Linux设备中的并发控制
发布时间：2014-09-05 15:51:19作者：知识屋
Linux设备中的并发控制
并发执行的唯一原因是：硬件中断服务。
内核代码是可抢占的。
什么是竞争？：
当 2 个执行的线路[有机会操作同一个数据结构(或者硬件资源), 混合的可能性就一直存在。
避免竞争方法：
在你设计驱动时在任何可能的时候记住避免共享的资源. 如果没有并发存取, 就没有竞争情况. 因此小心编写的内核代码应当有最小的共享. 这个想法的最明显应用是避免使用全局变量. 如果你将一个资源放在多个执行线路能够找到它的地方, 应当有一个很强的理由这样做。
全局变量不是共享资源的唯一方法，传递一个指针给内核的其他代码，潜在的创造了一个新的共享形式。
存取管理的常用技术是加锁或者互斥，确保在任何时间内只有一个执行线程可以操作一个共享资源。
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当内核代码创建一个会被内核其他部分共享的对象时, 这个对象必须一直存在(并且功能正常)到它知道没有对它的外部引用存在为止。
临界区：在任何给定的时间内只有一个线程可以执行代码。
旗标（信号量）：是一个整型值，结合一对函数，一个像进入临界区的进程将调用相关旗标的P，如果旗标的值大于0，这个值将减一并且继续进程。相反，如果旗标的值是0（或者更小），进程必须等待别的进程释放旗标，解锁旗标通过调用V完成，这个函数会增加旗标的值，并且。如果需要，可以唤醒等待的进程。
当旗标初始化为1时，就成了互斥锁。
初始化：void sema_init(struct semaphore *sem, int val) /* val 表示初始化值 */
互斥锁初始化： DECLARE_MUTEX(name); /* 1 name为信号量变量*/
DECLARE_MUTEX_LOCKED(name); /* 0 同上*/
动态初始化（运行时）： www.zhishiwu.com
void init_MUTEX(struct semaphore *sem);
void init_MUTEX_LOCKED(struct semaphore *sem);
P函数成为down—或者这个名字的变体：作用是是信号量减一，并且可能使调用者睡眠一会，等到旗标变为可用之后，再对共享资源进行存取。
void down(struct semaphore * sem); /* 递减信号量，并等待需要的时间 */
int down_interruptible(struct semaphore *sem); /* 可被中断的:允许一个在等待用户空间的进程被用户中断 */
int down_trylock(struct semaphore *sem); /* 从不睡眠 */
V函数：void up(struct semaphore *sem); /* 当持有一个旗标时遇到一个错误时，旗标必须在返回错误状态之前释放旗标。
注意：旗标必须在设备对系统的其他部分可用前初始化。
read and write semaphore：
down_read(struct rm_semaphore *sem); -------- down_write(struct rm_semaphore *sem)
int down_read_trylock(struct rw_semaphore *sem); ----- down_write_trylock(struct rw_semaphore *sem);
void up_read(struct rw_semaphore *sem); ---- void up_write(struct rw_semaphore *sem); www.zhishiwu.com
void downgrade_write(struct rw_semaphore *sem); //一旦完成改变后允许其他read进入。
what is the meaning of Completions?
允许一个线程告诉另一个线程工作已经完成。
一个completion的创建：
<linux/completion.h>
DDECLARE_COMLETION(my_completion);
动态创建和初始化：
struct completion my_completion;
init_completion( &my_completion);
简单的调用：
void wait_for_completion(struct completion *c) //如果没有人完成这个任务，结果会是一个不可杀死的进程。
一般调用：
void complete(struct completion *c); /* 一个等待进程 */
void complete_all(struct completion *c); /* 多个等待进程 */
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what is the meaning of spinlock?
background: 大部分加锁是有一种自旋锁机制来实现；
special case：自旋锁可用在不能睡眠的代码中，例如中断处理；
concept：互斥设备，上锁和解锁；如果锁是可用的, 这个"上锁"位被置位并且代码继续进入临界区. 相反, 如果这个锁已经被别人获得, 代码进入一个紧凑的循环中反复检查这个锁, 直到它变为可用. 这个循环就是自旋锁的"自旋"部分。（简单的形式并不是好的形势）
要求：原子操作；在超线程上避免死锁。
#include<linux/spinlock.h>
初始化定义：spinlock_t my_lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;
或者在运行时使用：void spin_lock_init(spinlock_t *lock);
在进入一个临界区时，代码必须获得需要的lock：
void spin_lock(spinlock_t *lock); /* 由于不可中断 自旋直到锁变为可用*/
释放锁：
void spin_unlock(spinlock_t *lock);
原则上：不能睡眠；不能因为任何原因放弃处理器，除了服务中断（并且有时即便如此也不行）；自旋锁必须一直是尽可能短时间得持有。
原因：内核抢占；睡眠可能发生在从用户空间拷贝数据，分配内存的任何操作等等;中断在获得自旋操作之后，但是中断操作中的代码又需要获得这把锁，这就会发生永久的自旋。（避免这个陷阱需要在持有自旋锁时禁止中断）
void spin_lock(spinlock_t *lock);
void spin_lock_irqsave(spinlock_t *lock, unsigned long flags);
void spin_lock_irq(spinlock_t *lock);
void spin_lock_bh(spinlock_t *lock)
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void spin_unlock(spinlock_t *lock);
void spin_unlock_irqrestore(spinlock_t *lock, unsigned long flags);
void spin_unlock_irq(spinlock_t *lock);
void spin_unlock_bh(spinlock_t *lock);
陷阱锁：
模糊的规则
加锁顺序规则
细 – 粗 – 粒度加锁
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原子变量：<asm/atomic.h>
void atomic_set(atomic_t *v, int i);
atomic_t v = ATOMIC_INIT(0);
设置原子变量 v 为整数值 i. 你也可在编译时使用宏定义 ATOMIC_INIT 初始化原子值.
int atomic_read(atomic_t *v);
返回 v 的当前值.
void atomic_add(int i, atomic_t *v);
由 v 指向的原子变量加 i. 返回值是 void, 因为有一个额外的开销来返回新值, 并且大部分时间不需要知道它.
void atomic_sub(int i, atomic_t *v);
从 *v 减去 i.
void atomic_inc(atomic_t *v);
void atomic_dec(atomic_t *v);
递增或递减一个原子变量.
int atomic_inc_and_test(atomic_t *v);
int atomic_dec_and_test(atomic_t *v);
int atomic_sub_and_test(int i, atomic_t *v);
进行一个特定的操作并且测试结果; 如果, 在操作后, 原子值是 0, 那么返回值是真; 否则, 它是假. 注意没有 atomic_add_and_test.
int atomic_add_negative(int i, atomic_t *v);
加整数变量 i 到 v. 如果结果是负值返回值是真, 否则为假.
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位操作：<asm/bitops.h>
void set_bit(nr, void *addr);
设置第 nr 位在 addr 指向的数据项中.
void clear_bit(nr, void *addr);
清除指定位在 addr 处的无符号长型数据. 它的语义与 set_bit 的相反.
void change_bit(nr, void *addr);
翻转这个位.
test_bit(nr, void *addr);
这个函数是唯一一个不需要是原子的位操作; 它简单地返回这个位的当前值.
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