14内核同步(2)

如果指定的锁当前正在被获取，则返回非0， 否则，返回O
什么时候需要读写自旋锁?
有时，锁的使用可以明确划分为读者和写者
使用读写自旋锁的原则?
多个读者能够同时持有读锁 没有读者时只有一个写者能够持有写锁
方法:
初始化: 读锁:
写锁: 获得读锁后再次
试图获得写锁 会导致死锁:
读写自旋锁
read_lock() read_lock_irq()
有助于2.0内核到2.2内核的过渡 现在已成为内核可扩展性的一个障碍 BKL多用于保护代码而不是数据 在内核中不鼓励使用BKL 使用方法：
lock_kernel(); /* 临界区 */ unlock_kernel();
禁止抢占
问题:
由于内核时可抢占的，进程可以在任何时候停下来让另一个优先级更高的进程 运行 被抢占的进程可能处于临界区
自旋锁
警告：自旋锁不可递归
如果已经获得自旋锁，然后再次试图获得将会导致死锁
用于中断处理程序时要注意： 由线于上保首否有sp存内 ，先则一典us/iD*npn当临E核 你型is需可个_niFl前_g界的oI要能很ln变 很Noc区e用的cEd禁会方kk得 难_*法_中_l/So止试便iir：nrP庞 搞q断qgIs本图的Nasf大清状lLvaa地两接Oegv态(而楚sC&中次口e;Km，(复中断获禁()rm_禁l得止r杂断o_止clo自本k，在c,本kf旋地l)a因当;地g锁中s中此前);断断，调的，在用同获时内点得获核上锁得的到。自执底旋行是锁路不: 是处sp于sinp激i_nu_u活nnlloo状cckk态__iriq。rrqes也rteors正et(o&因mrer为_()loc如k, 此flag，s);我们并不提倡使 用sp对i指n_定lo的c锁k_解ir锁q，()然方后法让。中断恢复到加锁前的状态。
获得指定的读锁
读写自旋锁的方法
禁止本地中断并获得指定读锁
read_lock_irqsave()
存储本地中断的当前状态，禁止本地中断并获得指定读锁
read_unlock() read_unlock_irq()
释放指定的读锁 释放指定的读锁并激活本地中断
read_unlock_irqrestore() 释放指定的读锁并将本地中断恢复到指定的前状态
自旋锁与信号量的比较
使用自旋锁还是信号量？
需求
建议的加锁方法
低开销加锁
优先使用自旋锁
短期锁定
优先使用自旋锁
较长时间加锁 中断上下文中加锁
优先使用信号量 使用自旋锁
持有锁需要睡眠
使用信号量
可以认为是“初值为1的信号量”
其操作如下：
初始化：
▶DEFINE_MUTEX(mutexname)； ▶mutex_init(mutex)；
中断睡眠 down_trylock(struct semaphore *)
//试图获得信号量，如果不能得到则立即返回0 up(struct semaphore *)
//释放给定的信号量，如果有等待的进程则唤 醒
信号量
同一时间，只能有一个进程打开设备文件的代码，使 用信号量如下：
读写信号量 类似于自旋锁, 信号量也有读写信号量 如果没有写者，任意多个读者可以同时持有 读锁 如果在代码中能够明确区分读写，则使用读 写信号量 创建和初始化读写信号量:
解决方法:
使用自旋锁作为非抢占区的标记
内核抢占相关的函数
课堂小结
保证同步的最简单的方法, 原子操作
自旋锁, 最常用的方式，轻量级，只能有一个保持者，
忙等
信号量, 睡眠锁，适用稍少
相关的头文件：
linux/spinlock_types.h 自旋锁类型定义及初始化宏定义
linux/spinlock.h 自旋锁操作函数
内核同步
自旋锁 读-写自旋锁 信号量 读-写信号量 互斥体 完成变量 大内核锁
教学内容
教学要求
掌握自旋锁、信号量、互斥体、完成变量的使用方法。
自旋锁
原子操作只是保护对变量或位的操作。 临界区同一时间，只有一个任务的代码区域，可以跨 越多个函数。
举个例子，我们经常会碰到这种情况：
▶先得从一个数据结构中移出数据 ▶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
write_unlock_irqrestore() 释放指定的写锁并将本地中断恢复到指定的前状态
write_trylock() rw_lock_init() rw_is_locked()
试图获得指定的写琐t如果写锁不可用，返回非O值
初始化指定的rwlock_t 如果指定的锁当前已被持有，该函数返回非0值，否则返 回O
释放指定的锁
spin_unlock_irq()
释放指定的锁,并激活本地中断
spin_unlock_irqrestore()
释放指定的锁，并让本地中断恢复到以前状 态
spin_lock_init()
动态初始化指定的spinlock_t
spin_trylock() spin_is_locked()
试图获取指定的锁,如果未获取，则返回非0
整个执行过程必须是原子的，在数据被更新完毕前，不能 有其他代码读取这些数据。
显然，简单的原子操作对此无能为力，这就需要使用 更为复杂的同步方法——锁来提供保护。
自旋锁
自旋锁 任何时候只能有一个线程持有的锁 注意：自旋锁被一个线程持有时，其他线程不能获得这个 锁，只能忙等这个锁, 长时间占有自旋锁并不是一个明智的方法 接口定义在文件<linux/spinlock.h>中 自旋锁的使用: DEFINE_SPINLOCK(x); spin_lock (&mr_lock); //临界区 spin_unlock (&mr_lock);
▶count是信号量的初值；
信号量相关的方法
sema_init(struct semaphore *, int) //初始化动态创建的信号量为给定的值
down_interruptible(struct semaphore *) //试图获得信号量，如果不能得到则进入睡眠
down(struct semaphore *) //试图获得信号量，如果不能得到则进入不可
信号量适用于较长时间持有 持有信号量时可以睡眠
信号量
信号量操作头文件<asm/semaphore.h>； 静态地声明信号量
DEFINE_SEMAPHORE(name)
▶name是信号量的名字，初始值是1；
也可以用下面方式来声明、初始化信号量
struct semaphore sem； sema_init(&sem，count);
自旋锁
如果你能确定中断在加锁前是激活的，那就不需要在 解锁后恢复中断以前的状态了。你可以无条件地在解 锁时激活中断。 spin_lock_irq()
典型用直法接禁止中断，而不保存之前的状态
DsEpFiInN_Eu_nSPloINckLO_iCrqK()x)；
spin_直loc接k_激irq活(&中m断r_lock)；
上锁
▶mutex_lock(lock)；
释放
▶mutex_unlock(lock);
互斥体
完成变量
类似于信号量
一个任务在等待完成变量，另一个进程在进行某种工作 另一个进程完成工作后，使用完成变量唤醒等待的进程 定义：
▶DECLARE_COMPLETION(work)；
▶init_completion(struct completion *)
自旋锁
自旋锁提供了一种快速简单的锁实现方法。如果加锁 时间不长并且代码不会睡眠(比如中断处理程序)，利用 自旋锁是最佳选择。如果加锁时间可能很长或者代码 在持有锁时有可能睡眠，那么最好使用信号量来完成 加锁功能。
信号量 Linux中信号量是睡眠锁
如果有一个任务试图获得一个已经被占用的信号 量时，信号量会将其推进到一个等待队列中，然后 让其睡眠。这时处理器可以去执行其他代码。 当持有信号量的进程将信号量释放后，处于等待 队列中的那个任务将被唤醒，并获得该信号量。
／ *临界区…*／
spin_unlock_irq (&mr_lock)；
自旋锁相关的方法
spin_lock()
获取指定的自旋锁
spin_lock_irq()
禁止本地中断并获取指定的锁
spin_lock_irqsave()
保存本地中断的当前状态，禁止本地中断， 并获取指定的锁
spin_unlock()
等待完成条件
▶wait_for_completion(struct completion *)
通知等待的进程唤醒
complete(struct completion *) complete_all(struct completion *);
BKL: 大内核锁
大内核锁(BKL)是全局自旋锁
可以持有BKL睡眠 可递归 可在进程上下文中使用BKL 有害
静态声明读写信号量: DECLARE_RWSEM(name) ;
初始化动态创建的读写信号量: init_rwsem(struct rw_semaphore *sem);
操作函数 down_read(struct rw_semaphore
*sem)、up_read、down_write、up_write
自旋锁
在使用Linux读一写自旋锁时，最后要考虑的一点是 这种锁机制照顾读比照顾写要多一点。 当读锁被持有时，操作为了互斥访问只能等待，但 是，读者却可以继续成功地作占用锁。而自旋等待的 写者在所有读者释放锁之前是无法获得锁的。 所以，大量读者必定会使挂起的写者处于饥饿状态， 在你自己设计锁时一定要记住这一点。