内核同步-锁机制
在Linux系统上，多个进程可以同时运行，以及各种中断发生的中断也在同时得到处理，这种多个上下文宏观上同时运行的情况称为并发。并发具体包括如下几种可能：
1） UP平台上，一个进程正在执行时被另一个进程抢占；
2） UP平台上，一个进程正在执行时发生了中断，内核转而执行中断处理程序；
3） SMP平台上，每个处理器都会发生UP平台上的情况；
4） SMP平台上，多个进程或中断同时在多个CPU上执行；
多个并发的上下文同时使用同一个资源的情况称为竞态，而可能发生竞态的这一段代码称为临界区。内核编程时的临界区，比较多的情况是：
1） 代码访问了全局变量，并且这段代码可被多个进程执行；
2） 代码访问了全局变量，并且这段代码可被进程执行，也可被中断处理程序执行；
针对上述情况，内核提供了如下手段来解决竟态问题：
1）锁机制：
2）院子操作：
下面会先介绍锁机制。Linux内核提供了多种锁机制，这些锁机制的区别在于，当获取不到锁时，执行程序是否发生睡眠并进行系统调度。具体包括自旋锁、互斥体、信号量。
一、自旋锁：spinlock_t
自旋锁有两个基本操作：获取与释放。获取自旋锁时，当判断锁的状态为未锁，则会马上加锁，如果已经是锁定的状态，当期执行流程则会执行“忙等待”，中间没有任何的调度操作。也就说执行流程从判断锁的状态到完成加锁，是一个原子操作，在执行上是不可分割的。
自旋锁的实现是平台相关的，在使用的时候，只需统一包含如下头文件：
#include <linux/spinlock.h>
自旋锁的变量类型是spinlock_t,定义如下：
typedef struct {
raw_spinlock_t raw_lock;
#if defined(CONFIG_PREEMPT) && defined(CONFIG_SMP)
unsigned int break_lock;
#endif
} spinlock_t;
typedef struct {
volatile unsigned int lock;
} raw_spinlock_t;
1）自旋锁需要初始化才能使用，自旋锁的初始化接口如下：
# define spin_lock_init(lock) \
do { *(lock) = SPIN_LOCK_UNLOCKED; } while (0)
2）获取自旋锁的接口如下：
void spin_lock(spinlock_t *lock);
3）释放自旋锁的接口如下：
void spin_unlock(spinlock_t *lock);
获取自旋锁的时候，内部会首先禁止抢占，然后来时循环判断锁的状态。在UP版本中，唯一的操作就是禁止抢占，如果是UP版本且非抢占式内核，则进一步退化为无操作。可以粗略的看一下内核源码的实现，因为自旋锁的实现是与平台相关的，这里以arm平台为例：
void __lockfunc _spin_lock(spinlock_t *lock)
{
preempt_disable(); //关闭抢占
spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 0, _RET_IP_); //这个如果没有打开调试自旋锁的宏的话，相当于无操作。
_raw_spin_lock(lock); //这里调用平台相关的代码来轮询锁的状态
}
static inline void __raw_spin_lock(raw_spinlock_t *lock)
{
unsigned long tmp;
__asm__ __volatile__(
"1: ldrex %0, [%1]\n" //取lock->lock放在 tmp里，并且设置&lock->lock这个内存地址为独占访问
" teq %0, #0\n" // 测试lock->lock是否为0，影响标志位z
#ifdef CONFIG_CPU_32v6K
" wfene\n"
#endif
" strexeq %0, %2, [%1]\n" //如果lock->lock是0，并且是独占访问这个内存，就向lock->lock里 写入1，并向tmp返回0，同时清除独占标记
" teqeq %0, #0\n" //如 果lock->lock是0，并且strexeq返回了0，表示加锁成功，返回
" bne 1b" //如果加锁失败，则会向后跳转到上面的标号1处，再次重新执行
: "=&r" (tmp)
: "r" (&lock->lock), "r" (1)
: "cc");
smp_mb();
}
上面那段汇编代码就是循环判断lock的值，最后的那个bne 1b，就可以明白为什么自旋锁在获取不到锁的情况下，会进行所谓的“自旋”了！
4） 此外，内核还提供了一个用于尝试获取自旋锁的接口：
Int spin_trylock(spinlock_t *lock);
到这里为止，上面介绍的接口都没有考虑到在获取锁以后又发生中断的问题，如果要解决与中断的互斥问题，则需要使用以下接口:
Void spin_lock_ireq(spinlock_t *lock); // 禁止中断并获取自旋锁 Void spin_unlock_irq(spinlock_t *lock); // 释放自旋锁并使能中断 Void spin_lock_irq_save(spin_lock_t *lock, unsigned long flags); // 禁止中断并获取保存中断状态，然后获取自旋锁 Void spin_unlok_irq_store(spinlock_t *lock, unsigned long flags); // 释放自旋锁，并将中断状态恢复为已保存的状态值。 Int spin_trylock_irq(spinlock_t *lock); // 禁止中断并尝试获取自旋锁，成功返回非0值，返回值为0表示获取失败，则中断状态恢复为使能状态。 Int spin_trylock_irqsave(spinlock_t *lock, unsigned long flags); // 禁止中断并保存中断状态，然后尝试获取自旋锁，返回值为非0表示获取成功，0表示获取失败，则会恢复中断状态。
这里简单的看一下内核是如何实现上述接口的：在kernel/spinlock.c文件中
void __lockfunc _spin_lock_irq(spinlock_t *lock)
{
local_irq_disable(); // 关闭当前CPU上的中断
// 下面的执行流程和spin_lock接口一样的
preempt_disable();
spin_acquire(&lock->dep_map, 0, 0, _RET_IP_);
_raw_spin_lock(lock);
}
EXPORT_SYMBOL(_spin_lock_irq);
# define spin_unlock_irq(lock) _spin_unlock_irq(lock)
void __lockfunc _spin_unlock_irq(spinlock_t *lock)
{
spin_release(&lock->dep_map, 1, _RET_IP_);
_raw_spin_unlock(lock);
local_irq_enable();
preempt_enable();
}
EXPORT_SYMBOL(_spin_unlock_irq);
自旋锁的使用原则：
1） 能不用尽量不用，并且持有锁的时间应尽可能的短。因为持有锁以后，其他CPU要获取同一把锁的执行流程会陷入空循环，消耗CPU资源；
2） 持有锁以后尽量不要再去获取另一把锁，如果需要则代码各处获取锁的顺序要一致，否则容易引起死锁
3） 从性能的角度考虑，如果不需要与中断互斥，则不要使用禁止中断的接口；
4） 在获取自旋锁以后，到释放自旋锁之前，不允许调用或者是间接调用引起系统调度的操作。因为一旦获取锁以后，就进入一种特殊状态--原子上下文，即在此状态下不允许被打断，而系统调度会打断当前的执行流程。
二、互斥体：
互斥体与信号量都是属于非原子操作的同步手段，共同的特点是：当获取失败需要将当前进程挂起，进入等待状态，进程也将进入睡眠状态。
Linux内核互斥体的定义和声明是在linux/mutex.h头文件中，主要包括如下接口:
// 初始化： void mutex_init(struct mutex *lock); // 定义并初始化互斥体变量lock DEFINE_MUTEX(lock); // 获取mutex void mutex_lock(struct mutex *lock); int mutex_lock_interruptible(struct mutex *lock); int mutex_lock_killable(strut mutex *lock); int mutex_trylock(struct mutex *lock); // 释放mutex void mutex_unlock(struct mutex *lock); // 销毁mutex void mutex_destroy(struct mutex *lock)
看到这些接口，会发现与我们编写应用程序使用的mutex接口很类似，用法也很类似。
mutex_lock()如果不能够获取mutex，则当前进程会进入睡眠，直至有其他的进程释放这个mutex，才会被唤醒。函数返回时说明互斥体已经获取成功。如果希望进程在等待互斥体时任然可以响应信号，则应使用mutex_lock_interruptible()。
在使用的过程中要注意如下几点：
1) mutex的获取有可能导致进程睡眠，所以不能够用于中断上下文中，只可以用在进程上下文中；
2) mutex的获取与释放必须是同一个进程，不能够在A进程获取mutex，然后在B进程释放mutex；
下面简单的对其实现源码逻辑大致的走一下：
首先看看mutex的定义：
struct mutex {
/* 1: unlocked, 0: locked, negative: locked, possible waiters */
atomic_t count;
spinlock_t wait_lock;
struct list_head wait_list;
#ifdef CONFIG_DEBUG_MUTEXES
struct thread_info *owner;
const char *name;
void *magic;
#endif
#ifdef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC
struct lockdep_map dep_map;
#endif
};
如果我们不进行调试，那么就只有count、wait_lock和wait_list成员需要关注的。
可以发现一个mutex就是一个原子计数器count（保存互斥体的状态），以及一个用于存放获取Mutex失败的进程链表wait_list，wali_lock是为了保证原子操作wait_list。所以说互斥体是在自旋锁的基础上实现的！
然后看看mutex的初始化，主要是初始化mutex对象的成员，将原子计数器初始化为1，表示处于unlocked状态。
# define mutex_init(mutex) \
do { \
static struct lock_class_key __key; \
\
__mutex_init((mutex), #mutex, &__key); \
} while (0)
void __mutex_init(struct mutex *lock, const char *name, struct lock_class_key *key)
{
atomic_set(&lock->count, 1); // 原子计数器初始化为1，表示处于unlocked状态
spin_lock_init(&lock->wait_lock);
INIT_LIST_HEAD(&lock->wait_list);
debug_mutex_init(lock, name, key);
}
接着再看看互斥体的获取mutex_lock()的实现，是如何让当前进程在获取mutex失败的情况下进入睡眠等待的：
void inline fastcall __sched mutex_lock(struct mutex *lock)
{
might_sleep();
/*
* The locking fastpath is the 1->0 transition from
* 'unlocked' into 'locked' state.
*/
__mutex_fastpath_lock(&lock->count, __mutex_lock_slowpath);
}
// __mutex_fastpath_lock()的作用是对原子计数器进行减1，并判断原子计数器是否为0，如果为0则直接返回，表示获取锁成功，否则表示获取失败，会调用__mutex_lock_slowpath()进行后续的阻塞睡眠处理。
static void fastcall noinline __sched
__mutex_lock_slowpath(atomic_t *lock_count)
{
struct mutex *lock = container_of(lock_count, struct mutex, count);
__mutex_lock_common(lock, TASK_UNINTERRUPTIBLE, 0);
}
// 最后还是通过__mutex_lock_common()函数来完成阻塞睡眠处理：
static inline int __sched
__mutex_lock_common(struct mutex *lock, long state, unsigned int subclass)
{
struct task_struct *task = current;
struct mutex_waiter waiter;
unsigned int old_val;
unsigned long flags;
spin_lock_mutex(&lock->wait_lock, flags);
debug_mutex_lock_common(lock, &waiter);
mutex_acquire(&lock->dep_map, subclass, 0, _RET_IP_);
debug_mutex_add_waiter(lock, &waiter, task->thread_info);
/* add waiting tasks to the end of the waitqueue (FIFO): */
list_add_tail(&waiter.list, &lock->wait_list);
waiter.task = task;
for (;;) {
/*
* Lets try to take the lock again - this is needed even if
* we get here for the first time (shortly after failing to
* acquire the lock), to make sure that we get a wakeup once
* it's unlocked. Later on, if we sleep, this is the
* operation that gives us the lock. We xchg it to -1, so
* that when we release the lock, we properly wake up the
* other waiters:
*/
old_val = atomic_xchg(&lock->count, -1);
if (old_val == 1)
break;
/*
* got a signal? (This code gets eliminated in the
* TASK_UNINTERRUPTIBLE case.)
*/
if (unlikely(state == TASK_INTERRUPTIBLE &&
signal_pending(task))) {
mutex_remove_waiter(lock, &waiter, task->thread_info);
mutex_release(&lock->dep_map, 1, _RET_IP_);
spin_unlock_mutex(&lock->wait_lock, flags);
debug_mutex_free_waiter(&waiter);
return -EINTR;
}
__set_task_state(task, state);
/* didnt get the lock, go to sleep: */
spin_unlock_mutex(&lock->wait_lock, flags);
schedule();
spin_lock_mutex(&lock->wait_lock, flags);
}
/* got the lock - rejoice! */
mutex_remove_waiter(lock, &waiter, task->thread_info);
debug_mutex_set_owner(lock, task->thread_info);
/* set it to 0 if there are no waiters left: */
if (likely(list_empty(&lock->wait_list)))
atomic_set(&lock->count, 0);
spin_unlock_mutex(&lock->wait_lock, flags);
debug_mutex_free_waiter(&waiter);
return 0;
}
__mutex_lock_common()函数代码比较长，大致的代码逻辑是：
1）先将当前进程current放入到mutex的wait_list链表中；
2）然后是执行schedule()，执行进程切换调度，CPU就会从run queue中选取一个优先级最高的任务来运行；
这个时候，获取mutex的进程就已经挂起了suspend，需要有其他的进程调用mutex_unlock()，才能将此进程唤醒，并重新加入到run queue中继续运行。
上面的代码会把schedule()放在一个for循环内部，这是因为进程被唤醒后，需要先检查条件是否满足,如果不满足，则会再次挂起。
下面就分析下时如何唤醒等待在此mutex上的进程的： mutex_unlock()
void fastcall __sched mutex_unlock(struct mutex *lock)
{
/*
* The unlocking fastpath is the 0->1 transition from 'locked'
* into 'unlocked' state:
*/
__mutex_fastpath_unlock(&lock->count, __mutex_unlock_slowpath);
}
// __mutex_fastpath_unlock会对原子计数器count进行加1，然后调用__mutex_unlock_slowpath()来唤醒等待此mutex的进程。
static fastcall inline void
__mutex_unlock_common_slowpath(atomic_t *lock_count, int nested)
{
struct mutex *lock = container_of(lock_count, struct mutex, count);
unsigned long flags;
spin_lock_mutex(&lock->wait_lock, flags);
mutex_release(&lock->dep_map, nested, _RET_IP_);
debug_mutex_unlock(lock);
/*
* some architectures leave the lock unlocked in the fastpath failure
* case, others need to leave it locked. In the later case we have to
* unlock it here
*/
if (__mutex_slowpath_needs_to_unlock())
atomic_set(&lock->count, 1);
if (!list_empty(&lock->wait_list)) {
/* get the first entry from the wait-list: */
struct mutex_waiter *waiter = list_entry(lock->wait_list.next, struct mutex_waiter, list);
debug_mutex_wake_waiter(lock, waiter);
wake_up_process(waiter->task);
}
debug_mutex_clear_owner(lock);
spin_unlock_mutex(&lock->wait_lock, flags);
}
从上面的代码可以看出，释放mutex的过程就是把等待链表的第一个进程取出来，然后将其放入run-queue运行队列中，这样就能够被调度器调度，得到运行。其中wake_up_process()函数的作用就是把一个指定的进程放入到run queue中，并将进程的状态修改为TASK_RUNNING.
代码分析到这里，应该基本上就清楚了mutex的实现逻辑了。使用mutex就是有一点需要特别注意的，必须同一个进程对其lock和unlock操作，仔细分析下代码，就可以发现了，这里就不再说明了。
三、信号量：
信号量与互斥体都是作为同步的手段，共同点是当获取失败时会导致进程睡眠，所以都是不可以用在中断上下文中，只可以用在进程上下文中。
不同点是：
1） mutex的获取与释放必须是由同一个进程执行，而semaphore则可以跨进程使用，即可以在A进程获取信号量，在B进程释放信号量。
2） mutex只有locked和unloked两种状态值，semaphore的计数器可以大于1.
简单的看一下信号量的使用接口：
#include <linux/semaphore.h> // 初始化信号量对象 struct semaphore sem; void sema_init(struct semapthore *sem, int val); // 获取信号量 void down(struct semaphore *sem); //如果获取失败，进程将进入不可被信号打断的睡眠状态 int down_interruptible(struct semaphore *sem); //如果获取失败，进程将进入可被信号打断的睡眠状态 int down_killable(strut semaphore *sem); // 如果获取失败，进程在睡眠等待的过程中，只响应致命信号 int down_timeout(struct semaphore *sem, long jiffies); // 进程对信号量的等待操作有时间限制 // 释放信号量 void up(struct semaphpre *sem);
down_interruptible()和down_killable()的返回值说明，0表示获取成功，-EINTR表示在等待信号量的过程中被信号打断，信号量获取失败。
down_timeout()的返回值说明，0表示成功，-ETIME表示在等待信号量的过程中超时，获取信号量失败。