14, 字符設(shè)備驅(qū)動程序設(shè)計基礎(chǔ)

主設(shè)備號和次設(shè)備號（二者一起為設(shè)備號）：一個字符設(shè)備或塊設(shè)備都有一個主設(shè)備號和一個次設(shè)備號。主設(shè)備號用來標(biāo)識與設(shè)備文件相連的驅(qū)動程序，用來反映設(shè)備類型。次設(shè)備號被驅(qū)動程序用來辨別操作的是哪個設(shè)備，用來區(qū)分同類型的設(shè)備。linux內(nèi)核中，設(shè)備號用dev_t來描述，2.6.28中定義如下：

typedefu_long dev_t;

在32位機(jī)中是4個字節(jié)，高12位表示主設(shè)備號，低12位表示次設(shè)備號。

可以使用下列宏從dev_t中獲得主次設(shè)備號：也可以使用下列宏通過主次設(shè)備號生成dev_t:

MAJOR(dev_tdev);MKDEV(intmajor,intminor);MINOR(dev_tdev);

分配設(shè)備號（兩種方法）：（1）靜態(tài)申請：

int register_chrdev_region(dev_t from,unsigned count,const char *name)；

（2）動態(tài)分配:

int alloc_chrdev_region(dev_t *dev,unsigned baseminor,unsigned count,const char *name)；

注銷設(shè)備號：

void unregister_chrdev_region(dev_t from,unsigned count)；

創(chuàng)建設(shè)備文件：利用cat/proc/devices查看申請到的設(shè)備名，設(shè)備號。（1）使用mknod手工創(chuàng)建：mknod filename type major minor（2）自動創(chuàng)建；利用udev（mdev）來實現(xiàn)設(shè)備文件的自動創(chuàng)建，首先應(yīng)保證支持udev（mdev），由busybox配置。在驅(qū)動初始化代碼里調(diào)用class_create為該設(shè)備創(chuàng)建一個class，再為每個設(shè)備調(diào)用device_create創(chuàng)建對應(yīng)的設(shè)備。

15, 字符設(shè)備驅(qū)動程序設(shè)計

設(shè)備注冊：字符設(shè)備的注冊分為三個步驟：（1）分配

cdev:struct cdev *cdev_alloc(void);

（2）初始化

cdev：void cdev_init(struct cdev *cdev,const struct file_operations *fops)；

（3）添加

cdev：int cdev_add(struct cdev *p,dev_t dev,unsigned count)

設(shè)備操作的實現(xiàn)：file_operations函數(shù)集的實現(xiàn)。

struct file_operations xxx_ops={.owner=THIS_MODULE,.llseek=xxx_llseek,.read=xxx_read,.write=xxx_write,.ioctl=xxx_ioctl,.open=xxx_open,.release=xxx_release,

…

};

特別注意：驅(qū)動程序應(yīng)用程序的數(shù)據(jù)交換：驅(qū)動程序和應(yīng)用程序的數(shù)據(jù)交換是非常重要的。file_operations中的read()和write()函數(shù)，就是用來在驅(qū)動程序和應(yīng)用程序間交換數(shù)據(jù)的。通過數(shù)據(jù)交換，驅(qū)動程序和應(yīng)用程序可以彼此了解對方的情況。但是驅(qū)動程序和應(yīng)用程序?qū)儆诓煌牡刂房臻g。驅(qū)動程序不能直接訪問應(yīng)用程序的地址空間；同樣應(yīng)用程序也不能直接訪問驅(qū)動程序的地址空間，否則會破壞彼此空間中的數(shù)據(jù)，從而造成系統(tǒng)崩潰，或者數(shù)據(jù)損壞。安全的方法是使用內(nèi)核提供的專用函數(shù)，完成數(shù)據(jù)在應(yīng)用程序空間和驅(qū)動程序空間的交換。這些函數(shù)對用戶程序傳過來的指針進(jìn)行了嚴(yán)格的檢查和必要的轉(zhuǎn)換，從而保證用戶程序與驅(qū)動程序交換數(shù)據(jù)的安全性。這些函數(shù)有：

unsignedlongcopy_to_user(void__user *to,constvoid*from,unsignedlongn);unsignedlongcopy_from_user(void*to,constvoid __user *from,unsignedlongn);

put_user(local,user);

get_user(local,user);

設(shè)備注銷:

void cdev_del(struct cdev *p)；

16，ioctl函數(shù)說明

ioctl是設(shè)備驅(qū)動程序中對設(shè)備的I/O通道進(jìn)行管理的函數(shù)。所謂對I/O通道進(jìn)行管理，就是對設(shè)備的一些特性進(jìn)行控制，例如串口的傳輸波特率、馬達(dá)的轉(zhuǎn)速等等。它的調(diào)用個數(shù)如下：

int ioctl(int fd,ind cmd,…)；

其中fd就是用戶程序打開設(shè)備時使用open函數(shù)返回的文件標(biāo)示符，cmd就是用戶程序?qū)υO(shè)備的控制命令，后面的省略號是一些補(bǔ)充參數(shù)，有或沒有是和cmd的意義相關(guān)的。

ioctl函數(shù)是文件結(jié)構(gòu)中的一個屬性分量，就是說如果你的驅(qū)動程序提供了對ioctl的支持，用戶就可以在用戶程序中使用ioctl函數(shù)控制設(shè)備的I/O通道。

命令的組織是有一些講究的，因為我們一定要做到命令和設(shè)備是一一對應(yīng)的，這樣才不會將正確的命令發(fā)給錯誤的設(shè)備，或者是把錯誤的命令發(fā)給正確的設(shè)備，或者是把錯誤的命令發(fā)給錯誤的設(shè)備。

所以在Linux核心中是這樣定義一個命令碼的：

這樣一來，一個命令就變成了一個整數(shù)形式的命令碼。但是命令碼非常的不直觀，所以LinuxKernel中提供了一些宏，這些宏可根據(jù)便于理解的字符串生成命令碼，或者是從命令碼得到一些用戶可以理解的字符串以標(biāo)明這個命令對應(yīng)的設(shè)備類型、設(shè)備序列號、數(shù)據(jù)傳送方向和數(shù)據(jù)傳輸尺寸。點擊(此處)折疊或打開

/*used tocreate numbers*/

#define _IO(type,nr) _IOC(_IOC_NONE,(type),(nr),0)

#define _IOR(type,nr,size) _IOC(_IOC_READ,(type),(nr),(_IOC_TYPECHECK(size)))

#define _IOW(type,nr,size) _IOC(_IOC_WRITE,(type),(nr),(_IOC_TYPECHECK(size)))

#define _IOWR(type,nr,size) _IOC(_IOC_READ|_IOC_WRITE,(type),(nr),(_IOC_TYPECHECK(size)))

#defin e_IOR_BAD(type,nr,size) _IOC(_IOC_READ,(type),(nr),sizeof(size))

#define _IOW_BAD(type,nr,size) _IOC(_IOC_WRITE,(type),(nr),sizeof(size))

#define _IOWR_BAD(type,nr,size)_IOC(_IOC_READ|_IOC_WRITE,(type),(nr),sizeof(size))

#define _IOC(dir,type,nr,size)\

(((dir)<<_IOC_DIRSHIFT)|\

((type)<<_IOC_TYPESHIFT)|\

((nr)<<_IOC_NRSHIFT)|\

((size)<<_IOC_SIZESHIFT))

17，文件私有數(shù)據(jù)

大多數(shù)linux的驅(qū)動工程師都將文件私有數(shù)據(jù)private_data指向設(shè)備結(jié)構(gòu)體，read等個函數(shù)通過調(diào)用private_data來訪問設(shè)備結(jié)構(gòu)體。這樣做的目的是為了區(qū)分子設(shè)備，如果一個驅(qū)動有兩個子設(shè)備（次設(shè)備號分別為0和1），那么使用private_data就很方便。

這里有一個函數(shù)要提出來：

container_of(ptr,type,member)//通過結(jié)構(gòu)體成員的指針找到對應(yīng)結(jié)構(gòu)體的的指針

其定義如下：

/**

*container_of-castamemberofastructureouttothecontainingstructure

*@ptr: thepointertothemember.

*@type: thetypeofthecontainerstructthisisembeddedin.

*@member: thenameofthememberwithinthestruct.

*

*/

#define container_of(ptr,type,member)({ \

const typeof(((type*)0)->member)*__mptr=(ptr); \

(type*)((char*)__mptr-offsetof(type,member));})

18，字符設(shè)備驅(qū)動的結(jié)構(gòu)

可以概括如下圖：字符設(shè)備是3大類設(shè)備（字符設(shè)備、塊設(shè)備、網(wǎng)絡(luò)設(shè)備）中較簡單的一類設(shè)備，其驅(qū)動程序中完成的主要工作是初始化、添加和刪除cdev結(jié)構(gòu)體，申請和釋放設(shè)備號，以及填充file_operation結(jié)構(gòu)體中操作函數(shù)，并實現(xiàn)file_operations結(jié)構(gòu)體中的read()、write()、ioctl()等重要函數(shù)。如圖所示為cdev結(jié)構(gòu)體、file_operations和用戶空間調(diào)用驅(qū)動的關(guān)系。

19, 自旋鎖與信號量

為了避免并發(fā)，防止競爭。內(nèi)核提供了一組同步方法來提供對共享數(shù)據(jù)的保護(hù)。我們的重點不是介紹這些方法的詳細(xì)用法，而是強(qiáng)調(diào)為什么使用這些方法和它們之間的差別。

Linux使用的同步機(jī)制可以說從2.0到2.6以來不斷發(fā)展完善。從最初的原子操作，到后來的信號量，從大內(nèi)核鎖到今天的自旋鎖。這些同步機(jī)制的發(fā)展伴隨Linux從單處理器到對稱多處理器的過度；伴隨著從非搶占內(nèi)核到搶占內(nèi)核的過度。鎖機(jī)制越來越有效，也越來越復(fù)雜。目前來說內(nèi)核中原子操作多用來做計數(shù)使用，其它情況最常用的是兩種鎖以及它們的變種:一個是自旋鎖，另一個是信號量。

自旋鎖自旋鎖是專為防止多處理器并發(fā)而引入的一種鎖，它在內(nèi)核中大量應(yīng)用于中斷處理等部分(對于單處理器來說，防止中斷處理中的并發(fā)可簡單采用關(guān)閉中斷的方式，不需要自旋鎖)。

自旋鎖最多只能被一個內(nèi)核任務(wù)持有，如果一個內(nèi)核任務(wù)試圖請求一個已被爭用(已經(jīng)被持有)的自旋鎖，那么這個任務(wù)就會一直進(jìn)行忙循環(huán)——旋轉(zhuǎn)——等待鎖重新可用。要是鎖未被爭用，請求它的內(nèi)核任務(wù)便能立刻得到它并且繼續(xù)進(jìn)行。自旋鎖可以在任何時刻防止多于一個的內(nèi)核任務(wù)同時進(jìn)入臨界區(qū)，因此這種鎖可有效地避免多處理器上并發(fā)運行的內(nèi)核任務(wù)競爭共享資源。

自旋鎖的基本形式如下：

spin_lock(&mr_lock);//臨界區(qū)spin_unlock(&mr_lock);

·

信號量Linux中的信號量是一種睡眠鎖。如果有一個任務(wù)試圖獲得一個已被持有的信號量時，信號量會將其推入等待隊列，然后讓其睡眠。這時處理器獲得自由去執(zhí)行其它代碼。當(dāng)持有信號量的進(jìn)程將信號量釋放后，在等待隊列中的一個任務(wù)將被喚醒，從而便可以獲得這個信號量。

信號量的睡眠特性，使得信號量適用于鎖會被長時間持有的情況；只能在進(jìn)程上下文中使用，因為中斷上下文中是不能被調(diào)度的；另外當(dāng)代碼持有信號量時，不可以再持有自旋鎖。

信號量基本使用形式為：

staticDECLARE_MUTEX(mr_sem);//聲明互斥信號量if(down_interruptible(&mr_sem))//可被中斷的睡眠，當(dāng)信號來到，睡眠的任務(wù)被喚醒//臨界區(qū)up(&mr_sem);

信號量和自旋鎖區(qū)別從嚴(yán)格意義上說，信號量和自旋鎖屬于不同層次的互斥手段，前者的實現(xiàn)有賴于后者，在信號量本身的實現(xiàn)上，為了保證信號量結(jié)構(gòu)存取的原子性，在多CPU中需要自旋鎖來互斥。信號量是進(jìn)程級的。用于多個進(jìn)程之間對資源的互斥，雖然也是在內(nèi)核中，但是該內(nèi)核執(zhí)行路徑是以進(jìn)程的身份，代表進(jìn)程來爭奪進(jìn)程。鑒于進(jìn)程上下文切換的開銷也很大，因此，只有當(dāng)進(jìn)程占用資源時間比較長時，用信號量才是較好的選擇。

當(dāng)所要保護(hù)的臨界區(qū)訪問時間比較短時，用自旋鎖是非常方便的，因為它節(jié)省上下文切換的時間，但是CPU得不到自旋鎖會在那里空轉(zhuǎn)直到執(zhí)行單元鎖為止，所以要求鎖不能在臨界區(qū)里長時間停留，否則會降低系統(tǒng)的效率

由此，可以總結(jié)出自旋鎖和信號量選用的3個原則：

1：當(dāng)鎖不能獲取到時，使用信號量的開銷就是進(jìn)程上線文切換的時間Tc，使用自旋鎖的開銷就是等待自旋鎖（由臨界區(qū)執(zhí)行的時間決定）Ts，如果Ts比較小時，應(yīng)使用自旋鎖比較好，如果Ts比較大，應(yīng)使用信號量。

2：信號量所保護(hù)的臨界區(qū)可包含可能引起阻塞的代碼，而自旋鎖絕對要避免用來保護(hù)包含這樣的代碼的臨界區(qū)，因為阻塞意味著要進(jìn)行進(jìn)程間的切換，如果進(jìn)程被切換出去后，另一個進(jìn)程企圖獲取本自旋鎖，死鎖就會發(fā)生。

3：信號量存在于進(jìn)程上下文，因此，如果被保護(hù)的共享資源需要在中斷或軟中斷情況下使用，則在信號量和自旋鎖之間只能選擇自旋鎖，當(dāng)然，如果一定要是要那個信號量，則只能通過down_trylock()方式進(jìn)行，不能獲得就立即返回以避免阻塞

自旋鎖VS信號量需求建議的加鎖方法低開銷加鎖優(yōu)先使用自旋鎖短期鎖定優(yōu)先使用自旋鎖長期加鎖優(yōu)先使用信號量中斷上下文中加鎖使用自旋鎖持有鎖是需要睡眠、調(diào)度使用信號量

20, 阻塞與非阻塞I/O

一個驅(qū)動當(dāng)它無法立刻滿足請求應(yīng)當(dāng)如何響應(yīng)？一個對 read 的調(diào)用可能當(dāng)沒有數(shù)據(jù)時到來，而以后會期待更多的數(shù)據(jù)；或者一個進(jìn)程可能試圖寫，但是你的設(shè)備沒有準(zhǔn)備好接受數(shù)據(jù)，因為你的輸出緩沖滿了。調(diào)用進(jìn)程往往不關(guān)心這種問題，程序員只希望調(diào)用 read 或 write 并且使調(diào)用返回，在必要的工作已完成后，你的驅(qū)動應(yīng)當(dāng)(缺省地)阻塞進(jìn)程，使它進(jìn)入睡眠直到請求可繼續(xù)。

阻塞操作是指在執(zhí)行設(shè)備操作時若不能獲得資源則掛起進(jìn)程，直到滿足可操作的條件后再進(jìn)行操作。

一個典型的能同時處理阻塞與非阻塞的globalfifo讀函數(shù)如下：

/*globalfifo讀函數(shù)*/

static ssize_t globalfifo_read(struct file *filp, char __user *buf, size_t count,

loff_t *ppos)

{

int ret;

struct globalfifo_dev *dev =filp->private_data;

DECLARE_WAITQUEUE(wait, current);

down(&dev->sem); /* 獲得信號量 */

add_wait_queue(&dev->r_wait, &wait); /* 進(jìn)入讀等待隊列頭 */

/* 等待FIFO非空 */

if(dev->current_len ==0) {

if(filp->f_flags &O_NONBLOCK) {

ret =-EAGAIN;

goto out;

}

__set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE); /* 改變進(jìn)程狀態(tài)為睡眠 */

up(&dev->sem);

schedule(); /* 調(diào)度其他進(jìn)程執(zhí)行 */

if(signal_pending(current)) {

/* 如果是因為信號喚醒 */

ret =-ERESTARTSYS;

goto out2;

}

down(&dev->sem);

}

/* 拷貝到用戶空間 */

if(count >dev->current_len)

count =dev->current_len;

if(copy_to_user(buf, dev->mem, count)) {

ret =-EFAULT;

goto out;

} else{

memcpy(dev->mem, dev->mem +count, dev->current_len -count); /* fifo數(shù)據(jù)前移 */

dev->current_len -=count; /* 有效數(shù)據(jù)長度減少 */

printk(KERN_INFO "read %d bytes(s),current_len:%d\n", count, dev->current_len);

wake_up_interruptible(&dev->w_wait); /* 喚醒寫等待隊列 */

ret =count;

}

out:

up(&dev->sem); /* 釋放信號量 */

out2:

remove_wait_queue(&dev->w_wait, &wait); /* 從附屬的等待隊列頭移除 */

set_current_state(TASK_RUNNING);

returnret;

}

21, poll方法

使用非阻塞I/O的應(yīng)用程序通常會使用select()和poll()系統(tǒng)調(diào)用查詢是否可對設(shè)備進(jìn)行無阻塞的訪問。select()和poll()系統(tǒng)調(diào)用最終會引發(fā)設(shè)備驅(qū)動中的poll()函數(shù)被執(zhí)行。這個方法由下列的原型:

unsigned int (*poll) (struct file *filp, poll_table *wait);

這個驅(qū)動方法被調(diào)用, 無論何時用戶空間程序進(jìn)行一個 poll, select, 或者 epoll 系統(tǒng)調(diào)用, 涉及一個和驅(qū)動相關(guān)的文件描述符. 這個設(shè)備方法負(fù)責(zé)這 2 步:

1.對可能引起設(shè)備文件狀態(tài)變化的等待隊列，調(diào)用poll_wait()函數(shù)，將對應(yīng)的等待隊列頭添加到poll_table.

2.返回一個位掩碼, 描述可能不必阻塞就立刻進(jìn)行的操作.

poll_table結(jié)構(gòu), 給 poll 方法的第 2 個參數(shù), 在內(nèi)核中用來實現(xiàn) poll, select, 和 epoll 調(diào)用; 它在 中聲明, 這個文件必須被驅(qū)動源碼包含. 驅(qū)動編寫者不必要知道所有它內(nèi)容并且必須作為一個不透明的對象使用它; 它被傳遞給驅(qū)動方法以便驅(qū)動可用每個能喚醒進(jìn)程的等待隊列來加載它, 并且可改變 poll 操作狀態(tài). 驅(qū)動增加一個等待隊列到poll_table結(jié)構(gòu)通過調(diào)用函數(shù)poll_wait:

void poll_wait (struct file *, wait_queue_head_t *, poll_table *);

poll 方法的第 2 個任務(wù)是返回位掩碼, 它描述哪個操作可馬上被實現(xiàn); 這也是直接的. 例如, 如果設(shè)備有數(shù)據(jù)可用, 一個讀可能不必睡眠而完成; poll 方法應(yīng)當(dāng)指示這個時間狀態(tài). 幾個標(biāo)志(通過 定義)用來指示可能的操作:POLLIN：如果設(shè)備可被不阻塞地讀, 這個位必須設(shè)置.POLLRDNORM：這個位必須設(shè)置, 如果”正?！睌?shù)據(jù)可用來讀. 一個可讀的設(shè)備返回(POLLIN|POLLRDNORM).POLLOUT：這個位在返回值中設(shè)置, 如果設(shè)備可被寫入而不阻塞.……poll的一個典型模板如下：

staticunsignedintglobalfifo_poll(structfile *filp, poll_table *wait)

{

unsignedintmask = 0;

structglobalfifo_dev *dev = filp->private_data; /*獲得設(shè)備結(jié)構(gòu)體指針*/

down(&dev->sem);

poll_wait(filp, &dev->r_wait, wait);

poll_wait(filp, &dev->w_wait, wait);

/*fifo非空*/

if(dev->current_len != 0) {

mask |= POLLIN | POLLRDNORM; /*標(biāo)示數(shù)據(jù)可獲得*/

}

/*fifo非滿*/

if(dev->current_len != GLOBALFIFO_SIZE) {

mask |= POLLOUT | POLLWRNORM; /*標(biāo)示數(shù)據(jù)可寫入*/

}

up(&dev->sem);

returnmask;

}

應(yīng)用程序如何去使用這個poll呢？一般用select()來實現(xiàn)，其原型為：

int select(int numfds, fd_set *readfds, fd_set *writefds, fd_set *exceptfds, struct timeval *timeout);

其中，readfds, writefds, exceptfds,分別是被select（）監(jiān)視的讀、寫和異常處理的文件描述符集合。numfds是需要檢查的號碼最高的文件描述符加1。

以下是一個具體的例子：

/*======================================================================

A test program in userspace

This example is to introduce the ways to use "select"

and driver poll

The initial developer of the original code is Baohua Song

. All Rights Reserved.

======================================================================*/#include #include #include #include #include #include

#define FIFO_CLEAR 0x1#define BUFFER_LEN 20

main()

{

intfd, num;

charrd_ch[BUFFER_LEN];

fd_set rfds,wfds;

/*以非阻塞方式打開/dev/globalmem設(shè)備文件*/

fd = open("/dev/globalfifo", O_RDONLY | O_NONBLOCK);

if(fd != - 1)

{

/*FIFO清0*/

if(ioctl(fd, FIFO_CLEAR, 0) < 0)

{

printf("ioctl command failed\n");

}

while(1)

{

FD_ZERO(&rfds);// 清除一個文件描述符集rfds

FD_ZERO(&wfds);

FD_SET(fd, &rfds);// 將一個文件描述符fd，加入到文件描述符集rfds中

FD_SET(fd, &wfds);

select(fd + 1, &rfds, &wfds, NULL, NULL);

/*數(shù)據(jù)可獲得*/

if(FD_ISSET(fd, &rfds)) //判斷文件描述符fd是否被置位

{

printf("Poll monitor:can be read\n");

}

/*數(shù)據(jù)可寫入*/

if(FD_ISSET(fd, &wfds))

{

printf("Poll monitor:can be written\n");

}

}

}

else

{

printf("Device open failure\n");

}

}

其中：FD_ZERO(fd_set *set);//清除一個文件描述符集setFD_SET(int fd, fd_set *set);//將一個文件描述符fd，加入到文件描述符集set中FD_CLEAR(int fd, fd_set *set);//將一個文件描述符fd，從文件描述符集set中清除FD_ISSET(int fd, fd_set *set);//判斷文件描述符fd是否被置位。

22，并發(fā)與競態(tài)介紹

Linux設(shè)備驅(qū)動中必須解決一個問題是多個進(jìn)程對共享資源的并發(fā)訪問，并發(fā)的訪問會導(dǎo)致競態(tài)，在當(dāng)今的Linux內(nèi)核中，支持SMP與內(nèi)核搶占的環(huán)境下，更是充滿了并發(fā)與競態(tài)。幸運的是，Linux 提供了多鐘解決競態(tài)問題的方式，這些方式適合不同的應(yīng)用場景。例如：中斷屏蔽、原子操作、自旋鎖、信號量等等并發(fā)控制機(jī)制。

并發(fā)與競態(tài)的概念并發(fā)是指多個執(zhí)行單元同時、并發(fā)被執(zhí)行，而并發(fā)的執(zhí)行單元對共享資源（硬件資源和軟件上的全局變量、靜態(tài)變量等）的訪問則很容易導(dǎo)致競態(tài)。

臨界區(qū)概念是為解決競態(tài)條件問題而產(chǎn)生的，一個臨界區(qū)是一個不允許多路訪問的受保護(hù)的代碼，這段代碼可以操縱共享數(shù)據(jù)或共享服務(wù)。臨界區(qū)操縱堅持互斥鎖原則（當(dāng)一個線程處于臨界區(qū)中，其他所有線程都不能進(jìn)入臨界區(qū)）。然而，臨界區(qū)中需要解決的一個問題是死鎖。

23， 中斷屏蔽

在單CPU 范圍內(nèi)避免競態(tài)的一種簡單而省事的方法是進(jìn)入臨界區(qū)之前屏蔽系統(tǒng)的中斷。CPU 一般都具有屏蔽中斷和打開中斷的功能，這個功能可以保證正在執(zhí)行的內(nèi)核執(zhí)行路徑不被中斷處理程序所搶占，有效的防止了某些競態(tài)條件的發(fā)送，總之，中斷屏蔽將使得中斷與進(jìn)程之間的并發(fā)不再發(fā)生。

中斷屏蔽的使用方法：

local_irq_disable() /屏蔽本地CPU 中斷/

…..

critical section /臨界區(qū)受保護(hù)的數(shù)據(jù)/

…..

local_irq_enable() /打開本地CPU 中斷/

由于Linux 的異步I/O、進(jìn)程調(diào)度等很多重要操作都依賴于中斷，中斷對內(nèi)核的運行非常重要，在屏蔽中斷期間的所有中斷都無法得到處理，因此長時間屏蔽中斷是非常危險的，有可能造成數(shù)據(jù)的丟失，甚至系統(tǒng)崩潰的后果。這就要求在屏蔽了中斷后，當(dāng)前的內(nèi)核執(zhí)行路徑要盡快地執(zhí)行完臨界區(qū)代碼。

與local_irq_disable()不同的是，local_irq_save(flags)除了進(jìn)行禁止中斷的操作外，還保存當(dāng)前CPU 的中斷狀態(tài)位信息；與local_irq_enable()不同的是，local_irq_restore(flags)除了打開中斷的操作外，還恢復(fù)了CPU 被打斷前的中斷狀態(tài)位信息。

24, 原子操作

原子操作指的是在執(zhí)行過程中不會被別的代碼路徑所中斷的操作，Linux 內(nèi)核提供了兩類原子操作——位原子操作和整型原子操作。它們的共同點是在任何情況下都是原子的，內(nèi)核代碼可以安全地調(diào)用它們而不被打斷。然而，位和整型變量原子操作都依賴于底層CPU 的原子操作來實現(xiàn)，因此這些函數(shù)的實現(xiàn)都與 CPU 架構(gòu)密切相關(guān)。

1 整型原子操作1）、設(shè)置原子變量的值

voidatomic_set(atomic v,int i); /設(shè)置原子變量的值為 i */

atomic_t v = ATOMIC_INIT(0); /定義原子變量 v 并初始化為 0 /

2）、獲取原子變量的值

int atomic_read(atomic_t v) /返回原子變量 v 的當(dāng)前值*/

3）、原子變量加/減

void atomic_add(int i,atomic_t v) /原子變量增加 i */

void atomic_sub(int i,atomic_t v) /原子變量減少 i */

4）、原子變量自增/自減

void atomic_inc(atomic_t v) /原子變量增加 1 */

void atomic_dec(atomic_t v) /原子變量減少 1 */

5）、操作并測試

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);

上述操作對原子變量執(zhí)行自增、自減和減操作后測試其是否為 0 ，若為 0 返回true，否則返回false。注意：沒有atomic_add_and_test(int i, atomic_t *v)。

6）、操作并返回

int atomic_add_return(int i, atomic_t *v);

int atomic_sub_return(int i, atomic_t *v);

int atomic_inc_return(atomic_t *v);

int atomic_dec_return(atomic_t *v);

上述操作對原子變量進(jìn)行加/減和自增/自減操作，并返回新的值。

2 位原子操作1）、設(shè)置位

void set_bit(nr,void addr);/設(shè)置addr 指向的數(shù)據(jù)項的第 nr 位為1 */

2）、清除位

void clear_bit(nr,void addr)/設(shè)置addr 指向的數(shù)據(jù)項的第 nr 位為0 */

3）、取反位

void change_bit(nr,void addr); /對addr 指向的數(shù)據(jù)項的第 nr 位取反操作*/

4）、測試位

test_bit(nr,void addr);/返回addr 指向的數(shù)據(jù)項的第 nr位*/

5）、測試并操作位

int test_and_set_bit(nr, void *addr);

int test_and_clear_bit(nr,void *addr);

int test_amd_change_bit(nr,void *addr);

25， 自旋鎖

自旋鎖（spin lock）是一種典型的對臨界資源進(jìn)行互斥訪問的手段。為了獲得一個自旋鎖，在某CPU 上運行的代碼需先執(zhí)行一個原子操作，該操作測試并設(shè)置某個內(nèi)存變量，由于它是原子操作，所以在該操作完成之前其他執(zhí)行單元不能訪問這個內(nèi)存變量。如果測試結(jié)果表明鎖已經(jīng)空閑，則程序獲得這個自旋鎖并繼續(xù)執(zhí)行；如果測試結(jié)果表明鎖仍被占用，則程序?qū)⒃谝粋€小的循環(huán)里面重復(fù)這個“測試并設(shè)置” 操作，即進(jìn)行所謂的“自旋”。

理解自旋鎖最簡單的方法是把它當(dāng)做一個變量看待，該變量把一個臨界區(qū)標(biāo)記為“我在這運行了，你們都稍等一會”，或者標(biāo)記為“我當(dāng)前不在運行，可以被使用”。

Linux中與自旋鎖相關(guān)操作有：1）、定義自旋鎖

spinlock_t my_lock;

2）、初始化自旋鎖

spinlock_t my_lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED; /靜態(tài)初始化自旋鎖/

void spin_lock_init(spinlock_t lock); /動態(tài)初始化自旋鎖*/

3）、獲取自旋鎖

/若獲得鎖立刻返回真，否則自旋在那里直到該鎖保持者釋放/

void spin_lock(spinlock_t *lock);

/若獲得鎖立刻返回真，否則立刻返回假，并不會自旋等待/

void spin_trylock(spinlock_t *lock)

4）、釋放自旋鎖

void spin_unlock(spinlock_t *lock)

自旋鎖的一般用法：

spinlock_t lock;/定義一個自旋鎖/

spin_lock_init(&lock);/動態(tài)初始化一個自旋鎖/

……

spin_lock(&lock);/獲取自旋鎖，保護(hù)臨界區(qū)/

……./臨界區(qū)/

spin_unlock(&lock);/解鎖/

自旋鎖主要針對SMP 或單CPU 但內(nèi)核可搶占的情況，對于單CPU 且內(nèi)核不支持搶占的系統(tǒng)，自旋鎖退化為空操作。盡管用了自旋鎖可以保證臨界區(qū)不受別的CPU和本地CPU內(nèi)的搶占進(jìn)程打擾，但是得到鎖的代碼路徑在執(zhí)行臨界區(qū)的時候，還可能受到中斷和底半部（BH）的影響，為了防止這種影響，就需要用到自旋鎖的衍生。

獲取自旋鎖的衍生函數(shù)：

voidspin_lock_irq(spinlock_t lock); /獲取自旋鎖之前禁止中斷*/ voidspin_lock_irqsave(spinlock_t lock, unsigned longflags);/獲取自旋鎖之前禁止中斷，并且將先前的中斷狀態(tài)保存在flags 中*/ voidspin_lock_bh(spinlock_t lock); /在獲取鎖之前禁止軟中斷，但不禁止硬件中斷*/

釋放自旋鎖的衍生函數(shù)：

void spin_unlock_irq(spinlock_t *lock)

void spin_unlock_irqrestore(spinlock_t *lock,unsigned long flags);

void spin_unlock_bh(spinlock_t *lock);

解鎖的時候注意要一一對應(yīng)去解鎖。自旋鎖注意點：（1）自旋鎖實際上是忙等待，因此，只有占用鎖的時間極短的情況下，使用自旋鎖才是合理的。（2）自旋鎖可能導(dǎo)致系統(tǒng)死鎖。（3）自旋鎖鎖定期間不能調(diào)用可能引起調(diào)度的函數(shù)。如：copy_from_user()、copy_to_user()、kmalloc()、msleep()等函數(shù)。（4）擁有自旋鎖的代碼是不能休眠的。

26, 讀寫自旋鎖

它允許多個讀進(jìn)程并發(fā)執(zhí)行，但是只允許一個寫進(jìn)程執(zhí)行臨界區(qū)代碼，而且讀寫也是不能同時進(jìn)行的。1）、定義和初始化讀寫自旋鎖

rwlock_t my_rwlock = RW_LOCK_UNLOCKED; /* 靜態(tài)初始化 */

rwlock_t my_rwlock;

rwlock_init(&my_rwlock); /* 動態(tài)初始化 */

2）、讀鎖定

voidread_lock(rwlock_t *lock); voidread_lock_irqsave(rwlock_t *lock, unsigned longflags); voidread_lock_irq(rwlock_t *lock); voidread_lock_bh(rwlock_t *lock);

3）、讀解鎖

voidread_unlock(rwlock_t *lock); voidread_unlock_irqrestore(rwlock_t *lock, unsigned longflags); voidread_unlock_irq(rwlock_t *lock); voidread_unlock_bh(rwlock_t *lock);

在對共享資源進(jìn)行讀取之前，應(yīng)該先調(diào)用讀鎖定函數(shù)，完成之后調(diào)用讀解鎖函數(shù)。

4）、寫鎖定

voidwrite_lock(rwlock_t *lock); voidwrite_lock_irqsave(rwlock_t *lock, unsigned longflags); voidwrite_lock_irq(rwlock_t *lock); voidwrite_lock_bh(rwlock_t *lock); voidwrite_trylock(rwlock_t *lock);

5）、寫解鎖

voidwrite_unlock(rwlock_t *lock); voidwrite_unlock_irqrestore(rwlock_t *lock, unsigned longflags); voidwrite_unlock_irq(rwlock_t *lock); voidwrite_unlock_bh(rwlock_t *lock);

在對共享資源進(jìn)行寫之前，應(yīng)該先調(diào)用寫鎖定函數(shù)，完成之后應(yīng)調(diào)用寫解鎖函數(shù)。

讀寫自旋鎖的一般用法:

rwlock_t lock;/定義一個讀寫自旋鎖 rwlock/

rwlock_init(&lock);/初始化/

read_lock(&lock);/讀取前先獲取鎖/

…../臨界區(qū)資源/

read_unlock(&lock);/讀完后解鎖/

write_lock_irqsave(&lock, flags);/寫前先獲取鎖/

…../臨界區(qū)資源/

write_unlock_irqrestore(&lock,flags);/寫完后解鎖/

27, 順序鎖（sequence lock）

順序鎖是對讀寫鎖的一種優(yōu)化，讀執(zhí)行單元在寫執(zhí)行單元對被順序鎖保護(hù)的資源進(jìn)行寫操作時仍然可以繼續(xù)讀，而不必等地寫執(zhí)行單元完成寫操作，寫執(zhí)行單元也不必等待所有讀執(zhí)行單元完成讀操作才進(jìn)去寫操作。但是，寫執(zhí)行單元與寫執(zhí)行單元依然是互斥的。并且，在讀執(zhí)行單元讀操作期間，寫執(zhí)行單元已經(jīng)發(fā)生了寫操作，那么讀執(zhí)行單元必須進(jìn)行重讀操作，以便確保讀取的數(shù)據(jù)是完整的，這種鎖對于讀寫同時進(jìn)行概率比較小的情況，性能是非常好的。

順序鎖有個限制，它必須要求被保護(hù)的共享資源不包含有指針，因為寫執(zhí)行單元可能使得指針失效，但讀執(zhí)行單元如果正要訪問該指針，就會導(dǎo)致oops。

1）、初始化順序鎖

seqlock_t lock1 = SEQLOCK_UNLOCKED; /靜態(tài)初始化/

seqlock lock2; /動態(tài)初始化/

seqlock_init(&lock2)

2）、獲取順序鎖

void write_seqlock(seqlock_t *s1);

void write_seqlock_irqsave(seqlock_t *lock, unsigned long flags)

void write_seqlock_irq(seqlock_t *lock);

void write_seqlock_bh(seqlock_t *lock); intwrite_tryseqlock(seqlock_t *s1);

3）、釋放順序鎖

void write_sequnlock(seqlock_t *s1);

void write_sequnlock_irqsave(seqlock_t *lock, unsigned long flags)

void write_sequnlock_irq(seqlock_t *lock);

void write_sequnlock_bh(seqlock_t *lock);

寫執(zhí)行單元使用順序鎖的模式如下：

write_seqlock(&seqlock_a); /寫操作代碼/

……..

write_sequnlock(&seqlock_a);

4）、讀開始

unsignedread_seqbegin(constseqlock_t *s1); unsignedread_seqbegin_irqsave(seqlock_t *lock, unsignedlongflags);

5）、重讀

intread_seqretry(constseqlock_t *s1, unsignediv); intread_seqretry_irqrestore(seqlock_t *lock,unsignedintseq,unsignedlongflags);

讀執(zhí)行單元使用順序鎖的模式如下：

unsigned int seq; do{

seq = read_seqbegin(&seqlock_a);

/讀操作代碼/

…….

}while(read_seqretry(&seqlock_a, seq));

28, 信號量

信號量的使用信號量（semaphore）是用于保護(hù)臨界區(qū)的一種最常用的辦法，它的使用方法與自旋鎖是類似的，但是，與自旋鎖不同的是，當(dāng)獲取不到信號量的時候，進(jìn)程不會自旋而是進(jìn)入睡眠的等待狀態(tài)。1）、定義信號量

struct semaphore sem;

2）、初始化信號量

void sema_init(struct semaphore sem, int val); /初始化信號量的值為 val */

更常用的是下面這二個宏：

#define init_MUTEX(sem) sema_init(sem, 1) #define init_MUTEX_LOCKED(sem) sem_init(sem, 0)

然而，下面這兩個宏是定義并初始化信號量的“快捷方式”

DECLARE_MUTEX(name) /一個稱為name信號量變量被初始化為 1/

DECLARE_MUTEX_LOCKED(name) /一個稱為name信號量變量被初始化為 0/

3）、獲得信號量

/該函數(shù)用于獲取信號量，若獲取不成功則進(jìn)入不可中斷的睡眠狀態(tài)/ voiddown(structsemaphore *sem);

/該函數(shù)用于獲取信號量，若獲取不成功則進(jìn)入可中斷的睡眠狀態(tài)/ voiddown_interruptible(structsemaphore *sem);

/該函數(shù)用于獲取信號量，若獲取不成功立刻返回 -EBUSY/ intdown_trylock(structsempahore *sem);

4）、釋放信號量

void up(struct semaphore sem); /釋放信號量 sem ，并喚醒等待者*/

信號量的一般用法：

DECLARE_MUTEX(mount_sem); /定義一個信號量mount_sem，并初始化為 1 /

down(&mount_sem); /* 獲取信號量，保護(hù)臨界區(qū)*/

…..

critical section /臨界區(qū)/

…..

up(&mount_sem); /釋放信號量/

29, 讀寫信號量

讀寫信號量可能引起進(jìn)程阻塞，但是它允許多個讀執(zhí)行單元同時訪問共享資源，但最多只能有一個寫執(zhí)行單元。1）、定義和初始化讀寫信號量

struct rw_semaphore my_rws; /定義讀寫信號量/

void init_rwsem(struct rw_semaphore sem); /初始化讀寫信號量*/

2）、讀信號量獲取

void down_read(struct rw_semaphore *sem);

int down_read_trylock(struct rw_semaphore *sem);

3）、讀信號量釋放

void up_read(struct rw_semaphore *sem);

4）、寫信號量獲取

void down_write(struct rw_semaphore *sem);

int down_write_trylock(struct rw_semaphore *sem);

5）、寫信號量釋放

void up_write(struct rw_semaphore *sem);

30， completion

完成量（completion）用于一個執(zhí)行單元等待另外一個執(zhí)行單元執(zhí)行完某事。1）、定義完成量

struct completion my_completion;

2）、初始化完成量

init_completion(&my_completion);

3）、定義并初始化的“快捷方式”

DECLARE_COMPLETION(my_completion)

4）、等待完成量

void wait_for_completion(struct completion c); /等待一個 completion 被喚醒*/

5）、喚醒完成量

void complete(struct completion c); /只喚醒一個等待執(zhí)行單元*/

void complete(struct completion c); /喚醒全部等待執(zhí)行單元*/

31， 自旋鎖VS信號量

信號量是進(jìn)程級的，用于多個進(jìn)程之間對資源的互斥，雖然也是在內(nèi)核中，但是該內(nèi)核執(zhí)行路徑是以進(jìn)程的身份，代表進(jìn)程來爭奪資源的。如果競爭失敗，會發(fā)送進(jìn)程上下文切換，當(dāng)前進(jìn)程進(jìn)入睡眠狀態(tài)，CPU 將運行其他進(jìn)程。鑒于開銷比較大，只有當(dāng)進(jìn)程資源時間較長時，選用信號量才是比較合適的選擇。然而，當(dāng)所要保護(hù)的臨界區(qū)訪問時間比較短時，用自旋鎖是比較方便的。

總結(jié)：解決并發(fā)與競態(tài)的方法有（按本文順序）：

（1）中斷屏蔽（2）原子操作（包括位和整型原子）（3）自旋鎖（4）讀寫自旋鎖（5）順序鎖（讀寫自旋鎖的進(jìn)化）（6）信號量（7）讀寫信號量（8）完成量

其中，中斷屏蔽很少單獨被使用，原子操作只能針對整數(shù)進(jìn)行，因此自旋鎖和信號量應(yīng)用最為廣泛。自旋鎖會導(dǎo)致死循環(huán)，鎖定期間內(nèi)不允許阻塞，因此要求鎖定的臨界區(qū)??；信號量允許臨界區(qū)阻塞，可以適用于臨界區(qū)大的情況。讀寫自旋鎖和讀寫信號量分別是放寬了條件的自旋鎖 信號量，它們允許多個執(zhí)行單元對共享資源的并發(fā)讀。