Linux 内核空间 并发竞争处理 共享资源线程同步

一、并发竞争概述

并发与并行是软件工程和操作系统领域中的两个核心概念。
并发是指多个任务在时间上交替执行，虽然宏观上是同时进行，但是微观上同一时刻只有一个线程在进行动作，通过系统调度中断进行切换
并行是指在同一时间内，多个任务在多个处理器（多核CPU）上真正同时执行。

二、并发导致的竞争

由上面可知，同一实际只有一个任务在cpu中进行，但是由于linux系统支持多任务切换和中断，导致会发生资源的竞争。简单说就是任务1在使用资源（某个内存数据），此时发生了任务切换到任务2，任务2同时也操作了同一个内存数据。多个任务同时访问同一片内存区域的情况，这些任务可能会相互覆盖这段内存中的数据，造成内存数据混乱。

并发源	产生原因
多线程并发访问
抢占式并发访问	一个任务在内核态执行时，可能被更高优先级的任务抢
中断程序并发访问	中断程序打断当前正在执行的代码
SMP（多核）核间并发访问	多个 CPU 核心同时在内核中执行代码

三、共享资源的保护

所谓的临界区就是共享数据段（某段内存数据），对于临界区必须保证一次只有一个线程访问，也就是要保证临界区是原子访问的，原子访问就表示这一个访问是一个步骤，不能再进行拆分。
防止并发访问共享资源，linux提供了多种方法和处理机制，下面主要分两部分进行描述，一种是linux提供的基础方法api接口，一种是我们在实现编写驱动需要主动规避（编写程序的思维）

方法	描述
原子锁
自旋锁
信号量
互斥体
RCU	一种免锁机制
中断禁用	local_irq_disable() / local_irq_enable() local_irq_save(flags) / local_irq_restore(flags) ) 不能防止 SMP 并发。关中断时间必须非常短。
内核抢占禁用	preempt_disable()/preempt_enable()
Per-CPU Variables	DEFINE_PER_CPU()/get_cpu_var()/put_cpu_var()

3.1 原子锁

原子操作就是指不能再进一步分割的操作，一般原子操作用于变量或者位操作。假如现在要对无符号整形变量 a 赋值，值为 3，对于 C 语言来讲很简单，直接就是：

原子整形操作 API 函数

用于整型变量和位操作

• 接口位于include/linux/types.h
• /arch/arm/include/asm/atomic.h

接口
atomic_t	变量定义
ATOMIC_INIT(int i)	原子变量初始化。
int atomic_read(atomic_t*v)	读取 v的值，并且返回
void atomic_set(atomic_t *v, int i)	向 v写入 i值。
void atomic_add(int i, atomic_t *v)	给 v加上 i值。
void atomic_sub(int i, atomic_t *v)	从 v减去 i值。
void atomic_inc(atomic_t *v)	给 v加 1，也就是自增。
void atomic_dec(atomic_t *v)	从 v减 1，也就是自减 。
int atomic_dec_return(atomic_t *v)	从 v减 1，并且返回v的值 。
int atomic_inc_return(atomic_t *v)	给 v加 1，并且返回 v的值。
int atomic_sub_and_test(int i, atomic_t *v)	从 v减 i，如果结果为0就返回真，否则就返回假
int atomic_dec_and_test(atomic_t *v)	从 v减 1，如果结果为0就返回真，否则就返回假
int atomic_inc_and_test(atomic_t *v)	给 v加 1，如果结果为0就返回真，否则就返回假
int atomic_add_negative(int i, atomic_t *v)	给 v加 i，如果结果为负就返回真，否则返回假

• 64位的整型原子操作将“atomic_”前缀换成“atomic64_”，将int换成long long

位原子操作函数

接口	描述
void set_bit(int nr, void *p)	将p地址的nr位置1
void clear_bit(int nr,void *p)	将p地址的nr位清零
void change_bit(int nr, void *p)	将p地址的nr位反转
int test_bit(int nr, void *p)	获取p地址的nr位的值
int test_and_set_bit(int nr, void *p)	将p地址的nr位置1，并且返回nr位原来的值
int test_and_clear_bit(int nr, void *p)	将p地址的nr位清0，并且返回nr位原来的值
int test_and_change_bit(int nr, void *p)	将p地址的nr位翻转，并且返回nr位原来的值

3.2 自旋锁

/include/linux/spinlock.h

含义

当一个线程要访问某个共享资源的时候首先要先获取相应的锁，锁只能被一个线程持有，
只要此线程不释放持有的锁，那么其他的线程就不能获取此锁。对于自旋锁而言，如果自旋锁
正在被线程 A 持有，线程 B 想要获取自旋锁，那么线程 B 就会处于忙循环-旋转-等待状态，线
程 B 不会进入休眠状态或者说去做其他的处理，而是会一直等待锁可用。

使用范围

• 原子操作只能对整形变量或者位进行保护，自旋锁用于大的资源保护
• 自旋锁API 函数适用于SMP或支持抢占的单CPU下线程之间的并发访问，也就是用于线程与线程之间
• 适用于锁持有时间非常短的场景

注意事项

• （死锁问题）

  • 睡眠阻塞引起的死锁
    被自旋锁保护的临界区一定不能调用任何能够引起睡眠和阻塞的API 函数 否则的话会可能会导致死锁现象的发生。自旋锁会自动禁止抢占，也就说当线程 A得到锁以后会暂时禁止内核抢占。如果线程 A 在持有锁期间进入了休眠状态，那么线程 A 会自动放弃 CPU 使用权。线程 B 开始运行，线程 B 也想要获取锁，但是此时锁被 A 线程持有，而且内核抢占还被禁止了！线程 B 无法被调度出去，那么线程 A 就无法运行，锁也就无法释放，死锁发生。
  • 中断导致的死锁
    线程A先运行，并且获取到了lock这个锁，当线程A运行 functionA函数的时候中断发生了，中断抢走了CPU使用权。中断服务函数也要获取lock这个锁，但是这个锁被线程A占有着，中断就会一直自旋，等待锁有效。但是在中断服务函数执行完之前，线程A是不可能执行的，死锁发生
  • 不能递归申请自旋锁
    递归的方式申请一个正在持有的锁，那么就必须“自旋”，等待锁被释放，然而正处于“自旋”状态，根本没法释放锁。

• 锁的持有时间不能太长
  因为在等待自旋锁的时候处于“自旋”状态，因此锁的持有时间不能太长，一定要短，否则的话会降低系统性能。如果临界区比较大，运行时间比较长的话要选择其他的并发处理方式，比如的信号量和互斥体。

• 在编写驱动程序的时候我们必须考虑到驱动的可移植性，因此不管你用的是单核的还是多核的 SOC，都将其当做多核 SOC 来编写驱动程序。

API接口函数

线程间使用自旋锁

函数	描述
spinlock_t	变量定义
DEFINE_SPINLOCK(spinlock_t lock)	定义并初始化一个自旋变量
int spin_lock_init(spinlock_t *lock)	初始化自旋锁
void spin_lock(spinlock_t *lock)	获取指定的自旋锁，也叫加锁
void spin_unlock(spinlock_t *lock)	释放指定的自旋锁。
int spin_trylock(spinlock_t *lock)	尝试获取指定的锁，如果没有获取到，返回0
int spin_is_locked(spinlock_t *lock)	检查指定的自旋锁是否被获取，如果没有被获取返回非0，否则返回0.

中断和线程间中使用自旋锁

在中断里面使用自旋锁的时候，在获取锁之前一定要先禁止本地中断(也就是本 CPU 中断，对于多核 SOC来说会有多个 CPU 核)

函数	描述
void spin_lock_irq(spinlock_t *lock)	禁止本地中断，并获取自旋锁。
void spin_unlock_irq(spinlock_t *lock)	激活本地中断，并释放自旋锁。
void spin_lock_irqsave(spinlock_t *lock, unsigned long flags)	保存中断状态，禁止本地中断，并获取自旋锁。
void spin_unlock_irqrestore(spinlock_t *lock, unsigned long flags)	将中断状态恢复到以前的状态，并且激活本地中断，释放自旋锁。

使用 spin_lock_irq/spin_unlock_irq 的时候需要用户能够确定加锁之前的中断状态，实际上内核很庞大我们是很难确定某个时刻的中断状态，因此不推荐使用spin_lock_irq/spin_unlock_irq。
建议使用 spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore，这一组函数会保存中断状态，在释放锁的时候会恢复中断状态。
一般在线程中使用 spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore，在中断中使用 spin_lock/spin_unlock

 DEFINE_SPINLOCK(lock) /* 定义并初始化一个锁 *//* 线程 A */
void functionA (){
unsigned long flags; /* 中断状态 */
spin_lock_irqsave(&lock, flags) /* 获取锁 *//* 临界区 */
spin_unlock_irqrestore(&lock, flags) /* 释放锁 */
}/* 中断服务函数 */
void irq() {
spin_lock(&lock) /* 获取锁 */
/* 临界区 */
spin_unlock(&lock) /* 释放锁 */
}

下半部（未完）

下半部竞争处理API函数

读写锁

读写自旋锁为读和写操作提供了不同的锁

• 一次只能一个线程持有写锁，而且不能进行读操作。
• 当没有写操作的时候允许一个或多个线程持有读锁，可以进行并发的读操作。

接口函数	描述
rwlock_t	变量定义
DEFINE_RWLOCK(rwlock_t lock)	定义并初始化读写锁
void rwlock_init(rwlock_t *lock)	初始化读写锁。

读锁
void read_lock(rwlock_t *lock)	获取读锁。
void read_unlock(rwlock_t *lock)	释放读锁。
void read_lock_irq(rwlock_t *lock)	禁止本地中断，并且获取读锁。
void read_unlock_irq(rwlock_t *lock)	打开本地中断，并且释放读锁。
void read_lock_irqsave(rwlock_t *lock,unsigned long flags)	保存中断状态，禁止本地中断，并获取读锁。
void read_unlock_irqrestore(rwlock_t *lock,unsigned long flags)	中断状态恢复到以前的状态，激活本地中断，释放读锁。
void read_lock_bh(rwlock_t *lock)	关闭下半部，并获取读锁。
void read_unlock_bh(rwlock_t *lock)	打开下半部，并释放读锁。

写锁
void write_lock(rwlock_t *lock)	获取写锁。
void write_unlock(rwlock_t *lock)	释放写锁。
void write_lock_irq(rwlock_t *lock)	禁止本地中断，并且获取写锁。
void write_unlock_irq(rwlock_t *lock)	打开本地中断，并且释放写锁。
void write_lock_irqsave(rwlock_t *lock,unsigned long flags)	保存中断状态，禁止本地中断，并获取写锁。
void write_unlock_irqrestore(rwlock_t *lock,unsigned long flags)	中断状态恢复到以前的状态，激活本地中断，释放读锁。
void write_lock_bh(rwlock_t *lock)	关闭下半部，并获取读锁。
void write_unlock_bh(rwlock_t *lock)	打开下半部，并释放读锁。

顺序锁

顺序锁是读写锁的优化版本，读写锁不允许同时读写，而使用顺序锁可以完成同时进行读和写的操作，但并不允许同时的写。虽然顺序锁可以同时进行读写操作，但并不建议这样，读取的过程并不能保证数据的完整性。

• 顺序锁保护的资源不能是指针，因为如果在写操作的时候可能会导致指针无效，而这个时候恰巧有读操作访问指针的话就可能导致意外发生，比如读取野指针导致系统崩溃

函数	描述
seqlock_t	变量定义
DEFINE_SEQLOCK(seqlock_t sl)	定义并初始化顺序锁
void seqlock_ini seqlock_t *sl)	初始化顺序锁

写锁	描述
void write_seqlock(seqlock_t *sl)	获取写顺序锁
void write_sequnlock(seqlock_t *sl)	释放写顺序锁
void write_seqlock_irq(seqlock_t *sl)	禁止本地中断，并且获取写顺序锁
void write_sequnlock_irq(seqlock_t *sl)	打开本地中断，并且释放写顺序锁
void write_seqlock_irqsave(seqlock_t *sl,unsigned long flags)	保存中断状态，禁止本地中断，并获取写顺序
void write_sequnlock_irqrestore(seqlock_t *sl,unsigned long flags)	将中断状态恢复到以前的状态，并且激活本地中断，释放写顺序锁
void write_seqlock_bh(seqlock_t *sl)	关闭下半部，并获取写读锁
void write_sequnlock_bh(seqlock_t *sl)	打开下半部，并释放写读锁

写锁	描述
DEFINE_RWLOCK(rwlock_t lock)	读单元访问共享资源的时候调用此函数，此函数会返回顺序锁的顺序号
unsigned read_seqretry(const seqlock_t *sl,unsigned start)	读结束以后调用此函数检查在读的过程中有没有对资源进行写操作，如果有的话就要重读

3.3 信号量

含义

与ucos类似。信号量本质上是一个计数器,用于进程间对共享数据对象的读取，它和管道有所不同，它不传送数据，它主要是用来保护共享资源（信号量也属于临界资源），使得资源在一个时刻只有一个进程独享。
分为计数型信号量和二值信号量。
这里只说内核空间的信号量，如果是用户空间，信号量接口不一样。

使用范围

• 与自旋锁相比，信号量可以使等待资源线程进入休眠状态，适用于那些占用资源比较久的场合。
• 信号量不能用于中断中，因为信号量会引起休眠，中断不能休眠
• 如果共享资源的持有时间比较短，不适合使用信号量了，因为休眠、切换线程引起较大开销
• 通过信号量控制访问资源的线程数，在初始化的时候将信号量值设置的大于 1，这个信号量就是计数型信号量，计数型信号量不能用于互斥访问，因为它允许多个线程同时访问共享资源。
• 如果要互斥的访问共享资源那么信号量的值就不能大于 1，此时信号量就是一个二值信号量。

API接口函数

接口函数	描述
struct semaphore	定义一个信号量
DEFINE_SEAMPHORE(name)	定义一个信号量
void sema_init(struct semaphore *sem, int val)	初始化信号量 sem，设置信号量值为 val。
void down(struct semaphore *sem)	获取信号量。
int down_trylock(struct semaphore *sem);	尝试获取信号量，如果能获取到信号量就获取，并且返回 0。如果不能就返回非 0，并且不会进入休眠。
int down_interruptible(struct semaphore *sem)	获取信号量，和 down 类似，只是使用 down 进入休眠状态的线程不能被信号打断。而使用此函数进入休眠以后是可以被信号打断的。
void up(struct semaphore *sem)	释放信号量

3.4 互斥体

在 FreeRTOS 和 UCOS 中也有互斥体，将信号量的值设置为 1 就可以使用信号量进行互斥访问了，虽然可以通过信号量实现互斥，但是 Linux 提供了一个比信号量更专业的机制来进行互斥，它就是互斥体—mutex。互斥访问表示一次只有一个线程可以访问共享资源，不能递归申请互斥体。在我们编写 Linux 驱动的时候遇到需要互斥访问的地方建议使用 mutex。

使用范围

• 类似信号量，但是是互斥访问

注意事项

• mutex 可以导致休眠，因此不能在中断中使用 mutex，中断中只能使用自旋锁。
• 和信号量一样，mutex 保护的临界区可以调用引起阻塞的 API 函数。
• 因为一次只有一个线程可以持有 mutex，因此，必须由 mutex 的持有者释放 mutex。并且 mutex 不能递归上锁和解锁。

API函数

函数	描述
struct mutex	定义mutex变量
DEFINE_MUTEX(name)	定义并初始化一个 mutex变量
void mutex_init(mutex *lock)	初始化 mutex
void mutex_lock(struct mutex *lock)	获取 mutex，也就是给 mutex上锁。如果获取不到就进休眠
void mutex_unlock(struct mutex *lock)	释放 mutex，也就给 mutex解锁
int mutex_trylock(struct mutex *lock)	判断 mutex是否被获取，如果是的话就返回，否则返回0
int mutex_lock_interruptible(struct mutex *lock)	使用此函数获取信号量失败进入休眠以后可以被信号打断

3.5 RCU（未完）

https://www.cnblogs.com/codestack/p/12447983.html
https://blog.csdn.net/zhoutaopower/article/details/86646688

四、线程间同步机制（未完）

方法	描述
等待队列（Wait Queues）	任务在某个条件不满足时，睡眠在一个队列上，直到另一个任务（或中断）唤醒它
完成量（Completions）
内核定时器（Timers）

五 编程思路

除了使用内核提供的同步原语，良好的设计可以从根本上减少竞争和死锁的风险。

总则： 保持临界区尽可能的短小。在进入临界区之前获取锁，做完对共享资源的最小必要操作后，立即释放锁。不要在临界区内进行耗时的操作（如文件 I/O、网络操作、等待用户输入等）。

1. 识别所有共享资源：
   在编写代码前，明确哪些是共享资源（全局变量、静态局部变量、硬件状态、链表等）。
   为每一个共享资源明确一个锁（或其它同步机制）。不要试图用一个锁保护所有东西（性能差），也不要用过多的锁（复杂度高）。
2. 锁的粒度：
   粗粒度锁： 一个锁保护很多资源。简单，但并发性差。
   细粒度锁： 为不同的资源使用不同的锁。并发性好，但设计复杂，容易引起死锁。
   原则： 在满足安全性的前提下，尽可能使用细粒度锁以提高性能。
3. 锁的顺序规则
   当代码需要同时持有多个锁时，必须定义一个全局的、固定的获取顺序。所有代码都必须按照这个顺序来获取锁。
   如果顺序不一致，就可能发生 **A 持有锁1等待锁2，B 持有锁2等待锁1” 的经典死锁场景。
4. 避免在持有锁时睡眠：
   自旋锁时绝对不能睡眠。
   持有互斥体或信号量时，睡眠要非常小心，确保不会导致不可接受的延迟或意想不到的死锁。
5. 中断上下文与进程上下文
   如果中断处理程序和进程上下文共享数据，必须使用 spin_lock_irqsave() 来保护，以防止中断导致死锁。
   考虑使用 tasklet 或 workqueue 将中断中的大部分工作推迟到进程上下文中执行，从而简化同步。
6. 使用无锁算法和RCU：
   对于读多写少的场景，可以考虑使用读-复制-更新 机制。它允许读者在无锁的情况下访问数据，性能极高。
   无锁编程非常复杂，仅在性能瓶颈明确且无法通过其它方式优化时使用。

总结：

场景	推荐同步机制
短临界区，SMP并发，中断并发	spin_lock_irqsave() / spin_unlock_irqrestore()
短临界区，仅需SMP安全并发，中断不参与竞争	spin_lock() / spin_unlock()
长临界区，中断不参与竞争	sema_init信号量
长临界区，中断不参与竞争，任务间互斥	mutex_lock() / mutex_unlock()
简单的计数器/标志位	atomic_t 操作
等待某个事件完成	completion 机制
读操作远多于写操作的共享数据	考虑 RCU