Linux驱动同步与互斥

2021-12-08 10:15:54 浏览数 (1)

同步与互斥

  • 资料下载
  • 1.1 内联汇编
    • 1.1.1 C语言实现加法
    • 1.1.2 使用汇编函数实现加法
    • 1.1.3 内联汇编语法
    • 1.1.4 编写内联汇编实现加法
    • 1.1.5 earlyclobber的例子
  • 1.2 同步与互斥的失败例子
    • 1.2.1 失败例子1
    • 1.2.2 失败例子2
    • 1.2.3 失败例子3
  • 1.3 原子操作的实现原理与使用
    • 1.3.1 原子变量的内核操作函数
    • 1.3.2 原子变量的内核实现
      • 1.3.2.1 ATOMIC_OP在UP系统中的实现
      • 1.3.2.2 ATOMIC_OP在SMP系统中的实现
    • 1.3.3 原子变量使用案例
    • 1.3.4 原子位介绍
      • 1.3.4.1 原子位的内核操作函数
      • 1.3.4.2 原子位的内核实现
  • 1.4 Linux锁的介绍与使用
    • 1.4.1 锁的类型
      • 1.4.1.1 自旋锁
      • 1.4.1.2 睡眠锁
    • 1.4.2 锁的内核函数
      • 1.4.2.1 自旋锁
      • 1.4.2.2 信号量semaphore
      • 1.4.2.3 互斥量mutex
      • 1.4.2.4 semaphore和mutex的区别
    • 1.4.3 何时用何种锁
    • 1.4.4 内核抢占(preempt)等额外的概念
    • 1.4.5 使用场景
      • 1.4.5.1 只在用户上下文加锁
      • 1.4.5.2 在用户上下文与Softirqs之间加锁
      • 1.4.5.3 在用户上下文与Tasklet之间加锁
      • 1.4.5.4 在用户上下文与Timer之间加锁
      • 1.4.5.5 在Tasklet与Timer之间加锁
      • 1.4.5.6 在Softirq之间加锁
      • 1.4.5.7 硬中断上下文
  • 1.5 自旋锁spinlock的实现
    • 1.5.1 自旋锁的内核结构体
    • 1.5.2 spinlock在UP系统中的实现
    • 1.5.3 spinlock在SMP系统中的实现
  • 1.6 信号量semaphore的实现
    • 1.6.1 semaphore的内核结构体
    • 1.6.2 down函数的实现
    • 1.6.3 up函数的实现
  • 1.7互斥量mutex的实现
    • 1.7.1 mutex的内核结构体
    • 1.7.2 mutex_lock函数的实现
      • 1.7.2.1 fastpath
      • 1.7.2.2 slowpath
    • 1.7.3 mutex_unlock函数的实现
      • 1.7.3.1 fastpath
      • 1.7.3.2 slowpath

资料下载

coding无法使用浏览器打开，必须用git工具下载：

代码语言：javascript复制
git clone https://e.coding.net/weidongshan/01_all_series_quickstart.git

1.1 内联汇编

要深入理解Linux内核中的同步与互斥的实现，需要先了解一下内联汇编：在C函数中使用汇编代码。

现代编译器已经足够优秀，大部分的C代码转成汇编码后，效率都很高。但是有些特殊的算法需要我们手工优化，这时就需要手写汇编代码；或是有时需要调用特殊的汇编指令(比如使用ldrex/strex实现互斥访问)，这都涉及内联汇编。

实际上你完全可以不使用内联汇编，单独写一个遵守ATPCS规则的汇编函数，让C函数去调用它。但是在C函数中写汇编代码，可以不用另外新建一个汇编文件，比较方便。

内联汇编的完整语法比较复杂，可以参考这3篇文章：

  • GNU C扩展汇编
  • ARM GCC 内嵌（inline）汇编手册
  • C内联汇编

这3章文章写得细致而深入，也有些难以理解。你跟着我们的视频或文档，就可以掌握到足够的知识。 下面举3个例子说明汇编函数、用C函数中使用内联汇编的方法。

1.1.1 C语言实现加法

使用GIT下载后，源码在“07_驱动大全source1_inline_assembly1_c_codemain.c”：

代码语言：javascript复制
01 #include <stdio.h>
02 #include <stdlib.h>
03
04 int add(int a, int b)
05 {
06      return a b;
07 }
08
09 int main(int argc, char **argv)
10 {
11      int a;
12      int b;
13
14      if (argc != 3)
15      {
16              printf("Usage: %s <val1> <val2>n", argv[0]);
17              return -1;
18      }
19
20      a = (int)strtol(argv[1], NULL, 0);
21      b = (int)strtol(argv[2], NULL, 0);
22
23      printf("%d   %d = %dn", a, b, add(a, b));
24      return 0;
25 }
26

上面的add函数代码最简单，但是对应的汇编也挺复杂：需要入栈、出栈等操作，效率不算高。看看test.dis：

代码语言：javascript复制
266 00010404 <add>:
267    10404:   b480            push    {r7}
268    10406:   b083            sub     sp, #12
269    10408:   af00            add     r7, sp, #0
270    1040a:   6078            str     r0, [r7, #4]
271    1040c:   6039            str     r1, [r7, #0]
272    1040e:   687a            ldr     r2, [r7, #4]
273    10410:   683b            ldr     r3, [r7, #0]
274    10412:   4413            add     r3, r2                // 真正实现加法的只有这条指令
275    10414:   4618            mov     r0, r3
276    10416:   370c            adds    r7, #12
277    10418:   46bd            mov     sp, r7
278    1041a:   f85d 7b04       ldr.w   r7, [sp], #4
279    1041e:   4770            bx      lr
280

1.1.2 使用汇编函数实现加法

使用GIT下载后，源码在“07_驱动大全source1_inline_assembly2_assemblyadd.S”:

代码语言：javascript复制
01 .text            // 放在代码段
02 .global  add     // 实现全局函数add
03 .thumb           // 使用thumb指令, main.c默认使用thumb指令, 所以这里也使用thumb指令
04
05 add:
06      add r0, r0, r1
07      bx lr
08

根据ATPCS规则，main函数调用add(a, b)时，会把第一个参数存入r0寄存器，把第二个参数存入r1寄存器。

在上面第06行里，把r0、r1累加后，结果存入r0：根据ATPCS规则，r0用来保存返回值。

可以看到，这个add函数连栈都没有使用，非常高效。

这只是一个很简单的例子，我们工作中并不使用汇编来进行“加法优化”，在计算量非常大的地方可以考虑单独编写汇编函数实现优化。

1.1.3 内联汇编语法

从上面例子可以看到，我们完全可以新建一个汇编文件，在ATPCS规则之下编写代码，这样C函数就可以直接调用汇编函数。

但是，需要新建汇编文件，有点麻烦。

使用内联汇编，可以在C代码中内嵌汇编代码。

先看看内联汇编的语法。

内联汇编语法：

  • asm 也可以写作“asm”，表示这是一段内联汇编。
  • asm-qualifiers

有3个取值：volatile、inline、goto。

volatile的意思是易变的、不稳定的，用来告诉编译器不要随便优化这段代码，否则可能出问题。比如汇编指令“mov r0, r0”，它把r0的值复制到r0，并没有实际做什么事情，你的本意可能是用这条指令来延时。编译器看到这指令后，可能就把它去掉了。加上volatile的话，编译器就不会擅自优化。

其他2个取值我们不关心，也比较难以理解，不讲。

  • AssemblerTemplate

汇编指令，用双引号包含起来，每条指令用“n”分开，比如：

代码语言：javascript复制
“mov  %0, %1n”
“add  %0, %1, %2n”
  • OutputOperands

输出操作数，内联汇编执行时，输出的结果保存在哪里。

格式如下，当有多个变量时，用逗号隔开：

代码语言：javascript复制
[ [asmSymbolicName] ] constraint (cvariablename)

asmSymbolicName是符号名，随便取，也可以不写。

constraint表示约束，有如下常用取值：

constraint

描述

m

memory operand，表示要传入有效的地址，只要CPU能支持该地址，就可以传入

r

register operand，寄存器操作数，使用寄存器来保存这些操作数

i

immediate integer operand，表示可以传入一个立即数

i immediate integer operand，表示可以传入一个立即数

constraint前还可以加上一些修饰字符，比如“=r”、“ r”、“=&r”，含义如下：

constraint Modifier Characters

描述

=

表示内联汇编会修改这个操作数，即：写

这个操作数即被读，也被写

&

它是一个earlyclobber操作数

cvariablename：C语言的变量名。

示例1如下：

代码语言：javascript复制
[result] "=r" (sum)

它的意思是汇编代码中会通过某个寄存器把结果写入sum变量。在汇编代码中可以使用“%[result]”来引用它。

示例2如下：

代码语言：javascript复制
"=r" (sum)
  • InputOperands

输入操作数，内联汇编执行前，输入的数据保存在哪里。

格式如下，当有多个变量时，用逗号隔开：

代码语言：javascript复制
[ [asmSymbolicName] ] constraint (cexpression)

asmSymbolicName是符号名，随便取，也可以不写。

constraint表示约束，参考上一小节，跟OutputOperands类似。

cexpression：C语言的表达式。

示例1如下：

代码语言：javascript复制
[a_val]"r"(a), [b_val]"r"(b)

它的意思变量a、b的值会放入某些寄存器。在汇编代码中可以使用%[a_val]、%[b_val]使用它们。

示例2如下：

代码语言：javascript复制
"r"(a), "r"(b)

它的意思变量a、b的值会放入某些寄存器。在汇编代码中可以使用%0、%1等使用它们，这些数值后面再说。

  • Clobbers

在汇编代码中，对于“OutputOperands”所涉及的寄存器、内存，肯定是做了修改。但是汇编代码中，也许要修改的寄存器、内存会更多。比如在计算过程中可能要用到r3保存临时结果，我们必须在“Clobbers”中声明r3会被修改。

下面是一个例子：

代码语言：javascript复制
: "r0", "r1", "r2", "r3", "r4", "r5", "memory"

我们常用的是有“cc”、“memory”，意义如下：

Clobbers

描述

cc

表示汇编代码会修改“flags register”

memory

表示汇编代码中，除了“InputOperands”和“OutputOperands”中指定的之外，还会会读、写更多的内存

1.1.4 编写内联汇编实现加法

使用GIT下载后，源码在“07_驱动大全source1_inline_assembly3_inline_assemblymain.c”：

代码语言：javascript复制
04 int add(int a, int b)
05 {
06      int sum;
07      __asm__ volatile (
08              "add %0, %1, %2"
09              :"=r"(sum)
10              :"r"(a), "r"(b)
11              :"cc"
12      );
13      return sum;

所以第08行代码就是：把第1、2个操作数相加，存入第0个操作数。也就是把a、b相加，存入sum。

还可以使用另一种写法，在Linux内核中这种用法比较少见。

使用GIT下载后，源码在“07_驱动大全source1_inline_assembly3_inline_assemblymain2.c”：

1.1.5 earlyclobber的例子

OutputOperands的约束中经常可以看到“=&r”，其中的“&”表示earlyclobber，它是最难理解的。有一些输出操作数在汇编代码中早早就被写入了新值A，在这之后，汇编代码才去读取某个输入操作数，这个输出操作数就被称为earlyclobber(早早就被改了)。

这可能会有问题：假设早早写入的新值A，写到了r0寄存器；后面读输入操作数时得到数值B，也可能写入r0寄存器，这新值A就被破坏了。

核心原因就在于输出操作数、输入操作数都用了同一个r0寄存器。为什么要用同一个？因为编译器不知道你是earlyclobber的，它以为是先读入了所有输入操作数，都处理完了，才去写输出操作数的。按这流程，没人来覆盖新值A。

所以，如果汇编代码中某个输出操作数是earlyclobber的，它的constraint就要加上“&”，这就是告诉编译器：给我分配一个单独的寄存器，别为了省事跟输入操作数用同一个寄存器。

使用GIT下载后，源码在“07_驱动大全source1_inline_assembly4_earlyclobbermain.c”：

上面的代码中，输出操作数%0对应的寄存器是r3，输入操作数%1对应的寄存器也是r3。

第8行更新了%0的值后，第9行修改%1的值，由于%0、%1是同一个寄存器，所以%0的值也被修改了。

最终返回的累加值是错的，增加了1，如下图所示：

怎么修改？在第11行加“&”就可以了，这是告诉编译器，对于%0操作数它是earlyclobber的，不能跟其他操作数共用寄存器，如下：

从右边的反汇编码可以知道，%0跟%1、%2使用不一样的寄存器，所以后面第9、10行无法影响到%0的值。

程序运行结果如下图所示:

1.2 同步与互斥的失败例子

注意：本节在GIT上没有源码。

一句话理解同步与互斥：我等你用完厕所，我再用厕所。

什么叫同步？就是条件不允许，我要等等。 什么是互斥？你我早起都要用厕所，谁先抢到谁先用，中途不被打扰。

同步与互斥经常放在一起讲，是因为它们之的关系很大，“互斥”操作可以使用“同步”来实现。我“等”你用完厕所，我再用厕所。这不就是用“同步”来实现“互斥”吗？

有时候看代码更容易理解，伪代码如下：

代码语言：javascript复制
01 void  抢厕所(void)
02 {
03    if (有人在用) 我眯一会;
04    用厕所;
05    喂，醒醒，有人要用厕所吗;
06 }

假设有A、B两人早起抢厕所，A先行一步占用了；B慢了一步，于是就眯一会；当A用完后叫醒B，B也就愉快地上厕所了。

在这个过程中，A、B是互斥地访问“厕所”，“厕所”被称之为临界资源。我们使用了“休眠-唤醒”的同步机制实现了“临界资源”的“互斥访问”。

上面是一个有“味道”的例子，回到程序员的世界，一个驱动程序同时只能有一个APP使用，怎么实现？

1.2.1 失败例子1

代码语言：javascript复制
01 static int valid = 1;
02
03 static ssize_t gpio_key_drv_open (struct inode *node, struct file *file)
04 {
05      if (!valid)
06      {
07              return -EBUSY;
08      }
09      else
10      {
11              valid = 0;
12      }
13
14      return 0; //成功
15 }
16
17 static int gpio_key_drv_close (struct inode *node, struct file *file)
18 {
19      valid = 1;
20      return 0;
21 }
22

看第5行，我们使用一个全局变量valid来实现互斥访问。这有问题吗？很大概率没问题，但是并非万无一失。

注意：编写驱动程序时，要有系统的概念，程序A调用驱动程序时，它可能被程序B打断，程序B也去调用这个驱动程序。

下图是一个例子，程序A在调用驱动程序的中途被程序B抢占了CPU资源：

程序A执行到第11行之前，被程序B抢占了，这时valid尚未被改成0；

程序B调用gpio_key_drv_open时，发现valid等于1，所以成功返回0；

当程序A继续从第11行执行时，它最终也成功返回0；

这样程序A、B都成功打开了驱动程序。

注意：在内核态，程序A不是主动去休眠、主动放弃CPU资源；而是被优先级更高的程序B抢占了，这种行为被称为“preempt”(抢占)。

1.2.2 失败例子2

上面的例子是不是第5行到第11行的时间跨度大长了？再优化一下程序行不行？代码如下：

代码语言：javascript复制
01 static int valid = 1;
02
03 static ssize_t gpio_key_drv_open (struct inode *node, struct file *file)
04 {
05      if (--valid)
06      {
07              valid  ;
08              return -EBUSY;
09      }
10      return 0;
11 }
12
13 static int gpio_key_drv_close (struct inode *node, struct file *file)
14 {
15      valid = 1;
16      return 0;
17 }
18

第5行先减1再判断，这样可以更大概率地避免问题，但是还是不能确保万无一失。对数据的修改分为3步：读出来、修改、写进去。请看下图：

进程A在读出valid时发现它是1，减1后为0，这时if不成立；但是修改后的值尚未写回内存；

假设这时被程序B抢占，程序B读出valid仍为1，减1后为0，这时if不成立，最后成功返回；

轮到A继续执行，它把0值写到valid变量，最后也成功返回。

这样程序A、B都成功打开了驱动程序。

1.2.3 失败例子3

前面2个例子，都是在修改valid的过程中被别的进程抢占了，那么在修改valid的时候直接关中断不就可以了吗？

代码语言：javascript复制
01 static int valid = 1;
02
03 static ssize_t gpio_key_drv_open (struct inode *node, struct file *file)
04 {
05       unsigned long flags;
06       raw_local_irq_save(flags); // 关中断
07      if (--valid)
08      {
09              valid  ;
10              raw_local_irq_restore(flags);  // 恢复之前的状态
11              return -EBUSY;
12      }
13       raw_local_irq_restore(flags);          // 恢复之前的状态
14      return 0;
15 }
16
17 static int gpio_key_drv_close (struct inode *node, struct file *file)
18 {
19      valid = 1;
20      return 0;
21 }

第06行直接关中断，这样别的线程、中断都不能来打扰本线程了，在它读取、修改valid变量的过程中无人打扰。

没有问题了？

对于单CPU核的系统上述代码是没问题的；但是对于SMP系统，你只能关闭当前CPU核的中断，别的CPU核还可以运行程序，它们也可以来执行这个函数，同样导致问题，如下图：

假设CPU0上进程A、CPU1上进程B同时运行到上图中读出valid的地方，它们同时发现valid都是1，减减后都等于0，在第07行判断条件都不成立，所以在第14行都可以返回0，都可以成功打开驱动。

1.3 原子操作的实现原理与使用

在上面的第2个失败例子里，问题在于对valid变量的修改被打断了。如果对valid变量的操作不能被打断，就解决这个问题了。

这可以使用原子操作，所谓“原子操作”就是这个操作不会被打断。Linux有2种原子操作：原子变量、原子位。

1.3.1 原子变量的内核操作函数

原子变量的操作函数在Linux内核文件archarmincludeasmatomic.h中。

原子变量类型如下，实际上就是一个结构体(内核文件include/linux/types.h)：

特殊的地方在于它的操作函数，如下(下表中v都是atomic_t指针)：

函数名

作用

atomic_read(v)

读出原子变量的值，即v->counter

atomic_set(v,i)

设置原子变量的值，即v->counter = i

atomic_inc(v)

v->counter

atomic_dec(v)

v->counter–

atomic_add(i,v)

v->counter = i

atomic_sub(i,v)

v->counter -= i

atomic_inc_and_test(v)

先加1，再判断新值是否等于0；等于0的话，返回值为1

atomic_dec_and_test(v)

先减1，再判断新值是否等于0；等于0的话，返回值为1

1.3.2 原子变量的内核实现

注意：SMP就是Symmetric Multi-Processors，对称多处理器；UP即Uni-Processor，系统只有一个单核CPU。

这些函数都是在Linux内核文件archarmincludeasmatomic.h中。

atomic_read，atomic_set这些操作都只需要一条汇编指令，所以它们本身就是不可打断的。

问题在于atomic_inc这类操作，要读出、修改、写回。

以atomic_inc为例，在atomic.h文件中，如下定义：

代码语言：javascript复制
#define atomic_inc(v)		atomic_add(1, v)

atomic_add又是怎样实现的呢？用下面这个宏：

代码语言：javascript复制
ATOMIC_OPS(add,  =, add)

把这个宏展开：

代码语言：javascript复制
#define ATOMIC_OPS(op, c_op, asm_op)					
	ATOMIC_OP(op, c_op, asm_op)					
	ATOMIC_OP_RETURN(op, c_op, asm_op)				
	ATOMIC_FETCH_OP(op, c_op, asm_op)

从上面的宏可以知道，一个ATOMIC_OPS定义了3个函数。比如“ATOMIC_OPS(add, =, add)”就定义了这3个函数：

代码语言：javascript复制
atomic_add
atomic_add_return
atomic_atomic_fetch_add 或 atomic_fetch_add_relaxed

我们以ATOMIC_OP(add, =, add)为例，看它是如何实现atomic_add函数的，对于UP系统、SMP系统，分别有不同的实现方法。

1.3.2.1 ATOMIC_OP在UP系统中的实现

对于ARMv6以下的CPU系统，不支持SMP。原子变量的操作简单粗暴：关中断，中断都关了，谁能来打断我？代码如下(archarmincludeasmatomic.h)：

1.3.2.2 ATOMIC_OP在SMP系统中的实现

对于ARMv6及以上的CPU，有一些特殊的汇编指令来实现原子操作，不再需要关中断，代码如下(archarmincludeasmatomic.h)：

在ARMv6及以上的架构中，有ldrex、strex指令，ex表示exclude，意为独占地。这2条指令要配合使用，举例如下：

① 读出：ldrex r0, [r1]

读取r1所指内存的数据，存入r0；并且标记r1所指内存为“独占访问”。

如果有其他程序再次执行“ldrex r0, [r1]”，一样会成功，一样会标记r1所指内存为“独占访问”。

② 修改r0的值

③ 写入：strex r2, r0, [r1]：

如果r1的“独占访问”标记还存在，则把r0的新值写入r1所指内存，并且清除“独占访问”的标记，把r2设为0表示成功。

如果r1的“独占访问”标记不存在了，就不会更新内存，并且把r2设为1表示失败。

假设这样的抢占场景：

① 程序A在读出、修改某个变量时，被程序B抢占了；

② 程序B先完成了操作，程序B的strex操作会清除“独占访问”的标记；

③ 轮到程序A执行剩下的写入操作时，它发现独占访问”标记不存在了，于是取消写入操作。

这就避免了这样的事情发生：程序A、B同时修改这个变量，并且都自认为成功了。

举报个例子，比如atomic_dec，假设一开始变量值为1，程序A本想把值从1变为0；但是中途被程序B先把值从1变成0了；但是没关系，程序A里会再次读出新值、修改、写入，最终这个值被程序A从0改为-1。

在ARMv6及以上的架构中，原子操作不再需要关闭中断，关中断的花销太大了。并且关中断并不适合SMP多CPU系统，你关了CPU0的中断，CPU1也可能会来执行些操作啊。

在ARMv6及以上的架构中，原子操作的执行过程是可以被打断的，但是它的效果符合“原子”的定义：一个完整的“读、修改、写入”原子的，不会被别的程序打断。它的思路很简单：如果被别的程序打断了，那就重来，最后总会成功的。

1.3.3 原子变量使用案例

现在可以使用原子变量实现：只能有一个APP访问驱动程序。代码如下：

代码语言：javascript复制
01 static atomic_t valid = ATOMIC_INIT(1);
02
03 static ssize_t gpio_key_drv_open (struct inode *node, struct file *file)
04 {
05      if (atomic_dec_and_test(&valid))
06      {
07              return 0;
08      }
09      atomic_inc(&valid);
10      return -EBUSY;
11 }
12
13 static int gpio_key_drv_close (struct inode *node, struct file *file)
14 {
15      atomic_inc(&valid);
16      return 0;
17 }

第5行的atomic_dec_and_test，这是一个原子操作，在ARMv6以下的CPU架构中，这个函数是在关中断的情况下执行的，它确实是“原子的”，执行过程不被打断。

但是在ARMv6及以上的CPU架构中，这个函数其实是可以被打断的，但是它实现了原子操作的效果，如下图所示：

1.3.4 原子位介绍

1.3.4.1 原子位的内核操作函数

能操作原子变量，再去操作其中的某一位，不是挺简单的嘛？不过不需要我们自己去实现，内核做好了。

原子位的操作函数在Linux内核文件archarmincludeasmbitops.h中，下表中p是一个unsigned long指针。

函数名

作用

set_bit(nr,p)

设置(*p)的bit nr为1

clear_bit(nr,p)

清除(*p)的bit nr为0

change_bit(nr,p)

改变(*p)的bit nr，从1变为0，或是从0变为1

test_and_set_bit(nr,p)

设置(*p)的bit nr为1，返回该位的老值

test_and_clear_bit(nr,p)

清除(*p)的bit nr为0，返回该位的老值

test_and_change_bit(nr,p)

改变(*p)的bit nr，从1变为0，或是从0变为1；返回该位的老值

1.3.4.2 原子位的内核实现

在ARMv6以下的架构里，不支持SMP系统，原子位的操作函数也是简单粗暴：关中断。以set_bit函数为例，代码在内核文件archarmincludeasmbitops.h中，如下

在ARMv6及以上的架构中，不需要关中断，有ldrex、strex等指令，这些指令的作用在前面介绍过。还是以set_bit函数为例，代码如下：

我不再使用原子位操作来写代码，留给你们练习吧。

1.4 Linux锁的介绍与使用

本节参考： [detail] [datail]

1.4.1 锁的类型

Linux内核提供了很多类型的锁，它们可以分为两类： ① 自旋锁(spinning lock)； ② 睡眠锁(sleeping lock)。

1.4.1.1 自旋锁

简单地说就是无法获得锁时，不会休眠，会一直循环等待。有这些自旋锁：

自旋锁

描述

raw_spinlock_t

原始自旋锁(后面讲解)

bit spinlocks

位自旋锁(似乎没什么意义)

自旋锁的加锁、解锁函数是：spin_lock、spin_unlock，还可以加上各种后缀，这表示在加锁或解锁的同时，还会做额外的事情：

后缀

描述

_bh()

加锁时禁止下半部(软中断)，解锁时使能下半部(软中断)

_irq()

加锁时禁止中断，解锁时使能中断

_irqsave/restore()

加锁时禁止并中断并记录状态，解锁时恢复中断为所记录的状态

1.4.1.2 睡眠锁

简单地说就是无法获得锁时，当前线程就会休眠。有这些休眠锁：

休眠锁

描述

mutex

mutual exclusion，彼此排斥，即互斥锁(后面讲解)

rt_mutex

semaphore

信号量、旗语(后面讲解)

rw_semaphore

读写信号量，读写互斥，但是可以多人同时读

ww_mutex

percpu_rw_semaphore

对rw_semaphore的改进，性能更优

1.4.2 锁的内核函数

1.4.2.1 自旋锁

spinlock函数在内核文件includelinuxspinlock.h中声明，如下表：

函数名

作用

spin_lock_init(_lock)

初始化自旋锁为unlock状态

void spin_lock(spinlock_t *lock)

获取自旋锁(加锁)，返回后肯定获得了锁

int spin_trylock(spinlock_t *lock)

尝试获得自旋锁，成功获得锁则返回1，否则返回0

void spin_unlock(spinlock_t *lock)

释放自旋锁，或称解锁

int spin_is_locked(spinlock_t *lock)

返回自旋锁的状态，已加锁返回1，否则返回0

自旋锁的加锁、解锁函数是：spin_lock、spin_unlock，还可以加上各种后缀，这表示在加锁或解锁的同时，还会做额外的事情：

后缀

描述

_bh()

加锁时禁止下半部(软中断)，解锁时使能下半部(软中断)

_irq()

加锁时禁止中断，解锁时使能中断

_irqsave/restore()

加锁时禁止并中断并记录状态，解锁时恢复中断为所记录的状态

1.4.2.2 信号量semaphore

semaphore函数在内核文件includelinuxsemaphore.h中声明，如下表：

函数名

作用

DEFINE_SEMAPHORE(name)

定义一个struct semaphore name结构体，count值设置为1

void sema_init(struct semaphore *sem, int val)

初始化semaphore

void down(struct semaphore *sem)

获得信号量，如果暂时无法获得就会休眠返回之后就表示肯定获得了信号量在休眠过程中无法被唤醒，即使有信号发给这个进程也不处理

int down_interruptible(struct semaphore *sem)

获得信号量，如果暂时无法获得就会休眠，休眠过程有可能收到信号而唤醒，要判断返回值：0：获得了信号量-EINTR：被信号打断

int down_killable(struct semaphore *sem)

跟down_interruptible类似，down_interruptible可以被任意信号唤醒，但down_killable只能被“fatal signal”唤醒，返回值：0：获得了信号量-EINTR：被信号打断

int down_trylock(struct semaphore *sem)

尝试获得信号量，不会休眠，返回值：0：获得了信号量1：没能获得信号量

int down_timeout(struct semaphore *sem, long jiffies)

获得信号量，如果不成功，休眠一段时间返回值：0：获得了信号量-ETIME：这段时间内没能获取信号量，超时返回down_timeout休眠过程中，它不会被信号唤醒

void up(struct semaphore *sem)

释放信号量，唤醒其他等待信号量的进程

1.4.2.3 互斥量mutex

mutex函数在内核文件includelinuxmutex.h中声明，如下表：

函数名

作用

mutex_init(mutex)

初始化一个struct mutex指针

DEFINE_MUTEX(mutexname)

初始化struct mutex mutexname

int mutex_is_locked(struct mutex *lock)

判断mutex的状态1：被锁了(locked)0：没有被锁

void mutex_lock(struct mutex *lock)

获得mutex，如果暂时无法获得，休眠返回之时必定是已经获得了mutex

int mutex_lock_interruptible(struct mutex *lock)

获得mutex，如果暂时无法获得，休眠;休眠过程中可以被信号唤醒，返回值：0：成功获得了mutex-EINTR：被信号唤醒了

int mutex_lock_killable(struct mutex *lock)

跟mutex_lock_interruptible类似，mutex_lock_interruptible可以被任意信号唤醒，但mutex_lock_killable只能被“fatal signal”唤醒，返回值：0：获得了mutex-EINTR：被信号打断

int mutex_trylock(struct mutex *lock)

尝试获取mutex，如果无法获得，不会休眠，返回值：1：获得了mutex，0：没有获得注意，这个返回值含义跟一般的mutex函数相反，

void mutex_unlock(struct mutex *lock)

释放mutex，会唤醒其他等待同一个mutex的线程

int atomic_dec_and_mutex_lock(atomic_t *cnt, struct mutex *lock)

让原子变量的值减1，如果减1后等于0，则获取mutex，返回值：1：原子变量等于0并且获得了mutex0：原子变量减1后并不等于0，没有获得mutex

1.4.2.4 semaphore和mutex的区别

semaphore中可以指定count为任意值，比如有10个厕所，所以10个人都可以使用厕所。 而mutex的值只能设置为1或0，只有一个厕所。

是不是把semaphore的值设置为1后，它就跟mutex一样了呢？不是的。

看一下mutex的结构体定义，如下：

它里面有一项成员“struct task_struct *owner”，指向某个进程。一个mutex只能在进程上下文中使用：谁给mutex加锁，就只能由谁来解锁。

而semaphore并没有这些限制，它可以用来解决“读者-写者”问题：程序A在等待数据──想获得锁，程序B产生数据后释放锁，这会唤醒A来读取数据。semaphore的锁定与释放，并不限定为同一个进程。

主要区别列表如下：

semaphore

mutex

几把锁

任意，可设置

1

谁能解锁

别的程序、中断等都可以

谁加锁，就得由谁解锁

多次解锁

可以

不可以，因为只有1把锁

循环加锁

可以

不可以，因为只有1把锁

任务在持有锁的期间可否退出

可以

不建议，容易导致死锁

硬件中断、软件中断上下文中使用

可以

不可以

1.4.3 何时用何种锁

本节参考 英文原文 你可能看不懂下面这个表格，请学习完后面的章节再回过头来看这个表格。

举例简单介绍一下，上表中第一行“IRQ Handler A”和第一列“Softirq A”的交叉点是“spin_lock_irq()”，意思就是说如果“IRQ Handler A”和“Softirq A”要竞争临界资源，那么需要使用“spin_lock_irq()”函数。

为什么不能用spin_lock而要用spin_lock_irq？也就是为什么要把中断给关掉？假设在Softirq A中获得了临界资源，这时发生了IRQ A中断，IRQ Handler A去尝试获得自旋锁，这就会导致死锁：所以需要关中断。

1.4.4 内核抢占(preempt)等额外的概念

早期的的Linux内核是“不可抢占”的，假设有A、B两个程序在运行，当前是程序A在运行，什么时候轮到程序B运行呢？

① 程序A主动放弃CPU：

比如它调用某个系统调用、调用某个驱动，进入内核态后执行了schedule()主动启动一次调度。

② 程序A调用系统函数进入内核态，从内核态返回用户态的前夕：这时内核会判断是否应该切换程序。

③ 程序A正在用户态运行，发生了中断：内核处理完中断，继续执行程序A的用户态指令的前夕，它会判断是否应该切换程序。

从这个过程可知，对于“不可抢占”的内核，当程序A运行内核态代码时进程是无法切换的(除非程序A主动放弃)，比如执行某个系统调用、执行某个驱动时，进程无法切换。

这会导致2个问题：

① 优先级反转：

一个低优先级的程序，因为它正在内核态执行某些很耗时的操作，在这一段时间内更高优先级的程序也无法运行。

② 在内核态发生的中断不会导致进程切换

为了让系统的实时性更佳，Linux内核引入了“抢占”(preempt)的功能：进程运行于内核态时，进程调度也是可以发生的。

回到上面的例子，程序A调用某个驱动执行耗时的操作，在这一段时间内系统是可以切换去执行更高优先级的程序。

对于可抢占的内核，编写驱动程序时要时刻注意：你的驱动程序随时可能被打断、随时是可以被另一个进程来重新执行。对于可抢占的内核，在驱动程序中要考虑对临界资源加锁。

1.4.5 使用场景

本节参考 英文原文

1.4.5.1 只在用户上下文加锁

假设只有程序A、程序B会抢占资源，这2个程序都是可以休眠的，所以可以使用信号量，代码如下：

代码语言：javascript复制
static DEFINE_SPINLOCK(clock_lock); // 或 struct semaphore sem;  sema_init(&sem, 1);
if (down_interruptible(&sem))  // if (down_trylock(&sem))
{
    /* 获得了信号量 */
}

/* 释放信号量 */
up(&sem);

对于down_interruptible函数，如果信号量暂时无法获得，此函数会令程序进入休眠；别的程序调用up()函数释放信号量时会唤醒它。

在down_interruptible函数休眠过程中，如果进程收到了信号，则会从down_interruptible中返回；对应的有另一个函数down，在它休眠过程中会忽略任何信号。

注意：“信号量”(semaphore)，不是“信号”(signal)。

也可以使用mutex，代码如下：

代码语言：javascript复制
static DEFINE_MUTEX(mutex);  //或 static struct mutex mutex; mutex_init(&mutex);
mutex_lock(&mutex);
/* 临界区 */
mutex_unlock(&mutex);

注意：一般来说在同一个函数里调用mutex_lock或mutex_unlock，不会长期持有它。这只是惯例，如果你使用mutex来实现驱动程序只能由一个进程打开，在drv_open中调用mutex_lock，在drv_close中调用mutex_unlock，这也完全没问题。

1.4.5.2 在用户上下文与Softirqs之间加锁

假设这么一种情况：程序A运行到内核态时，正在访问一个临界资源；这时发生了某个硬件中断，在硬件中断处理完后会处理Softirq，而某个Softirq也会访问这个临界资源。

怎么办？

在程序A访问临界资源之前，干脆禁止Softirq好了！

可以使用spin_lock_bh函数，它会先禁止本地CPU的中断下半部即Softirq，这样本地Softirq就不会跟它竞争了；假设别的CPU也想获得这个资源，它也会调用spin_lock_bh禁止它自己的Softirq。这2个CPU都禁止自己的Softirq，然后竞争spinlock，谁抢到谁就先执行。可见，在执行临界资源的过程中，本地CPU的Softirq、别的CPU的Softirq都无法来抢占当前程序的临界资源。

释放锁的函数是spin_unlock_bh。

spin_lock_bh/spin_unlock_bh的后缀是“_bh”，表示“Bottom Halves”，中断下半部，这是软件中断的老名字。这些函数改名为spin_lock_softirq也许更恰当，请记住：spin_lock_bh会禁止Softirq，而不仅仅是禁止“中断下半部”(timer、tasklet里等都是Softirq，中断下半部只是Softirq的一种)。

示例代码如下：

代码语言：javascript复制
static DEFINE_SPINLOCK(lock); // static spinlock_t lock; spin_lock_init(&lock);
spin_lock_bh(&lock);
/* 临界区 */
spin_unlock_bh(&lock);

1.4.5.3 在用户上下文与Tasklet之间加锁

Tasklet也是Softirq的一种，所以跟前面是“在用户上下文与Softirqs之间加锁”完全一样。

1.4.5.4 在用户上下文与Timer之间加锁

Timer也是Softirq的一种，所以跟前面是“在用户上下文与Softirqs之间加锁”完全一样。

1.4.5.5 在Tasklet与Timer之间加锁

假设在Tasklet中访问临界资源，另一个CPU会不会同时运行这个Tasklet？不会的，所以如果只是在某个Tasklet中访问临界资源，无需上锁。

假设在Timer中访问临界资源，另一个CPU会不会同时运行这个timer？不会的，所以如果只是在某个Timer中访问临界资源，无需上锁。

如果在有2个不同的Tasklet或Timer都会用到一个临界资源，那么可以使用spin_lock()、spin_unlock()来保护临界资源。不需要用spin_lock_bh()，因为一旦当前CPU已经处于Tasklet或Timer中，同一个CPU不会同时再执行其他Tasklet或Timer。

1.4.5.6 在Softirq之间加锁

这里讲的softirq不含tasklet、timer。

同一个Softirq是有可能在不同CPU上同时运行的，所以可以使用spin_lock()、spin_unlock()来访问临界区。如果追求更高的性能，可以使用“per-CPU array”，本章不涉及。

不同的Softirq之间，可以使用spin_lock()、spin_unlock()来访问临界区。

总结起来，在Softirq之间(含timer、tasklet、相同的Softirq、不同的Softirq)，都可以使用spin_lock()、spin_unlock()来访问临界区。

示例代码如下：

代码语言：javascript复制
static DEFINE_SPINLOCK(lock); // static spinlock_t lock; spin_lock_init(&lock);
spin_lock(&lock);
/* 临界区 */
spin_unlock(&lock);

1.4.5.7 硬中断上下文

假设一个硬件中断服务例程与一个Softirq共享数据，需要考虑2点：

① Softirq执行的过程中，可能会被硬件中断打断；

② 临界区可能会被另一个CPU上的硬件中断进入。

怎么办？

在Softirq获得锁之前，禁止当前CPU的中断。

在硬件中断服务例程中不需要使用spin_lock_irq()，因为当它在执行的时间Softirq是不可能执行的；它可以使用spin_lock()用来防止别的CPU抢占。

如果硬件中断A、硬件中断B都要访问临界资源，怎么办？这篇文章里说要使用spin_lock_irq()： [detail] 但是我认为使用spin_lock()就足够了。因为Linux不支持中断嵌套，即当前CPU正在处理中断A时，中断B不可能在当前CPU上被处理，不需要再次去禁止中断；当前CPU正在处理中断A时，假如有另一个CPU正在处理中断B，它们使用spin_lock()实现互斥访问临界资源就可以了。

spin_lock_irq()/spin_unlock_irq()会禁止/使能中断，另一套函数是spin_lock_irqsave()/spin_unlock_irqrestore()，spin_lock_irqsave()会先保存当前中断状态(使能还是禁止)，再禁止中断；spin_unlock_irqrestore()会恢复之前的中断状态(不一定是使能中断，而是恢复成之前的状态)。

示例代码如下：

代码语言：javascript复制
static DEFINE_SPINLOCK(lock); // static spinlock_t lock; spin_lock_init(&lock);
spin_lock_irq(&lock);
/* 临界区 */
spin_unlock_irq(&lock);

示例代码如下：

代码语言：javascript复制
unsigned long flags;
static DEFINE_SPINLOCK(lock); // static spinlock_t lock; spin_lock_init(&lock);
spin_lock_irqsave(&lock, flags);
/* 临界区 */
spin_unlock_irqrestore(&lock, flags);

写在最后：这个链接是一篇很好的文档，以后我们会完全翻译出来，现在讲的知识暂时够用了。

1.5 自旋锁spinlock的实现

自旋锁，顾名思义：自己在原地打转，等待资源可用，一旦可用就上锁霸占它。

问题来了，假设别人已经上锁了，你原地打转会占住CPU资源了，别的程序怎么运行？它没有CPU怎么解锁？

这个问题，有2个答案：

① 原地打转的是CPU x，以后CPU y会解锁：这涉及多个CPU，适用于SMP系统；

② 对于单CPU系统，自旋锁的“自旋”功能就去掉了：只剩下禁止抢占、禁止中断 我先禁止别的线程来打断我(preempt_disable)，我慢慢享用临界资源，用完再使能系统抢占(preempt_enable)，这样别人就可以来抢资源了。

注意：SMP就是Symmetric Multi-Processors，对称多处理器；UP即Uni-Processor，系统只有一个单核CPU。

要理解spinlock，要通过2个情景来分析：

① 一开始，怎么争抢资源？不能2个程序都抢到。 这挺好解决，使用原子变量就可以实现。

② 某个程序已经获得资源，怎么防止别人来同时使用这个资源。

这是使用spinlock时要注意的地方，对应会有不同的衍生函数(_bh/_irq/_irqsave/_restore)。

1.5.1 自旋锁的内核结构体

spinlock对应的结构体如下定义，不同的架构可能有不同的实现：

上述__raw_tickets结构体中有owner、next两个成员，这是在SMP系统中实现spinlock的关键。

1.5.2 spinlock在UP系统中的实现

对于“自旋锁”，它的本意是：如果还没获得锁，我就原地打转等待。等待谁释放锁？

① 其他CPU

② 其他进程/线程

对于单CPU系统，没有“其他CPU”；如果内核不支持preempt，当前在内核态执行的线程也不可能被其他线程抢占，也就“没有其他进程/线程”。所以，对于不支持preempt的单CPU系统，spin_lock是空函数，不需要做其他事情。

如果单CPU系统的内核支持preempt，即当前线程正在执行内核态函数时，它是有可能被别的线程抢占的。这时spin_lock的实现就是调用“preempt_disable()”：你想抢我，我干脆禁止你运行。 在UP系统中，spin_lock函数定义如下：

从以上代码可知，在UP系统中spin_lock()就退化为preempt_disable()，如果用的内核不支持preempt，那么spin_lock()什么事都不用做。

对于spin_lock_irq()，在UP系统中就退化为local_irq_disable()和preempt_disable()，如下图所示：

假设程序A要访问临界资源，可能会有中断也来访问临界资源，可能会有程序B也来访问临界资源，那么使用spin_lock_irq()来保护临界资源：先禁止中断防止中断来抢，再禁止preempt防止其他进程来抢。

对于spin_lock_bh()，在UP系统中就退化为禁止软件中断和preempt_disable()，如下图所示：

对于spin_lock_irqsave，它跟spin_lock_irq类似，只不过它是先保存中断状态再禁止中断，如下：

对应的spin_unlock函数就不再讲解。

1.5.3 spinlock在SMP系统中的实现

要让多CPU中只能有一个获得临界资源，使用原子变量就可以实现。但是还要保证公平，先到先得。比如有CPU0、CPU1、CPU2都调用spin_lock想获得临界资源，谁先申请谁先获得。

要想理解SMP系统中spinlock的实现，得举一个例子。感谢这篇文章：

Linux内核同步机制之（四）：spin lock

wowotech真是一个神奇的网站，里面Linux文章的作者统一标为“linuxer”，牛！

我借用这篇文章的例子讲解，餐厅里只有一个座位，去吃饭的人都得先取号、等叫号。注意，有2个动作： 顾客从取号机取号，电子叫号牌叫号。

① 一开始取号机待取号码为0

② 顾客A从取号机得到号码0，电子叫号牌显示0，顾客A上座； 取号机显示下一个待取号码为1。

③ 顾客B从取号机得到号码1，电子叫号牌还显示为0，顾客B等待； 取号机显示下一个待取号码为2。

④ 顾客C从取号机得到号码2，电子叫号牌还显示为0，顾客C等待； 取号机显示下一个待取号码为3。

⑤ 顾客A吃完离座，电子叫号牌显示为1，顾客B的号码等于1，他上座；

⑥ 顾客B吃完离座，电子叫号牌显示为2，顾客C的号码等于2，他上座；

在这个例子中有2个号码：取号机显示的“下一个号码”，顾客取号后它会自动加1；电子叫号牌显示“当前号码”，顾客离座后它会自动加1。某个客户手上拿到的号码等于电子叫号牌的号码时，该客户上座。

在这个过程中，即使顾客B、C同时到店，只要保证他们从取号机上得到的号码不同，他们就不会打架。

所以，关键点在于：取号机的号码发放，必须互斥，保证客户的号码互不相同。而电子叫号牌上号码的变动不需要保护，只有顾客离开后它才会变化，没人争抢它。

在ARMv6及以上的ARM架构中，支持SMP系统。它的spinlock结构体定义如下：

owner就相当于电子叫号牌，现在谁在吃饭。next就当于于取号机，下一个号码是什么。每一个CPU从取号机上取到的号码保存在spin_lock函数中的局部变量里。

spin_lock函数调用关系如下，核心是arch_spin_lock：

arch_spin_lock代码如下：

图中的注释把原理讲得非常清楚了,即使不同的个体去同时取号，也可以保证取到的号码各不相同。

假设第1个程序取到了号码，它访问了临界资源后，调用spin_unlock，代码如下：

假如有其他程序正在spin_lock函数中循环等待，它就会立刻判断自己手上的next是否等于lock->tickets.owner，如果相等就表示输到它获得了锁。

深入分析_linux_spinlock_实现机制

深入分析Linux自旋锁

Linux内核同步机制之（四）：spin lock

1.6 信号量semaphore的实现

1.6.1 semaphore的内核结构体

注意：这是信号量，不是信号。在前面学习异步通知时，驱动程序给应用程序发信号。现在我们讲的信号量是一种同步、互斥机制。

信号量的定义及操作函数都在Linux内核文件includelinuxsemaphore.h中定义，如下：

初始化semaphore之后，就可以使用down函数或其他衍生版本来获取信号量，使用up函数释放信号量。我们只分析down、up函数的实现。

1.6.2 down函数的实现

如果semaphore中的count大于0，那么down函数就可以获得信号量；否则就休眠。在读取、修改count时，要使用spinlock来实现互斥。

休眠时，要把当前进程放在semaphore的wait_list链表中，别的进程释放信号量时去wait_list中把进程取出、唤醒。

代码如下：

1.6.3 up函数的实现

如果有其他进程在等待信号量，则count值无需调整，直接取出第1个等待信号量的进程，把信号量给它，共把它唤醒。

如果没有其他进程在等待信号量，则调整count。

整个过程需要使用spinlock来保护，代码如下：

1.7互斥量mutex的实现

1.7.1 mutex的内核结构体

mutex的定义及操作函数都在Linux内核文件includelinuxmutex.h中定义，如下：

初始化mutex之后，就可以使用mutex_lock函数或其他衍生版本来获取信号量，使用mutex_unlock函数释放信号量。我们只分析mutex_lock、mutex_unlock函数的实现。

这里要堪误一下：前面的视频里我们说mutex中的owner是用来记录获得mutex的进程，以后必须由它来释放mutex。这是错的！

从上面的代码可知，owner并不一定存在！

owner有2个用途：debug(CONFIG_DEBUG_MUTEXES)或spin_on_owner(CONFIG_MUTEX_SPIN_ON_OWNER)。

什么叫spin on owner？

我们使用mutex的目的一般是用来保护一小段代码，这段代码运行的时间很快。这意味着一个获得mutex的进程，可能很快就会释放掉mutex。

针对这点可以进行优化，特别是当前获得mutex的进程是在别的CPU上运行、并且“我”是唯一等待这个mutex的进程。 在这种情况下，那“我”就原地spin等待吧：懒得去休眠了，休眠又唤醒就太慢了。

所以，mutex是做了特殊的优化，比semaphore效率更高。但是在代码上，并没有要求“谁获得mutex，就必须由谁释放mutex”，只是在使用惯例上是“谁获得mutex，就必须由谁释放mutex”。

1.7.2 mutex_lock函数的实现

1.7.2.1 fastpath

mutex的设计非常精巧，比semaphore复杂，但是更高效。

首先要知道mutex的操作函数中有fastpath、slowpath两条路径(快速、慢速)：如果fastpath成功，就不必使用slowpath。

怎么理解？

这需要把metex中的count值再扩展一下，之前说它只有1、0两个取值，1表示unlocked，0表示locked，还有一类值“负数”表示“locked，并且可能有其他程序在等待”。

代码如下：

先看看fastpath的函数：__mutex_fastpath_lock，这个函数在下面2个文件中都有定义：

代码语言：javascript复制
include/asm-generic/mutex-xchg.h
include/asm-generic/mutex-dec.h

使用哪一个文件呢？看看arch/arm/include/asm/mutex.h，内容如下：

代码语言：javascript复制
#if __LINUX_ARM_ARCH__ < 6
#include <asm-generic/mutex-xchg.h>
#else
#include <asm-generic/mutex-dec.h>
#endif

所以，对于ARMv6以下的架构，使用include/asm-generic/mutex-xchg.h中的__mutex_fastpath_lock函数；对于ARMv6及以上的架构，使用include/asm-generic/mutex-dec.h中的__mutex_fastpath_lock函数。这2个文件中的__mutex_fastpath_lock函数是类似的，mutex-dec.h中的代码如下：

大部分情况下，mutex当前值都是1，所以通过fastpath函数可以非常快速地获得mutex。

1.7.2.2 slowpath

如果mutex当前值是0或负数，则需要调用__mutex_lock_slowpath慢慢处理：可能会休眠等待。

mutex_lock_common函数也是在内核文件kernel/locking/mutex.c中实现的，下面分段讲解。

① 分析第一段代码：

② 分析第二段代码：

③ 分析第三段代码：

这个wait_list是FIFO(Firt In Firs Out)，谁先排队，谁就可以先得到mutex。

④ 分析第四段代码：for循环，这是重点

⑤ 分析第五段代码：收尾工作

1.7.3 mutex_unlock函数的实现

mutex_unlock函数中也有fastpath、slowpath两条路径(快速、慢速)：如果fastpath成功，就不必使用slowpath。

代码如下：

1.7.3.1 fastpath

先看看fastpath的函数：__mutex_fastpath_lock，这个函数在下面2个文件中都有定义：

代码语言：javascript复制
include/asm-generic/mutex-xchg.h
include/asm-generic/mutex-dec.h

使用哪一个文件呢？看看arch/arm/include/asm/mutex.h，内容如下：

代码语言：javascript复制
#if __LINUX_ARM_ARCH__ < 6
#include <asm-generic/mutex-xchg.h>
#else
#include <asm-generic/mutex-dec.h>
#endif

所以，对于ARMv6以下的架构，使用include/asm-generic/mutex-xchg.h中的__mutex_fastpath_lock函数；对于ARMv6及以上的架构，使用include/asm-generic/mutex-dec.h中的__mutex_fastpath_lock函数。这2个文件中的__mutex_fastpath_lock函数是类似的，mutex-dec.h中的代码如下：

大部分情况下，加1后mutex的值都是1，表示无人等待mutex，所以通过fastpath函数直接增加mutex的count值为1就可以了。

如果mutex的值加1后还是小于等于0，就表示有人在等待mutex，需要去wait_list把它取出唤醒，这需要用到slowpath的函数：__mutex_unlock_slowpath。

1.7.3.2 slowpath

如果mutex当前值是0或负数，则需要调用__mutex_unlock_slowpath慢慢处理：需要唤醒其他进程。

__mutex_unlock_common_slowpath函数代码如下，主要工作就是从wait_list中取出并唤醒第1个进程：

汇编语言 c语言 编程算法 linux

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