一.为什么内核需要同步方法
并发指的是多个执行单元同时,并行被执行,而并发的执行单元对共享资源(硬件资源和软件上的全局变量,静态变量等)的访问则很容易导致竞态。
主要竞态发生如下：
1.对称多处理器(SMP)多个CPU
SMP是一种紧耦合,共享存储的系统模型，它的特点是多个CPU使用共同的系统总线，因此可访问共同的外设和存储器。
2.单CPU内进程与抢占它的进程
Linux2.6内核支持抢占调度，一个进程在内核执行的时候被另一高优先级的进程打断，进程与抢占它的进程访问共享资源的情况类似于SMP
3.中断(硬中断,软中断,Tasklet,底半部)与进程之间
中断可以打断正在执行的进程，如果中断处理程序访问进程正在访问的资源，则竞态也会发生。
此外，中断也有可能被新的更高级优先级中断中断，因此，多个中断之间本身也可能引起竞态。
那是不是就没有办法呢？当然不是，记住linux开源的力量是无穷的。
解决竞态问题的途径是保证对共享资源的互斥访问，互斥访问就是一个执行单元在访问的时候，其他执行单元禁止访问。
访问共享资源的代码区域成为临界区，临界区需要互斥机制加以保护。
中断屏蔽,原子操作,自旋锁和信号量等是linux互斥操作的途径。
二.内核的同步方法分类
1.中断屏蔽
中断屏蔽使得中断与进程之间的并发不再发生，linux内核进程调度等操作都依赖中断实现，内核抢占进程之间的并发就可以避免了。
但是，由于linux内核的异步I/O,进程调度等都依赖中断，所以长时间屏蔽中断很危险。
且中断屏蔽只能禁止本CPU内的中断，不能解决SMP引发的竞态。
因此中断屏蔽不是值得推荐的方法，它适宜与自旋锁联合使用。
2.原子操作
原子操作保证所有指令以原子方式执行(执行过程不能被中断)。
例：
线程1 线程2
increment(2->3) ...
... increment(3->4)
两个操作不可能并发访问同一个变量，绝对不可能引起竞态。
2.1>针对原子整数操作只能对atomic_t类型的数据处理。
定义在<asm/atomic.h> typedef struct { int counter; } atomic_t;
使用atomic_t而不是int类型确保编译器不对相应的值进行优化，使得原子操作接受正确的地址。强类型匹配。
原子整数操作API简介：
atomic_read(atomic_t * v); 该函数对原子类型的变量进行原子读操作，它返回原子类型的变量v的值。
atomic_set(atomic_t * v, int i); 该函数设置原子类型的变量v的值为i。
void atomic_add(int i, atomic_t *v); 该函数给原子类型的变量v增加值i。
atomic_sub(int i, atomic_t *v); 该函数从原子类型的变量v中减去i。
int atomic_sub_and_test(int i, atomic_t *v);
该函数从原子类型的变量v中减去i，并判断结果是否为0，如果为0，返回真，否则返回假。
void atomic_inc(atomic_t *v); 该函数对原子类型变量v原子地增加1。
void atomic_dec(atomic_t *v); 该函数对原子类型的变量v原子地减1。
int atomic_dec_and_test(atomic_t *v);
该函数对原子类型的变量v原子地减1，并判断结果是否为0，如果为0，返回真，否则返回假。
int atomic_inc_and_test(atomic_t *v);
该函数对原子类型的变量v原子地增加1，并判断结果是否为0，如果为0，返回真，否则返回假。
int atomic_add_negative(int i, atomic_t *v);
该函数对原子类型的变量v原子地增加I，并判断结果是否为负数，如果是，返回真，否则返回假。
注：原子整数的操作主要用途实现计数器。
2.2>原子位操作
位操作函数是对普通函数内存地址进行操作，它的参数是一个指针和一个位号。
原子位操作API简介：
void set_bit(int nr, void *addr) 原子设置addr所指的第nr位
void clear_bit(int nr, void *addr) 原子的清空所指对象的第nr位
void change_bit(nr, void *addr) 原子的翻转addr所指的第nr位
int test_bit(nr, void *addr) 原子的返回addr位所指对象nr位
int test_and_set_bit(nr, void *addr) 原子设置addr所指对象的第nr位，并返回原先的值
int test_and_clear_bit(nr, void *addr) 原子清空addr所指对象的第nr位，并返回原先的值
int test_and_change_bit(nr, void *addr) 原子翻转addr所指对象的第nr位，并返回原先的值
如：标志寄存器EFLSGS的系统标志，用于控制I/O访问，可屏蔽硬件中断。共32位，不同的位代表不同的信息，
对其中信息改变都是通过位操作实现的。
3.自旋锁
3.1>自旋锁
如果执行单元(一般针对线程)申请自旋锁已经被别的执行单元占用，申请者就一直循环在那里看是否该执行单元释放了自旋锁。
其作用是为了解决某项资源的互斥使用。虽然它的效率比互斥锁高，但是它也有些不足之处：
1、自旋锁一直占用CPU，他在未获得锁的情况下，一直运行自旋，所以占用着CPU。所以自旋琐不应该长时间持有。
2、在用自旋锁时有可能造成死锁，当递归调用时有可能造成死锁，调用有些其他函数也可能造成死锁，如 copy_to_user()、
copy_from_user()、kmalloc()等。
自旋锁主要针对SMP，在单CPU中它仅仅设置内核抢占机制的是否启用的开关。 在内核不支持抢占的系统中，自旋锁退为空操作。
尽管自旋琐可以保证临界区不受别的CPU和本进程的抢占进程打扰，但执行临界区还受到中断和底半部(bh)的影响。所以与中断屏蔽
联系使用。
自旋锁的API：
spin_lock_init(spinlock_t *x); //自旋锁在真正使用前必须先初始化
获得自旋锁：spin_lock(x); //只有在获得锁的情况下才返回，否则一直“自旋”
spin_trylock(x); //如立即获得锁则返回真，否则立即返回假
释放锁：spin_unlock(x);
结合以上有以下代码段：
spinlock_t lock; //定义一个自旋锁
spin_lock_init(&lock);
spin_lock(&lock);
临界区
spin_unlock(&lock); //释放锁
spin_lock_irqsave(lock, flags)
该宏获得自旋锁的同时把标志寄存器的值保存到变量flags中并失效本地中//断。相当于：spin_lock()+local_irq_save()
spin_unlock_irqrestore(lock, flags)
该宏释放自旋锁lock的同时，也恢复标志寄存器的值为变量flags保存的//值。它与spin_lock_irqsave配对使用。
相当于：spin_unlock()+local_irq_restore()
spin_lock_irq(lock)
该宏类似于spin_lock_irqsave，只是该宏不保存标志寄存器的值。相当 //于：spin_lock()+local_irq_disable()
spin_unlock_irq(lock)
该宏释放自旋锁lock的同时，也使能本地中断。它与spin_lock_irq配对应用。相当于: spin_unlock()+local_irq+enable()
spin_lock_bh(lock)
该宏在得到自旋锁的同时失效本地软中断。相当于： //spin_lock()+local_bh_disable()
spin_unlock_bh(lock)
该宏释放自旋锁lock的同时，也使能本地的软中断。它与spin_lock_bh配对//使用。相当于：spin_unlock()+local_bh_enable()
3.2>读写自旋锁
读写自旋锁为读和写分别提供了不同的锁。一个或多个读任务并发的持有读写锁；用于写的锁最多只能被一个写任务持有，
此时不能并发的读操作。
注：读锁和写锁要完全分割在代码的分支中
read_lock(&mr_rwlock)
write_lock(&mr_rwlock) 将会带来死锁，因为写锁会不断自旋。
读写自旋锁相当于自旋锁的读的一种优化，具有自旋锁的特点，如：不宜长时间持有锁等。
关于读写自旋锁的API函数自己分析，其中读写各有自己的API函数。
3.3>顺序锁
顺序锁是对读写锁的一种优化，读执行单元绝不会被写执行单元阻塞。读执行单元可以在写执行单元对被顺序锁保护的共享资源
进行写操作时还可以继续读，而不必等待写执行单元完成写操作，写执行单元也不需要等待所有读执行单元完成读操作才进行写操作。
注：顺序锁要求被保护的共享资源不含有指针，因为写执行单元可能使指针失效，读执行单元正在访问该资源，导致Oops。
重要：读执行单元访问共享资源时，如果有写操作执行完成，读执行单元就需要重新进行读操作。
do{
seqnum=read_seqbegin(&seqlock_a);
//读执行代码
...
}while(read_seqretry(&seqlock_a,seqnum)); //判断是否需要重读
并发指的是多个执行单元同时,并行被执行,而并发的执行单元对共享资源(硬件资源和软件上的全局变量,静态变量等)的访问则很容易导致竞态。
主要竞态发生如下：
1.对称多处理器(SMP)多个CPU
SMP是一种紧耦合,共享存储的系统模型，它的特点是多个CPU使用共同的系统总线，因此可访问共同的外设和存储器。
2.单CPU内进程与抢占它的进程
Linux2.6内核支持抢占调度，一个进程在内核执行的时候被另一高优先级的进程打断，进程与抢占它的进程访问共享资源的情况类似于SMP
3.中断(硬中断,软中断,Tasklet,底半部)与进程之间
中断可以打断正在执行的进程，如果中断处理程序访问进程正在访问的资源，则竞态也会发生。
此外，中断也有可能被新的更高级优先级中断中断，因此，多个中断之间本身也可能引起竞态。
那是不是就没有办法呢？当然不是，记住linux开源的力量是无穷的。
解决竞态问题的途径是保证对共享资源的互斥访问，互斥访问就是一个执行单元在访问的时候，其他执行单元禁止访问。
访问共享资源的代码区域成为临界区，临界区需要互斥机制加以保护。
中断屏蔽,原子操作,自旋锁和信号量等是linux互斥操作的途径。
二.内核的同步方法分类
1.中断屏蔽
中断屏蔽使得中断与进程之间的并发不再发生，linux内核进程调度等操作都依赖中断实现，内核抢占进程之间的并发就可以避免了。
但是，由于linux内核的异步I/O,进程调度等都依赖中断，所以长时间屏蔽中断很危险。
且中断屏蔽只能禁止本CPU内的中断，不能解决SMP引发的竞态。
因此中断屏蔽不是值得推荐的方法，它适宜与自旋锁联合使用。
2.原子操作
原子操作保证所有指令以原子方式执行(执行过程不能被中断)。
例：
线程1 线程2
increment(2->3) ...
... increment(3->4)
两个操作不可能并发访问同一个变量，绝对不可能引起竞态。
2.1>针对原子整数操作只能对atomic_t类型的数据处理。
定义在<asm/atomic.h> typedef struct { int counter; } atomic_t;
使用atomic_t而不是int类型确保编译器不对相应的值进行优化，使得原子操作接受正确的地址。强类型匹配。
原子整数操作API简介：
atomic_read(atomic_t * v); 该函数对原子类型的变量进行原子读操作，它返回原子类型的变量v的值。
atomic_set(atomic_t * v, int i); 该函数设置原子类型的变量v的值为i。
void atomic_add(int i, atomic_t *v); 该函数给原子类型的变量v增加值i。
atomic_sub(int i, atomic_t *v); 该函数从原子类型的变量v中减去i。
int atomic_sub_and_test(int i, atomic_t *v);
该函数从原子类型的变量v中减去i，并判断结果是否为0，如果为0，返回真，否则返回假。
void atomic_inc(atomic_t *v); 该函数对原子类型变量v原子地增加1。
void atomic_dec(atomic_t *v); 该函数对原子类型的变量v原子地减1。
int atomic_dec_and_test(atomic_t *v);
该函数对原子类型的变量v原子地减1，并判断结果是否为0，如果为0，返回真，否则返回假。
int atomic_inc_and_test(atomic_t *v);
该函数对原子类型的变量v原子地增加1，并判断结果是否为0，如果为0，返回真，否则返回假。
int atomic_add_negative(int i, atomic_t *v);
该函数对原子类型的变量v原子地增加I，并判断结果是否为负数，如果是，返回真，否则返回假。
注：原子整数的操作主要用途实现计数器。
2.2>原子位操作
位操作函数是对普通函数内存地址进行操作，它的参数是一个指针和一个位号。
原子位操作API简介：
void set_bit(int nr, void *addr) 原子设置addr所指的第nr位
void clear_bit(int nr, void *addr) 原子的清空所指对象的第nr位
void change_bit(nr, void *addr) 原子的翻转addr所指的第nr位
int test_bit(nr, void *addr) 原子的返回addr位所指对象nr位
int test_and_set_bit(nr, void *addr) 原子设置addr所指对象的第nr位，并返回原先的值
int test_and_clear_bit(nr, void *addr) 原子清空addr所指对象的第nr位，并返回原先的值
int test_and_change_bit(nr, void *addr) 原子翻转addr所指对象的第nr位，并返回原先的值
如：标志寄存器EFLSGS的系统标志，用于控制I/O访问，可屏蔽硬件中断。共32位，不同的位代表不同的信息，
对其中信息改变都是通过位操作实现的。
3.自旋锁
3.1>自旋锁
如果执行单元(一般针对线程)申请自旋锁已经被别的执行单元占用，申请者就一直循环在那里看是否该执行单元释放了自旋锁。
其作用是为了解决某项资源的互斥使用。虽然它的效率比互斥锁高，但是它也有些不足之处：
1、自旋锁一直占用CPU，他在未获得锁的情况下，一直运行自旋，所以占用着CPU。所以自旋琐不应该长时间持有。
2、在用自旋锁时有可能造成死锁，当递归调用时有可能造成死锁，调用有些其他函数也可能造成死锁，如 copy_to_user()、
copy_from_user()、kmalloc()等。
自旋锁主要针对SMP，在单CPU中它仅仅设置内核抢占机制的是否启用的开关。 在内核不支持抢占的系统中，自旋锁退为空操作。
尽管自旋琐可以保证临界区不受别的CPU和本进程的抢占进程打扰，但执行临界区还受到中断和底半部(bh)的影响。所以与中断屏蔽
联系使用。
自旋锁的API：
spin_lock_init(spinlock_t *x); //自旋锁在真正使用前必须先初始化
获得自旋锁：spin_lock(x); //只有在获得锁的情况下才返回，否则一直“自旋”
spin_trylock(x); //如立即获得锁则返回真，否则立即返回假
释放锁：spin_unlock(x);
结合以上有以下代码段：
spinlock_t lock; //定义一个自旋锁
spin_lock_init(&lock);
spin_lock(&lock);
临界区
spin_unlock(&lock); //释放锁
spin_lock_irqsave(lock, flags)
该宏获得自旋锁的同时把标志寄存器的值保存到变量flags中并失效本地中//断。相当于：spin_lock()+local_irq_save()
spin_unlock_irqrestore(lock, flags)
该宏释放自旋锁lock的同时，也恢复标志寄存器的值为变量flags保存的//值。它与spin_lock_irqsave配对使用。
相当于：spin_unlock()+local_irq_restore()
spin_lock_irq(lock)
该宏类似于spin_lock_irqsave，只是该宏不保存标志寄存器的值。相当 //于：spin_lock()+local_irq_disable()
spin_unlock_irq(lock)
该宏释放自旋锁lock的同时，也使能本地中断。它与spin_lock_irq配对应用。相当于: spin_unlock()+local_irq+enable()
spin_lock_bh(lock)
该宏在得到自旋锁的同时失效本地软中断。相当于： //spin_lock()+local_bh_disable()
spin_unlock_bh(lock)
该宏释放自旋锁lock的同时，也使能本地的软中断。它与spin_lock_bh配对//使用。相当于：spin_unlock()+local_bh_enable()
3.2>读写自旋锁
读写自旋锁为读和写分别提供了不同的锁。一个或多个读任务并发的持有读写锁；用于写的锁最多只能被一个写任务持有，
此时不能并发的读操作。
注：读锁和写锁要完全分割在代码的分支中
read_lock(&mr_rwlock)
write_lock(&mr_rwlock) 将会带来死锁，因为写锁会不断自旋。
读写自旋锁相当于自旋锁的读的一种优化，具有自旋锁的特点，如：不宜长时间持有锁等。
关于读写自旋锁的API函数自己分析，其中读写各有自己的API函数。
3.3>顺序锁
顺序锁是对读写锁的一种优化，读执行单元绝不会被写执行单元阻塞。读执行单元可以在写执行单元对被顺序锁保护的共享资源
进行写操作时还可以继续读，而不必等待写执行单元完成写操作，写执行单元也不需要等待所有读执行单元完成读操作才进行写操作。
注：顺序锁要求被保护的共享资源不含有指针，因为写执行单元可能使指针失效，读执行单元正在访问该资源，导致Oops。
重要：读执行单元访问共享资源时，如果有写操作执行完成，读执行单元就需要重新进行读操作。
do{
seqnum=read_seqbegin(&seqlock_a);
//读执行代码
...
}while(read_seqretry(&seqlock_a,seqnum)); //判断是否需要重读
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