果设备被占用，就直接dev->dev_stats–，之后通过spin_unlock_irqrestore解锁。
之后，在初始化的led_init函数中，调用spin_lock_init初始化自旋锁。
编写测试APP
与上一小节的atomicApp.c一样就可以了。
运行测试
将Makefile的obj-m的值改为spinlock.o，然后“make -j8”编译就可以了。
编译测试APP
通过如下命令编译：
| arm-none-linux-gnueabihf-gcc spinlockApp.c -o spinlockApp |
运行测试
将上一小节编译出来的spinlock.ko和spinlockApp这两个文件拷贝到rootfs/lib/modules/5.4.31目录中，重启开发板，进入到目录lib/modules/5.4.31中，输入如下命令加载spinlock.ko驱动模块：
| depmod //第一次加载驱动的时候需要运行此命令 modprobe spinlock.ko //加载驱动 |
可以通过如下的命令开关LED，实验现象与上一小节是一样的：
| ./spinlockApp /dev/gpioled 1 & //打开LED灯 ./spinlockApp /dev/gpioled 0 //关闭LED灯 |
卸载驱动可以通过如下命令：
| rmmod spinlock.ko |
信号量实验
使用信号量来实现一次只能有一个应用程序访问LED灯，信号量可以导致休眠，因此信号量保护的临界区没有运行时间限制，可以在驱动的open函数申请信号量，然后在release函数中释放信号量。但是信号量不能用在中断中，本节实验不会在中断中使用信号量。
实验程序编写
修改设备树文件
这里不需要修改。
LED驱动修改
将原来使用到自旋锁的地方换为信号量即可，其他的内容基本不变。
在gpioled_dev设备结构体中，最后换成struct semaphore sem添加一个信号量。
在led_open中，先设置私有数据，然后可以通过down_interruptible(&gpioled.sem)获取信号量，这里进入休眠是可以被信号打断的，这里如果>=1就可以使用LED；如果=0就不能使用，应用程序就会进入休眠态，等到信号量值>=1才会被唤醒，申请信号量来获取LED使用权。
在led_release中，通过up(&dev->sem)释放信号量，信号量count+1。
在led_init中，通过sema_init(&gpioled.sem, 1)初始化信号量，表明是一个二值信号量。
编写测试APP
这里直接将之前的拷贝过来就可以了。
运行测试
编译驱动程序
把Makefile的obj-m改成semaphore.o然后“make”就可以了。
编译测试APP
通过下面的命令编译即可：
| arm-none-linux-gnueabihf-gcc semaApp.c -o semaApp |
运行测试
将上一小节编译出来的semaphore.ko和semaApp这两个文件拷贝到rootfs/lib/modules/5.4.31目录中，重启开发板，进入到目录lib/modules/5.4.31中，输入如下命令加载semaphore.ko驱动模块：
| depmod //第一次加载驱动的时候需要运行此命令 modprobe semaphore.ko //加载驱动 |
测试方法也与之前一样：
| ./semaApp /dev/gpioled 1 & //打开LED灯 ./semaApp /dev/gpioled 0 & //关闭LED灯 |
这两条命令连续输入，第一条命令先获取到信号量，因此可以操作LED灯，将LED灯打开，并且占有25S。第二条命令因为获取信号量失败而进入休眠状态，等待第一条命令运行完毕并释放信号量以后才拥有LED灯使用权，将LED灯关闭，运行结果如下图所示：
卸载驱动可使用如下命令：
| rmmod semaphore.ko |
互斥体实验
这里LED只涉及开关状态，所以最适合的其实是互斥体mutex。
实验程序编写
修改设备树文件
这里不需要修改。
LED驱动修改
将原来使用到信号量的地方换为mutex即可，其他的内容基本不变。
在gpioled_dev设备结构体中，最后换成struct mutex lock来表示互斥体。
led_open中，通过mutex_lock_interruptible(&gpioled.lock)获取互斥体mtex，如果成功那么就可以使用LED灯，摔了就进入休眠。
led_release中，通过mutex_unlock释放互斥锁。
led_init中，通过mutex_init初始化互斥锁。
编写测试APP
这里直接把之前的拷贝过来就可以了。
运行测试
编写驱动程序
将Makefile的obj-m换成mutex.o，然后直接“make”就可以了。
编译测试APP
可以通过如下命令来编译：
| arm-none-linux-gnueabihf-gcc mutexApp.c -o mutexApp |
| depmod //第一次加载驱动的时候需要运行此命令 modprobe mutex.ko //加载驱动 |
测试就跟之前是一样的，这里不赘述了。
如果要卸载驱动，可以通过如下命令：
| rmmod mutex.ko |
总结
这一篇笔记，内容其实跟之前学FreeRTOS很类似，除了没有自旋锁和原子操作，后面的信号量就是一样的，互斥体就是二值信号量。主要的代码驱动编写，也是掌握住几个API就可以了。
主要关注自旋锁和信号量。
自旋锁的上锁和解锁是在led_open之中就可以完成的，通过spin_lock_irqsave上锁，通过自行设定dev_stats来表示使用状态，=0就可以使用，由spin_unlock_irqrestore解锁；在led_release总，还是由dev_stats判断使用情况，一样要先spin_lock_irqsave上锁之后判断使用情况，有使用就dev_stats–然后spin_unlock_irqrestore解锁；同时在led_init之中要通过spin_lock_init初始化自旋锁。
信号量和互斥体就很类似，都是在gpioled_dev定义一个结构体来使用信号量/互斥体；然后在led_open中获取信号量，在led_release释放信号量，在led_init中初始化信号量。