很早之前就接触过同步这个概念了，但是一直都很模糊，没有深入地学习了解过，近期有时间了，就花时间研习了一下《linux内核标准教程》和《深入linux设备驱动程序内核机制》这两本书的相关章节。趁刚看完，就把相关的内容总结一下。为了弄清楚什么事同步机制，必须要弄明白以下三个问题：
1、什么是互斥与同步？（通俗理解）
2、Linux为什么需要同步机制？
在操作系统引入了进程概念，进程成为调度实体后，系统就具备了并发执行多个进程的能力，但也导致了系统中各个进程之间的资源竞争和共享。另外，由于中断、异常机制的引入，以及内核态抢占都导致了这些内核执行路径（进程）以交错的方式运行。对于这些交错路径执行的内核路径，如不采取必要的同步措施，将会对一些关键数据结构进行交错访问和修改，从而导致这些数据结构状态的不一致，进而导致系统崩溃。因此，为了确保系统高效稳定有序地运行，linux必须要采用同步机制。
3、Linux内核提供了哪些同步机制？
在学习linux内核同步机制之前，先要了解以下预备知识：（临界资源与并发源）Linux系统下并发的主要来源有：
如前所述可知：采用同步机制的目的就是避免多个进程并发并发访问同一临界资源。
Linux内核同步机制：
（1）禁用中断 （单处理器不可抢占系统）
由前面可以知道，对于单处理器不可抢占系统来说，系统并发源主要是中断处理。因此在进行临界资源访问时，进行禁用/使能中断即可以达到消除异步并发源的目的。Linux系统中提供了两个宏local_irq_enable与 local_irq_disable来使能和禁用中断。在linux系统中，使用这两个宏来开关中断的方式进行保护时，要确保处于两者之间的代码执行时间不能太长，否则将影响到系统的性能。（不能及时响应外部中断）
（2）自旋锁
应用背景：自旋锁的最初设计目的是在多处理器系统中提供对共享数据的保护。
自旋锁的设计思想：在多处理器之间设置一个全局变量V,表示锁。并定义当V=1时为锁定状态，V=0时为解锁状态。自旋锁同步机制是针对多处理器设计的，属于忙等机制。自旋锁机制只允许唯一的一个执行路径持有自旋锁。如果处理器A上的代码要进入临界区，就先读取V的值。如果V!=0说明是锁定状态，表明有其他处理器的代码正在对共享数据进行访问，那么此时处理器A进入忙等状态（自旋）；如果V=0，表明当前没有其他处理器上的代码进入临界区，此时处理器A可以访问该临界资源。然后把V设置为1，再进入临界区，访问完毕后离开临界区时将V设置为0。
注意：必须要确保处理器A“读取V,半段V的值与更新V”这一操作是一个原子操作。所谓的原子操作是指，一旦开始执行，就不可中断直至执行结束。
自旋锁的分类：
2.1、普通自旋锁
普通自旋锁由数据结构spinlock_t来表示，该数据结构在文件src/include/linux/spinlock_types.h中定义。定义如下：
typedef struct { raw_spinklock_t raw_lock;
#ifdefined(CONFIG_PREEMPT) && defined(CONFIG_SMP)
unsigned int break_lock;
#endif
} spinlock_t;
成员raw_lock：该成员变量是自旋锁数据类型的核心，它展开后实质上是一个Volatileunsigned类型的变量。具体的锁定过程与它密切相关，该变量依赖于内核选项CONFIG_SMP。(是否支持多对称处理器)
成员break_lock：同时依赖于内核选项CONFIG_SMP和CONFIG_PREEMPT(是否支持内核态抢占),该成员变量用于指示当前自旋锁是否被多个内核执行路径同时竞争、访问。
在单处理器系统下：CONFIG_SMP没有选中时，变量类型raw_spinlock_t退化为一个空结构体。相应的接口函数也发生了退化。相应的加锁函数spin_lock()和解锁函数spin_unlock()退化为只完成禁止内核态抢占、使能内核态抢占。
在多处理器系统下：选中CONFIG_SMP时，核心变量raw_lock的数据类型raw_lock_t在文件中src/include/asm-i386/spinlock_types.h中定义如下：
typedef struct { volatileunsigned int slock;} raw_spinklock_t;
从定义中可以看出该数据结构定义了一个内核变量，用于计数工作。当结构中成员变量slock的数值为1时，表示自旋锁处于非锁定状态，可以使用。否则，表示处于锁定状态，不可以使用。
普通自旋锁的接口函数：
spin_lock_init(lock) //声明自旋锁是，初始化为锁定状态
spin_lock(lock)//锁定自旋锁，成功则返回，否则循环等待自旋锁变为空闲
spin_unlock(lock) //释放自旋锁，重新设置为未锁定状态
spin_is_locked(lock) //判断当前锁是否处于锁定状态。若是，返回1.
spin_trylock(lock) //尝试锁定自旋锁lock,不成功则返回0，否则返回1
spin_unlock_wait(lock) //循环等待，直到自旋锁lock变为可用状态。
spin_can_lock(lock) //判断该自旋锁是否处于空闲状态。
普通自旋锁总结：自旋锁设计用于多处理器系统。当系统是单处理器系统时，自旋锁的加锁、解锁过程分为别退化为禁止内核态抢占、使能内核态抢占。在多处理器系统中，当锁定一个自旋锁时，需要首先禁止内核态抢占，然后尝试锁定自旋锁，在锁定失败时执行一个死循环等待自旋锁被释放；当解锁一个自旋锁时，首先释放当前自旋锁，然后使能内核态抢占。
2.2、自旋锁的变种
在前面讨论spin_lock很好的解决了多处理器之间的并发问题。但是如果考虑如下一个应用场景：处理器上的当前进程A要对某一全局性链表g_list进行操作，所以在操作前调用了spin_lock获取锁，然后再进入临界区。如果在临界区代码当中，进程A所在的处理器上发生了一个外部硬件中断，那么这个时候系统必须暂停当前进程A的执行转入到中断处理程序当中。假如中断处理程序当中也要操作g_list，由于它是共享资源，在操作前必须要获取到锁才能进行访问。因此当中断处理程序试图调用spin_lock获取锁时，由于该锁已经被进程A持有，中断处理程序将会进入忙等状态（自旋）。从而就会出现大问题了：中断程序由于无法获得锁，处于忙等（自旋）状态无法返回；由于中断处理程序无法返回，进程A也处于没有执行完的状态，不会释放锁。因此这样导致了系统的死锁。即spin_lock对存在中断源的情况是存在缺陷的，因此引入了它的变种。
spin_lock_irq(lock)
spin_unlock_irq(lock)
相比于前面的普通自旋锁，它在上锁前增加了禁用中断的功能，在解锁后，使能了中断。
2.3、读写自旋锁rwlock
应用背景：前面说的普通自旋锁spin_lock类的函数在进入临界区时，对临界区中的操作行为不细分。只要是访问共享资源，就执行加锁操作。但是有时候，比如某些临界区的代码只是去读这些共享的数据，并不会改写，如果采用spin_lock()函数，就意味着，任意时刻只能有一个进程可以读取这些共享数据。如果系统中有大量对这些共享资源的读操作，很明显spin_lock将会降低系统的性能。因此提出了读写自旋锁rwlock的概念。对照普通自旋锁，读写自旋锁允许多个读者进程同时进入临界区，交错访问同一个临界资源，提高了系统的并发能力，提升了系统的吞吐量。
读写自旋锁有数据结构rwlock_t来表示。定义在…/spinlock_types.h中
读写自旋锁的接口函数：
DEFINE_RWLOCK(lock) //声明读写自旋锁lock，并初始化为未锁定状态
write_lock(lock) //以写方式锁定，若成功则返回，否则循环等待
write_unlock(lock) //解除写方式的锁定，重设为未锁定状态
read_lock(lock) //以读方式锁定，若成功则返回，否则循环等待
read_unlock(lock) //解除读方式的锁定，重设为未锁定状态
读写自旋锁的工作原理：
对于读写自旋锁rwlock，它允许任意数量的读取者同时进入临界区，但写入者必须进行互斥访问。一个进程要进行读，必须要先检查是否有进程正在写入，如果有，则自旋（忙等），否则获得锁。一个进程要进程写，必须要先检查是否有进程正在读取或者写入，如果有，则自旋（忙等）否则获得锁。即读写自旋锁的应用规则如下：
(1)如果当前有进程正在写，那么其他进程就不能读也不能写。
(2)如果当前有进程正在读，那么其他程序可以读，但是不能写。
2.4、顺序自旋锁seqlock
应用背景：顺序自旋锁主要用于解决自旋锁同步机制中，在拥有大量读者进程时，写进程由于长时间无法持有锁而被饿死的情况，其主要思想是：为写进程提高更高的优先级，在写锁定请求出现时，立即满足写锁定的请求，无论此时是否有读进程正在访问临界资源。但是新的写锁定请求不会，也不能抢占已有写进程的写锁定。
顺序锁的设计思想：对某一共享数据读取时不加锁，写的时候加锁。为了保证读取的过程中不会因为写入者的出现导致该共享数据的更新，需要在读取者和写入者之间引入一个整形变量，称为顺序值sequence。读取者在开始读取前读取该sequence，在读取后再重新读取该值，如果与之前读取到的值不一致，则说明本次读取操作过程中发生了数据更新，读取操作无效。因此要求写入者在开始写入的时候更新。
顺序自旋锁由数据结构seqlock_t表示，定义在src/include/linux/seqlcok.h
顺序自旋锁访问接口函数:
seqlock_init(seqlock) //初始化为未锁定状态
read_seqbgin()、read_seqretry() //保证数据的一致性
write_seqlock(lock) //尝试以写锁定方式锁定顺序锁
write_sequnlock(lock) //解除对顺序锁的写方式锁定，重设为未锁定状态。
顺序自旋锁的工作原理：写进程不会被读进程阻塞，也就是，写进程对被顺序自旋锁保护的临界资源进行访问时，立即锁定并完成更新工作，而不必等待读进程完成读访问。但是写进程与写进程之间仍是互斥的，如果有写进程在进行写操作，其他写进程必须循环等待，直到前一个写进程释放了自旋锁。顺序自旋锁要求被保护的共享资源不包含有指针，因为写进程可能使得指针失效，如果读进程正要访问该指针，将会出错。同时，如果读者在读操作期间，写进程已经发生了写操作，那么读者必须重新读取数据，以便确保得到的数据是完整的。
（3）信号量机制（semaphore）
应用背景：前面介绍的自旋锁同步机制是一种“忙等”机制，在临界资源被锁定的时间很短的情况下很有效。但是在临界资源被持有时间很长或者不确定的情况下，忙等机制则会浪费很多宝贵的处理器时间。针对这种情况，linux内核中提供了信号量机制，此类型的同步机制在进程无法获取到临界资源的情况下，立即释放处理器的使用权，并睡眠在所访问的临界资源上对应的等待队列上；在临界资源被释放时，再唤醒阻塞在该临界资源上的进程。另外，信号量机制不会禁用内核态抢占，所以持有信号量的进程一样可以被抢占，这意味着信号量机制不会给系统的响应能力，实时能力带来负面的影响。
信号量设计思想：除了初始化之外，信号量只能通过两个原子操作P()和V()访问，也称为down()和up()。down()原子操作通过对信号量的计数器减1，来请求获得一个信号量。如果操作后结果是0或者大于0，获得信号量锁，任务就可以进入临界区。如果操作后结果是负数，任务会放入等待队列，处理器执行其他任务；对临界资源访问完毕后，可以调用原子操作up()来释放信号量，该操作会增加信号量的计数器。如果该信号量上的等待队列不为空，则唤醒阻塞在该信号量上的进程。
信号量的分类：
3.1、普通信号量
普通信号量由数据结构struct semaphore来表示，定义在src/inlcude/ asm-i386/semaphore.h中.
信号量（semaphore）定义如下：
<include/linux/semaphore.h>
struct semaphore{
spinlock_t lock; //自旋锁，用于实现对count的原子操作
unsigned int count; //表示通过该信号量允许进入临界区的执行路径的个数
struct list_head wait_list; //用于管理睡眠在该信号量上的进程
};
普通信号量的接口函数：
sema_init(sem,val) //初始化信号量计数器的值为val
int_MUTEX(sem) //初始化信号量为一个互斥信号量
down(sem) //锁定信号量，若不成功，则睡眠在等待队列上
up(sem) //释放信号量，并唤醒等待队列上的进程
DOWN操作：linux内核中，对信号量的DOWN操作有如下几种：
void down(struct semaphore *sem); //不可中断
int down_interruptible(struct semaphore *sem);//可中断
int down_killable(struct semaphore *sem);//睡眠的进程可以因为受到致命信号而被唤醒，中断获取信号量的操作。
int down_trylock(struct semaphore *sem);//试图获取信号量，若无法获得则直接返回1而不睡眠。返回0则 表示获取到了信号量
int down_timeout(struct semaphore *sem,long jiffies);//表示睡眠时间是有限制的，如果在jiffies指明的时间到期时仍然无法获得信号量，则将返回错误码。
在以上四种函数中，驱动程序使用的最频繁的就是down_interruptible函数
UP操作：LINUX内核只提供了一个up函数
void up(struct semaphore *sem)
加锁处理过程：加锁过程由函数down()完成，该函数负责测试信号量的状态，在信号量可用的情况下，获取该信号量的使用权，否则将当前进程插入到当前信号量对应的等待队列中。函数调用关系如下：down()->__down_failed()->__down.函数说明如下：
down()功能介绍：该函数用于对信号量sem进行加锁，在加锁成功即获得信号的使用权是，直接退出，否则，调用函数__down_failed()睡眠到信号量sem的等待队列上。__down()功能介绍：该函数在加锁失败时被调用，负责将进程插入到信号量 sem的等待队列中，然后调用调度器，释放处理器的使用权。
解锁处理过程：普通信号量的解锁过程由函数up()完成，该函数负责将信号计数器count的值增加1，表示信号量被释放，在有进程阻塞在该信号量的情况下，唤醒等待队列中的睡眠进程。
3.2读写信号量(rwsem)
应用背景：为了提高内核并发执行能力，内核提供了读入者信号量和写入者信号量。它们的概念和实现机制类似于读写自旋锁。
工作原理：该信号量机制使得所有的读进程可以同时访问信号量保护的临界资源。当进程尝试锁定读写信号量不成功时，则这些进程被插入到一个先进先出的队列中；当一个进程访问完临界资源，释放对应的读写信号量是，该进程负责将该队列中的进程按一定的规则唤醒。
唤醒规则：唤醒排在该先进先出队列中队首的进程，在被唤醒进程为写进程的情况下，不再唤醒其他进程；在唤醒进程为读进程的情况下，唤醒其他的读进程，直到遇到一个写进程（该写进程不被唤醒）
读写信号量的定义如下：
<include/linux/rwsem-spinlock.h>
sturct rw_semaphore{
__s32 activity; //用于表示读者或写者的数量
spinlock_t wait_lock;
struct list_head wait_list;
};
读写信号量相应的接口函数
读者up、down操作函数：
void up_read(Sturct rw_semaphore *sem);
void __sched down_read(Sturct rw_semaphore *sem);
Int down_read_trylock(Sturct rw_semaphore *sem);
写入者up、down操作函数：
void up_write(Sturct rw_semaphore *sem);
void __sched down_write(Sturct rw_semaphore *sem);
int down_write_trylock(Sturct rw_semaphore *sem);
3.3、互斥信号量
在linux系统中，信号量的一个常见的用途是实现互斥机制，这种情况下，信号量的count值为1，也就是任意时刻只允许一个进程进入临界区。为此，linux内核源码提供了一个宏DECLARE_MUTEX,专门用于这种用途的信号量定义和初始化
<include/linux/semaphore.h>
#define DECLARE_MUTEX(name) \
structsemaphore name=__SEMAPHORE_INITIALIZER(name,1)
（4）互斥锁mutex
Linux内核针对count=1的信号量重新定义了一个新的数据结构struct mutex,一般都称为互斥锁。内核根据使用场景的不同，把用于信号量的down和up操作在struct mutex上做了优化与扩展，专门用于这种新的数据类型。
（5）RCU
RCU概念：RCU全称是Read-Copy-Update(读/写-复制-更新),是linux内核中提供的一种免锁的同步机制。RCU与前面讨论过的读写自旋锁rwlock，读写信号量rwsem，顺序锁一样，它也适用于读取者、写入者共存的系统。但是不同的是，RCU中的读取和写入操作无须考虑两者之间的互斥问题。但是写入者之间的互斥还是要考虑的。
RCU原理：简单地说，是将读取者和写入者要访问的共享数据放在一个指针p中，读取者通过p来访问其中的数据，而读取者则通过修改p来更新数据。要实现免锁，读写双方必须要遵守一定的规则。
读取者的操作（RCU临界区）
对于读取者来说，如果要访问共享数据。首先要调用rcu_read_lock和rcu_read_unlock函数构建读者侧的临界区（read-side critical section），然后再临界区中获得指向共享数据区的指针，实际的读取操作就是对该指针的引用。
读取者要遵守的规则是：（1）对指针的引用必须要在临界区中完成，离开临界区之后不应该出现任何形式的对该指针的引用。（2）在临界区内的代码不应该导致任何形式的进程切换（一般要关掉内核抢占，中断可以不关）。
写入者的操作
对于写入者来说，要写入数据，首先要重新分配一个新的内存空间做作为共享数据区。然后将老数据区内的数据复制到新数据区，并根据需要修改新数据区，最后用新数据区指针替换掉老数据区的指针。写入者在替换掉共享区的指针后，老指针指向的共享数据区所在的空间还不能马上释放（原因后面再说明）。写入者需要和内核共同协作，在确定所有对老指针的引用都结束后才可以释放老指针指向的内存空间。为此，写入者要做的操作是调用call_rcu函数向内核注册一个回调函数，内核在确定所有对老指针的引用都结束时会调用该回调函数，回调函数的功能主要是释放老指针指向的内存空间。Call_rcu函数的原型如下：
Void call_rcu(struct rcu_head *head,void (*func)(struct rcu_head *rcu));
内核确定没有读取者对老指针的引用是基于以下条件的：系统中所有处理器上都至少发生了一次进程切换。因为所有可能对共享数据区指针的不一致引用一定是发生在读取者的RCU临界区，而且临界区一定不能发生进程切换。所以如果在CPU上发生了一次进程切换切换，那么所有对老指针的引用都会结束，之后读取者再进入RCU临界区看到的都将是新指针。
老指针不能马上释放的原因：这是因为系统中爱可能存在对老指针的引用，者主要发生在以下两种情况：（1）一是在单处理器范围看，假设读取者在进入RCU临界区后，刚获得共享区的指针之后发生了一个中断，如果写入者恰好是中断处理函数中的行为，那么当中断返回后，被中断进程RCU临界区中继续执行时，将会继续引用老指针。（2）另一个可能是在多处理器系统，当处理器A上的一个读取者进入RCU临界区并获得共享数据区中的指针后，在其还没来得及引用该指针时，处理器B上的一个写入者更新了指向共享数据区的指针，这样处理器A上的读取者也饿将引用到老指针。
RCU特点：由前面的讨论可以知道，RCU实质上是对读取者与写入者自旋锁rwlock的一种优化。RCU的可以让多个读取者和写入者同时工作。但是RCU的写入者操作开销就比较大。在驱动程序中一般比较少用。
为了在代码中使用RCU，所有RCU相关的操作都应该使用内核提供的RCU API函数，以确保RCU机制的正确使用，这些API主要集中在指针和链表的操作。
下面是一个RCU的典型用法范例：
<span style="font-size:14px;">//<span style="font-size:14px;">假设struct shared_data是一个在读取者和写入者之间共享的受保护数据
Struct shared_data{
Int a;
Int b;
Struct rcu_head rcu;
};
//读取者侧的代码
Static void demo_reader(struct shared_data *ptr)
{
Struct shared_data *p=NULL;
Rcu_read_lock();
P=rcu_dereference(ptr);
If(p)
Do_something_withp(p);
Rcu_read_unlock();
}
//写入者侧的代码
Static void demo_del_oldptr(struct rcu_head *rh) //回调函数
{
Struct shared_data *p=container_of(rh,struct shared_data,rcu);
Kfree(p);
}
Static void demo_writer(struct shared_data *ptr)
{
Struct shared_data *new_ptr=kmalloc(…);
…
New_ptr->a=10;
New_ptr->b=20;
Rcu_assign_pointer(ptr,new_ptr);//用新指针更新老指针
Call_rcu(ptr->rcu,demo_del_oldptr); 向内核注册回调函数，用于删除老指针指向的内存空间
}
</span></span>
（6）完成接口completion
Linux内核还提供了一个被称为“完成接口completion”的同步机制，该机制被用来在多个执行路径间作同步使用，也即协调多个执行路径的执行顺序。在此就不展开了。
原文地址：http://blog.csdn.net/fzubbsc/article/details/37736683
