linux内核同步问题

　　linux内核同步问题
　　Linux内核设计与实现 十、内核同步方法
　　手把手教Linux驱动5-自旋锁、信号量、互斥体概述
　　==基础概念：==
　　并发：多个执行单元同时进行或多个执行单元微观串行执行，宏观并行执行
　　竞态：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）的访问而导致的竟态状态。
　　临界资源：多个进程访问的资源
　　临界区：多个进程访问的代码段
　　==并发场合：==
　　1、单CPU之间进程间的并发:时间片轮转，调度进程。 A进程访问打印机，时间片用完，OS调度B进程访问打印机。
　　2、单cpu上进程和中断之间并发：CPU必须停止当前进程的执行中断;
　　3、多cpu之间
　　4、单CPU上中断之间的并发
　　==使用偏向：==
　　需求
　　建议加锁方式
　　低开销、短期加锁
　　优先自旋锁
　　长期锁定
　　优先互斥锁
　　中断上下文加锁
　　自旋锁
　　需要睡眠的持有锁（单线程）
　　互斥锁
　　需要睡眠的持有锁（多线程）
　　信号量1、信号量（semaphore）
　　==信号量用于进程之间的同步，进程在信号量保护的临界区代码里面是可以睡眠的（需要进行进程调度），这是与自旋锁最大的区别。==
　　信号量又称为信号灯，它是用来协调不同进程间的数据对象的，而最主要的应用是共享内存方式的进程间通信。本质上，信号量是一个计数器，它用来记录对某个资源（如共享内存）的存取状况。它负责协调各个进程，以保证他们能够正确、合理的使用公共资源。它和spin lock最大的不同之处就是：无法获取信号量的进程可以睡眠，因此会导致系统调度。1.1、特点
　　1、==用于进程与进程之间的同步==
　　2、==允许多个进程进入临界区代码执行，临界区代码允许睡眠；==
　　3、信号量本质是==基于调度器的==，在UP和SMP下没有区别；进程获取不到信号量将陷入休眠，并让出CPU；
　　4、不支持进程和中断之间的同步
　　5、==进程调度也是会消耗系统资源的，如果一个int型共享变量就需要使用信号量，将极大的浪费系统资源==
　　6、信号量可以用于多个线程，用于资源的计数（有多种状态）1.2、常用函数
　　==信号量加锁以及解锁过程：==
　　sema_init(&sp->dead_sem, 0); /初始化/
　　down(&sema);
　　临界区代码
　　up(&sema);
　　==信号量定义：==struct semaphore {     raw_spinlock_t        lock;     unsigned int        count;     struct list_head    wait_list; };
　　==信号量初始化：==static inline void sema_init(struct semaphore *sem, int val) {     static struct lock_class_key __key;     *sem = (struct semaphore) __SEMAPHORE_INITIALIZER(*sem, val);     lockdep_init_map(&sem->lock.dep_map, ＂semaphore->lock＂, &__key, 0); }
　　==dowm函数实现：==static inline int __sched __down_common(struct semaphore *sem, long state,                                 long timeout) {     struct task_struct *task = current;/*当前进程代表的结构体*/     struct semaphore_waiter waiter;      list_add_tail(&waiter.list, &sem->wait_list);     waiter.task = task;     waiter.up = false;      for (;;) {         if (signal_pending_state(state, task))             goto interrupted;         if (unlikely(timeout <= 0))             goto timed_out;         __set_task_state(task, state);         raw_spin_unlock_irq(&sem->lock);         timeout = schedule_timeout(timeout);         raw_spin_lock_irq(&sem->lock);         if (waiter.up)             return 0;     }   timed_out:     list_del(&waiter.list);     return -ETIME;   interrupted:     list_del(&waiter.list);     return -EINTR; } static noinline void __sched __down(struct semaphore *sem) {     __down_common(sem, TASK_UNINTERRUPTIBLE, MAX_SCHEDULE_TIMEOUT); }  void down(struct semaphore *sem) {     unsigned long flags;      raw_spin_lock_irqsave(&sem->lock, flags);/*自旋锁*/     if (likely(sem->count > 0))         sem->count--;     else         __down(sem);     raw_spin_unlock_irqrestore(&sem->lock, flags);  }
　　==up函数实现：==void up(struct semaphore *sem) {     unsigned long flags;      raw_spin_lock_irqsave(&sem->lock, flags);/*自旋锁*/     if (likely(list_empty(&sem->wait_list)))         sem->count++;     else         __up(sem);     raw_spin_unlock_irqrestore(&sem->lock, flags);  }1.3、实现原理
　　信号量一般可以用来标记可用资源的个数。
　　举2个生活中的例子：我们要坐火车从南京到新疆，这个＂任务＂特别的耗时，只能在车上等着车到站，但是我们没有必要一直睁着眼睛等着车到站，最好的情况就是我们上车就直接睡觉，醒来就到站，这样从人（用户）的角度来说，体验是最好的，对比于进程，程序在等待一个耗时的任务的时候，没有必须要占用CPU，可以暂停当前任务使其进入休眠状态，当等待的事件发生之后再由其他任务唤醒，这种场景采用信号量比较合适。我们在等待电梯、等待洗手间，这种场景需要等待的事件并不是很多，如果我们还要找个地方睡一觉，然后等电梯到了或者洗手间可以用了再醒来，那很显然这也没有必要，我们只需要排好队，刷一刷抖音就可以了，对比于计算机程序，比如驱动在进入中断例程，在等待某个寄存器被置位，这种场景需要等待的时间很短暂，系统开销远小于进入休眠的开销，所以这种场景采用自旋锁比较合适。
　　==dowm函数实现原理解析：==
　　（1）down
　　判断sem->count是否 > 0，大于0则说明系统资源够用，分配一个给该进程，否则进入__down(sem);
　　（2）__down
　　调用__down_common(sem, TASK_UNINTERRUPTIBLE, MAX_SCHEDULE_TIMEOUT);其中TASK_UNINTERRUPTIBLE=2代表进入睡眠，且不可以打断；MAX_SCHEDULE_TIMEOUT休眠最长LONG_MAX时间；
　　（3）list_add_tail(&waiter.list, &sem->wait_list);
　　把当前进程加入到sem->wait_list中；
　　（3）先解锁后加锁;
　　进入__down_common前已经加锁了，先把解锁，调用schedule_timeout(timeout)，当waiter.up=1后跳出for循环；退出函数之前再加锁；2、原子变量（atomic）
　　Linux内核ARM构架中原子变量的底层实现研究
　　rk3288 原子操作和原子位操作
　　原子变量适用于只共享一个int型变量；2.1、特点
　　1、原子操作是指不被打断的操作，即它是最小的执行单位。
　　2、最简单的原子操作就是一条条的汇编指令(不包括一些伪指令，伪指令会被汇编器解释成多条汇编指令)2.2、常用函数
　　==常见函数：==#define ATOMIC_INIT(i)    { (i) }    /*初始化原子变量*/ #define atomic_inc(v)        atomic_add(1, v)   /*原子变量加1*/ #define atomic_dec(v)        atomic_sub(1, v)   /*原子变量减1*/  #define atomic_inc_and_test(v)    (atomic_add_return(1, v) == 0)   /*原子变量加1并测试是否等于0*/ #define atomic_dec_and_test(v)    (atomic_sub_return(1, v) == 0)   /*原子变量减1并测试是否等于0*/2.3、实现原理
　　==以atomic_inc为例介绍实现过程==
　　在Linux内核文件archarmincludeasmatomic.h中。 执行atomic_read、atomic_set这些操作都只需要一条汇编指令，所以它们本身就是不可打断的。 需要特别研究的是atomic_inc、atomic_dec这类读出、修改、写回的函数。
　　但是atomic_add在内核中是很难找到的，因为没有这个直接的声明。而是一种宏实现。
　　所以atomic_add的原型是下面这个宏：#define ATOMIC_OPS(op, c_op, asm_op)                         ATOMIC_OP(op, c_op, asm_op)                         ATOMIC_OP_RETURN(op, c_op, asm_op)                     ATOMIC_FETCH_OP(op, c_op, asm_op)  ATOMIC_OPS(add, +=, add)#define ATOMIC_OP(op, c_op, asm_op)                     static inline void atomic_##op(int i, atomic_t *v)             {                                         unsigned long tmp;                             int result;                                                                      prefetchw(&v->counter);                             __asm__ __volatile__(＂@ atomic_＂ #op ＂ ＂             ＂1:    ldrex    %0, [%3] ＂                         ＂    ＂ #asm_op ＂    %0, %0, %4 ＂                     ＂    strex    %1, %0, [%3] ＂                         ＂    teq    %1, #0 ＂                         ＂    bne    1b＂                                 : ＂=&r＂ (result), ＂=&r＂ (tmp), ＂+Qo＂ (v->counter)             : ＂r＂ (&v->counter), ＂Ir＂ (i)                         : ＂cc＂);                             }
　　atomic_add等效于：static inline void atomic_add(int i, atomic_t *v)             {                                         unsigned long tmp;                             int result;                                                                      prefetchw(&v->counter);                             __asm__ __volatile__(＂@ atomic_＂ #op ＂ ＂             ＂1:    ldrex    %0, [%3] ＂                         ＂    ＂ #asm_op ＂    %0, %0, %4 ＂                     ＂    strex    %1, %0, [%3] ＂                         ＂    teq    %1, #0 ＂                         ＂    bne    1b＂                                 : ＂=&r＂ (result), ＂=&r＂ (tmp), ＂+Qo＂ (v->counter)             : ＂r＂ (&v->counter), ＂Ir＂ (i)                         : ＂cc＂);                             }
　　result（%0） tmp（%1） (v->counter)（%2） (&v->counter)（%3） i（%4）
　　注意：根据内联汇编的语法，result、tmp、&v->counter对应的数据都放在了寄存器中操作。如果出现上下文切换，切换机制会做寄存器上下文保护。
　　（1）ldrex %0, [%3]
　　意思是将&v->counter指向的数据放入result中，并且（分别在Local monitor和Global monitor中）设置独占标志。
　　（2）add %0, %0, %4
　　result = result + i
　　（3）strex %1, %0, [%3]
　　意思是将result保存到&v->counter指向的内存中，此时 Exclusive monitors会发挥作用，将保存是否成功的标志放入tmp中。
　　（4） teq %1, #0
　　测试strex是否成功（tmp == 0 ？？）
　　（5）bne 1b
　　如果发现strex失败，从（1）再次执行。3、自旋锁（spinlock）
　　Spinlock 是内核中提供的一种比较常见的锁机制，==自旋锁是＂原地等待＂的方式解决资源冲突的==，即，一个线程获取了一个自旋锁后，另外一个线程期望获取该自旋锁，获取不到，只能够原地＂打转＂（忙等待）。由于自旋锁的这个忙等待的特性，注定了它使用场景上的限制 —— 自旋锁不应该被长时间的持有（消耗 CPU 资源），一般应用在==中断上下文==。3.1、特点
　　1、spinlock是一种死等机制
　　2、信号量可以允许多个执行单元进入，spinlock不行，一次只能允许一个执行单元获取锁，并且进入临界区，其他执行单元都是在门口不断的死等
　　3、由于不休眠，因此spinlock可以应用在中断上下文中；
　　4、由于spinlock死等的特性，因此临界区执行代码尽可能的短；3.2、常用函数
　　==spinlock加锁以及解锁过程：==
　　spin_lock(&devices_lock);
　　临界区代码
　　spin_unlock(&devices_lock);
　　==spinlock初始化==#define spin_lock_init(_lock)                 do {                                 spinlock_check(_lock);                     raw_spin_lock_init(&(_lock)->rlock);         } while (0)
　　==进程和进程之间同步==static __always_inline void spin_lock(spinlock_t *lock) {     raw_spin_lock(&lock->rlock); }
　　==本地软中断之间同步==static __always_inline void spin_lock_bh(spinlock_t *lock) {     raw_spin_lock_bh(&lock->rlock); }
　　==本地硬中断之间同步==static __always_inline void spin_lock_irq(spinlock_t *lock) {     raw_spin_lock_irq(&lock->rlock); }
　　==本地硬中断之间同步并且保存本地中断状态==#define spin_lock_irqsave(lock, flags)                 do {                                     raw_spin_lock_irqsave(spinlock_check(lock), flags);     } while (0)
　　==尝试获取锁==static __always_inline int spin_trylock(spinlock_t *lock) {     return raw_spin_trylock(&lock->rlock); }3.3、实现原理
　　==arch_spinlock_t结构体定义如下：==#define TICKET_SHIFT    16  typedef struct {     union {         u32 slock;/*union*/         struct __raw_tickets { #ifdef __ARMEB__  /*大端模式*/             u16 next;             u16 owner; #else/*小端模式*/             u16 owner;             u16 next; #endif         } tickets;     }; } arch_spinlock_t;
　　==arch_spin_lock的实现如下：==static inline void arch_spin_lock(arch_spinlock_t *lock) {     unsigned long tmp;     u32 newval;     arch_spinlock_t lockval;      prefetchw(&lock->slock);/*从lock中取出slock*/     __asm__ __volatile__( ＂1:    ldrex    %0, [%3] ＂ ＂    add    %1, %0, %4 ＂ ＂    strex    %2, %1, [%3] ＂ ＂    teq    %2, #0 ＂ ＂    bne    1b＂     : ＂=&r＂ (lockval), ＂=&r＂ (newval), ＂=&r＂ (tmp)     : ＂r＂ (&lock->slock), ＂I＂ (1 << TICKET_SHIFT)     : ＂cc＂);      while (lockval.tickets.next != lockval.tickets.owner) {         wfe();/*等待，系统开销很大*/         lockval.tickets.owner = ACCESS_ONCE(lock->tickets.owner);     }      smp_mb(); }
　　lockval（%0） newval（%1） tmp（%2） &lock->slock（%3） 1 << TICKET_SHIFT（%4）
　　（1）ldrex %0, [%3]
　　把lock->slock的值赋值给lockval；并且（分别在Local monitor和Global monitor中）设置独占标志。
　　（2）add %1, %0, %4
　　newval =lockval +（1<<16）; 相当于next+1；
　　（3）strex %2, %1, [%3]
　　newval =lockval +（1<<16）; 相当于next+1；
　　意思是将newval保存到 &lock->slock指向的内存中，此时 Exclusive monitors会发挥作用，将保存是否成功的标志放入tmp中。
　　（4） teq %2, #0
　　测试strex是否成功
　　（5）bne 1b
　　如果发现strex失败，从（1）再次执行。
　　通过上面的分析，可知关键在于strex的操作是否成功的判断上。而这个就归功于ARM的Exclusive monitors和ldrex/strex指令的机制。
　　（6）while (lockval.tickets.next != lockval.tickets.owner)
　　如何lockval.tickets的next和owner是否相等。相同则跳出while循环，否则在循环内等待判断；
　　*（7）wfe()和smp_mb() 最终调用#define barrier() asm volatile(＂＂: : :＂memory＂) *
　　阻止编译器重排，保证编译程序时在优化屏障之前的指令不会在优化屏障之后执行。
　　==arch_spin_unlock的实现如下：==static inline void arch_spin_unlock(arch_spinlock_t *lock) {     smp_mb();     lock->tickets.owner++;     dsb_sev(); }
　　退出锁时：tickets.owner++3.4、死锁以及解决办法
　　==出现死锁的情况：==
　　1、拥有自旋锁的进程A在内核态阻塞了，内核调度B进程，碰巧B进程也要获得自旋锁，此时B只能自旋转。 而此时抢占已经关闭，（单核）不会调度A进程了，B永远自旋，产生死锁。
　　2、进程A拥有自旋锁，中断到来，CPU执行中断函数，中断处理函数，中断处理函数需要获得自旋锁，访问共享资源，此时无法获得锁，只能自旋，产生死锁。
　　==如何避免死锁：==
　　1、如果中断处理函数中也要获得自旋锁，那么驱动程序需要在拥有自旋锁时禁止中断；
　　2、自旋锁必须在可能的最短时间内拥有
　　3、避免某个获得锁的函数调用其他同样试图获取这个锁的函数，否则代码就会死锁；不论是信号量还是自旋锁，都不允许锁拥有者第二次获得这个锁，如果试图这么做，系统将挂起；
　　4、锁的顺序规则（a) 按同样的顺序获得锁；b) 如果必须获得一个局部锁和一个属于内核更中心位置的锁，则应该首先获取自己的局部锁 ;c) 如果我们拥有信号量和自旋锁的组合，则必须首先获得信号量；在拥有自旋锁时调用down(可导致休眠)是个严重的错误的；）3.5、其他类型的spinlock
　　==rw（read/write）spinlock：==
　　加锁逻辑：
　　1、假设临界区内没有任何的thread，这个时候任何的读线程和写线程都可以键入
　　2、假设临界区内有一个读线程，这时候信赖的read线程可以任意进入，但是写线程不能进入；
　　3、假设临界区有一个写线程，这时候任何的读、写线程都不可以进入；
　　4、假设临界区内有一个或者多个读线程，写线程不可以进入临界区，但是写线程也无法阻止后续的读线程继续进去，要等到临界区所有的读线程都结束了，才可以进入，可见：==rw（read/write）spinlock更加有利于读线程；==
　　==seqlock（顺序锁）：==
　　加锁逻辑：
　　1、假设临界区内没有任何的thread，这个时候任何的读线程和写线程都可以键入
　　2、假设临界区内没有写线程的情况下，read线程可以任意进入；
　　3、假设临界区有一个写线程，这时候任何的读、写线程都不可以进入；
　　4、假设临界区内只有read线程的情况下，写线程可以理解执行，不会等待，可见：==seqlock（顺序锁）更加有利于写线程；==3.6、spinlock的不足之处
　　读写速度：CPU > 一级缓存 > 二级缓存 > 内存，因此某一个CPU0的lock修改了，其他的CPU的lock就会失效；那么其他CPU就会依次去L1 L2和主存中读取lock值，一旦其他CPU去读取了主存，就存在系统性能降低的风险；4、互斥体（mux）
　　mutex用于互斥操作。
　　互斥体只能用于一个线程，资源只有两种状态（占用或者空闲）4.1、特点
　　1、mutex的语义相对于信号量要简单轻便一些，在锁争用激烈的测试场景下，mutex比信号量执行速度更快，可扩展
　　性更好，
　　2、另外mutex数据结构的定义比信号量小;、
　　3、同一时刻只有一个线程可以持有mutex
　　4、不允许递归地加锁和解锁
　　5、当进程持有mutex时，进程不可以退出。
　　• mutex必须使用官方API来初始化。
　　• mutex可以睡眠，所以不允许在中断处理程序或者中断下半部中使用，例如tasklet、定时器等4.2、常用函数
　　==常见操作：==
　　struct mutex mutex_1;
　　mutex_init(&mutex_1);
　　mutex_lock(&mutex_1)
　　临界区代码；
　　mutex_unlock(&mutex_1)
　　==常见函数：==mutex_lock(struct mutex*)  为指定的mutex上锁，如果不可用则睡眠 mutex_unlock(struct mutex*)  为指定的mutex解锁 mutex_trylock(struct mutex*)  尝试获取指定的mutex，如果成功则返回1；否则锁被获取，返回值是0 mutex_is_lock(struct mutex*)   如果锁已被征用，则返回1；否则返回0
　　=