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在計算機領域中，穩(wěn)定和高效是應用程序所關注的主要問題。尤其在大數(shù)據(jù)時代，數(shù)據(jù)的處理速度和準確性對于應用程序來說是至關重要的。因此，Linux操作系統(tǒng)的異步讀寫機制為開發(fā)者提供了一個穩(wěn)定和高效的解決方案。
讓客戶滿意是我們工作的目標，不斷超越客戶的期望值來自于我們對這個行業(yè)的熱愛。我們立志把好的技術通過有效、簡單的方式提供給客戶，將通過不懈努力成為客戶在信息化領域值得信任、有價值的長期合作伙伴，公司提供的服務項目有：申請域名、網(wǎng)頁空間、營銷軟件、網(wǎng)站建設、武川網(wǎng)站維護、網(wǎng)站推廣。
什么是異步讀寫？
異步讀寫是一種計算機技術，允許應用程序執(zhí)行讀寫操作的同時，允許其他操作同時進行。在傳統(tǒng)的同步讀寫中，應用程序會一直等待I/O操作完成后才能繼續(xù)執(zhí)行。這可能會導致程序在I/O操作完成之前處于無限期的掛起狀態(tài)，最終造成系統(tǒng)性能下降。
相比之下，異步讀寫機制使應用程序能夠自由地繼續(xù)執(zhí)行，而無需等待I/O操作的完成。應用程序只需要請求操作，然后I/O操作會在后臺進行。一旦操作完成，I/O操作會通知應用程序完成了。這種機制提高了應用程序的吞吐量，允許系統(tǒng)上其他任務在進行時執(zhí)行I/O操作。
如何使用Linux異步讀寫？
Linux異步讀寫通過一系列系統(tǒng)調(diào)用來實現(xiàn)。常用的有以下幾種：
1. open()
在開始異步讀寫過程之前，必須打開包含要讀寫的文件的文件描述符。使用open()系統(tǒng)調(diào)用打開文件，該調(diào)用返回一個文件描述符，以便將來進行I/O操作。
2. o_read() 和 o_write()
異步I/O操作是通過o_read()和o_write()系統(tǒng)調(diào)用來實現(xiàn)的。這些調(diào)用可以讓應用程序執(zhí)行讀/寫操作，然后立即返回。操作被放到內(nèi)核隊列中，以便在后臺執(zhí)行，而不會與應用程序的其他操作干擾。
3. o_error() 和 o_return()
o_error()和o_return()系統(tǒng)調(diào)用可用于檢查異步I/O操作的狀態(tài)和結果。o_error()用于檢查異步操作的錯誤狀態(tài)。而o_return()則返回阻塞進程的I/O操作的結果。這個結果也可以在操作完成時異步通知。
為什么要使用Linux異步讀寫？
Linux異步讀寫有許多優(yōu)點，其中一些包括：
1.提高了應用程序的吞吐量
異步讀寫允許應用程序執(zhí)行I/O操作的同時，執(zhí)行其他任務。在傳統(tǒng)的同步讀寫中，應用程序會一直等待I/O操作完成后才能繼續(xù)執(zhí)行。這可能會導致程序在I/O操作完成之前無限期的掛起，造成系統(tǒng)性能的下降。
2.節(jié)省CPU資源
異步I/O操作可以在后臺執(zhí)行，而不會消耗CPU資源。這節(jié)省了CPU資源，可以用來支持其他應用程序和操作。
3.減少內(nèi)存和磁盤的I/O操作延遲
在多線程應用程序中，當線程需要等待I/O操作完成時，它們通常會傳遞控制到其他線程，以充分利用系統(tǒng)上的其他資源。然而，這可能會導致磁盤I/O操作的延遲，從而影響整個應用程序的性能。異步I/O操作可以在后臺進行，而線程可以繼續(xù)工作。這減少了I/O操作的延遲，進一步提高了應用程序的性能。
Linux異步讀寫機制能夠提高應用程序的效率，同時還消除了I/O操作的延遲等待。它是大規(guī)模數(shù)據(jù)應用程序的理想解決方案之一，因為在如此之大的數(shù)據(jù)量下，同步讀寫將會成為一個瓶頸。該機制為應用程序提供了一個穩(wěn)定和高效的解決方案，不斷推動著技術和經(jīng)驗的進步和提高。
相關問題拓展閱讀：
- linux磁盤格式化與管理知識點總結
- 如何實現(xiàn)linux下多線程之間的互斥與同步
linux磁盤格式化與管理知識點總結
首先我們來認識下Linux上的文件系統(tǒng)
/:根目錄
/bin：二進制，可執(zhí)行命令
/in:可執(zhí)行命令，僅用于管理，通常只有管理員才有權限使用。
/boot:引導，操作系統(tǒng)用于引導系統(tǒng)啟動的文件，一般指內(nèi)核
/dev:設備文件
Linux的設備類型
字符設備：以c開頭的文件,線性設備
塊設備：以b開頭的文件，隨機設備
/etc：配置文件
/home:用戶的家目錄，/home/username,eg:jerry,/home/jerry
/lib,/lib64:庫文件
/media:掛載點目錄，通常用于掛在便攜性設備
/mnt:掛載點目錄，掛在額外的文件系統(tǒng)
/misc:備份目錄
/net
/opt可選目錄，通常第三方軟件偶爾安裝于此路徑下
/proc：偽文件系統(tǒng)，內(nèi)存中內(nèi)核的映射
/selinux： 安全加強的linux
/srv： service 屬于服務的中間數(shù)據(jù)存儲位置
/sys：類似于proc，通常用于訪問獲取硬件設備屬性信息
/tmp：臨時文件目錄
/usr：存放只讀文件
/var：經(jīng)常會發(fā)生變化的文件，比方說日志等
文件系統(tǒng)通常有內(nèi)核提供，Windows里邊的文件系統(tǒng)有:NTFS、FAT32 Linux里邊的文件系統(tǒng)主要由ext2,ext3,ext4,xfs,reiserfs,nfs,iso9600,jfs,brtfs
對磁盤格式化就是創(chuàng)建文件系統(tǒng)，那么怎么實現(xiàn)格式化的呢？下面介紹一下實現(xiàn)磁盤格式化的命令及用法
之一步；分區(qū)
fdisk
d 刪除一個分區(qū)
n 新建一個分區(qū)
w 保存退出
q 不保存退出
l 各分區(qū)類型對應的System ID
t 修改指定分區(qū)的System ID
分區(qū)之后讓內(nèi)核重新讀取硬盤分區(qū)表的方法
1、重啟系統(tǒng)
2、RHEL5 上利用partprobe 實現(xiàn)
REHL6 利用partx -a DEVICE 實現(xiàn)
第二步：格式化分區(qū)，創(chuàng)建文件系統(tǒng)
mkfs -t fstype /dev/part = mke2fs -t fstype /dev/part
要點：1、文件系統(tǒng)必須被內(nèi)核支持才能使用，即內(nèi)核有相應的內(nèi)核模塊，或者已經(jīng)
帆正襪將之整合進內(nèi)核；
2、要有相應文件系統(tǒng)創(chuàng)建工具，這通常是mkfs.fstype
mke2fs -t {ext2|ext3|ext4}
-b {1024|2023|4096}：塊大小
塊大小取決CPU對內(nèi)存頁框大小的支持，x86系統(tǒng)默認頁框大小為4K；
-L label: 設定卷標
-m #: 預留給管理使用的塊所占據(jù)態(tài)激總體空間的比例；
-r #: 預留給管理使用的塊的`個數(shù)；
-E: 設定文件系統(tǒng)的擴展屬性；
tune2fs
-l: 顯示文件系統(tǒng)超級塊信息；
-L label：重新設定卷標；
-m #: 調(diào)整預留給管理使用的塊所占據(jù)總體空間的比例；
-r #: 調(diào)整預留給管理使用的塊個數(shù)；
-o：設定掛載默認選項
-O: 設定文件系統(tǒng)默認特性
-E: 調(diào)整文件系統(tǒng)的擴展屬性
blkid DEVICE 顯示設備的UUID、文件系統(tǒng)類型及卷標
第三步 掛載
mount DEVICE MOUNT_POINT
mount LABEL=”卷標” MOUNT_POINT
mount UUID=”UUID” MOUNT_POINT
掛載之后，原有數(shù)據(jù)的會被隱藏，因此不能掛載到系統(tǒng)常用目錄上；
卸載之時，要確保沒有進程正在訪問掛載的清宏設備；否則，無法卸載；
-o 用于指定掛在選項。
ro: 只讀掛載;
rw: 讀寫，默認即為讀寫;
noatime: 關閉 更新 訪問時間；
auto: 是否能夠由“mount -a”掛載；
defaults：相當于rw, suid, dev, exec, auto, nouser, async, and relatime
sync: 同步寫入
async：異步寫入
dev:
remount: 重新掛載
loop: 本地回環(huán)設備；
-n 掛在系統(tǒng)時，不更新設備文件
-r 只讀掛載，相當于“-o ro”
free 查看內(nèi)存大小
-m: 空間大小換算為MB
如何實現(xiàn)linux下多線程之間的互斥與同步
Linux設備驅(qū)動中必須解決的一個問題是多個進程對共享資源的并發(fā)訪問，并發(fā)訪問會導致競態(tài)，linux提供了多種解決競態(tài)問題的方式，這些方式適合不同的應用場景。
Linux內(nèi)核是多進程、多線程的操作系統(tǒng)，它提供了相當完整的內(nèi)核同步方法。內(nèi)核同步方法列表如下：
中斷屏蔽
原子操作
自旋鎖
讀寫自旋鎖
順序鎖
信號量
讀寫信號量
BKL（大內(nèi)核鎖）
Seq鎖
一、并發(fā)與競態(tài)：
定義：
并發(fā)（concurrency）指的是多個執(zhí)行單元同時、并行被執(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）的訪問則很容易導致競態(tài)（race conditions）。
在linux中，主要的競態(tài)發(fā)生在如下幾種情況：
1、對稱多處理器歷辯埋（P）多個CPU
特點是多個CPU使用共同的系統(tǒng)總線，因此可訪問共同的外設和存儲器。
2、單CPU內(nèi)進程與搶占它的進程
3、中斷（硬中斷、軟中斷、Tasklet、底半部）與進程之間
只要并發(fā)的多個執(zhí)行單元存在對共享資源的訪問，競態(tài)就有可能發(fā)生。
如果中斷處理程序訪問進程正在訪問的資源，則競態(tài)也會會發(fā)生。
多個中斷之間本身也可能引起并發(fā)而導致競態(tài)（中斷被更高優(yōu)先級的中斷打斷）。
解決競態(tài)問題的途徑是保證對共享資源的互斥訪問，所謂互斥訪問就是指一個執(zhí)行單元在訪問共享資源的時候，其他的執(zhí)行單元都被禁止訪問。
訪問共享資源的代碼區(qū)域被稱為臨界區(qū)，臨界區(qū)需要以某種互斥機制加以保護，中斷屏蔽，原子操作，自旋鎖，和信號量都是linux設備驅(qū)動中可采用的互斥途徑。
臨界區(qū)和競爭條件：
所謂臨界區(qū)（critical regions）就是訪問和操作共享數(shù)據(jù)的代碼段，為了避免在臨界區(qū)中并發(fā)訪問，編程者必須保證這些代碼原子地執(zhí)行——也就是說，代碼在執(zhí)行結束前不可被打斷，就如同整個臨界區(qū)是一個不可分割的指令一樣，如果兩個執(zhí)行線程有可能處于同一個臨界區(qū)中，那么就是程序包含一個bug，如果這種情況發(fā)生了，我們就稱之為競爭條件（race conditions），避免并發(fā)和防止競爭條件被稱為同步。
死鎖：
死鎖的產(chǎn)生需要一定條件：要有一個或多個執(zhí)行線程和一個或多個資源，每個線程都在等待其中的一個資源，但所有的資源都已經(jīng)被占用了，所有線程都在相互等待，但它們永遠不會釋放已經(jīng)占有的資源，于是任何線程都無法繼續(xù)，這便意味著死鎖的發(fā)生。
二、中斷屏蔽
在單CPU范圍內(nèi)避免競態(tài)的一種簡單方法是在進入臨界區(qū)之前屏蔽系統(tǒng)的中斷。
由于linux內(nèi)核的進程調(diào)度等操作都依賴中斷來實現(xiàn)，內(nèi)核搶占進程之間的并發(fā)也就得以避免了。
中斷屏蔽的使用方法：
local_irq_disable()//屏蔽中斷
//臨界區(qū)
local_irq_enable()//灶念開中斷
特點：
由于linux系統(tǒng)的異步IO，進程調(diào)度等很多重要操作都依賴于中斷，在屏蔽中斷期間所有的中斷都無法得到處理，因此長時間的屏蔽是很危險的，有可能造成數(shù)據(jù)丟失甚至系統(tǒng)崩潰，這就要求在屏蔽中斷之后，當前的內(nèi)核執(zhí)行路徑應當盡快地執(zhí)行完臨界區(qū)的代碼。
中斷屏蔽只能禁止本CPU內(nèi)的中斷，因此，并不能解決多CPU引發(fā)的競態(tài)，所以單獨使用中斷屏蔽并不是一個值得推薦的避免競態(tài)的方法，它一般和自旋鎖配合使用。
三、原子操作
定義：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。
（原子原本指的是不可分割的微粒，所以原子操作也就是不能夠被分割的指令）
（它保證指令以“原子”的方式執(zhí)行而不能被打斷）
原子操作是不可分割的，在執(zhí)行完畢不會被任何其它任務或事件中斷。在單處理器系統(tǒng)(UniProcessor)中，能夠在單條指令中完成的操作都可以認為是” 原子操作”，因為中斷只能發(fā)生于指令之間。這也是某些CPU指令系統(tǒng)中引入了test_and_set、test_and_clear等指令用于臨界資源互斥的原因。但是，在對稱多處理器(Symmetric Multi-Processor)結構中就不同了，由于系統(tǒng)中有多個處理器在獨立地運行，即使能在單條指令中完成的操作也有可能受到干擾。我們以decl (遞減指令)為例，這是一個典型的”讀－改－肢螞寫”過程，涉及兩次內(nèi)存訪問。
通俗理解：
原子操作，顧名思義，就是說像原子一樣不可再細分。一個操作是原子操作，意思就是說這個操作是以原子的方式被執(zhí)行，要一口氣執(zhí)行完，執(zhí)行過程不能夠被OS的其他行為打斷，是一個整體的過程，在其執(zhí)行過程中，OS的其它行為是插不進來的。
分類：linux內(nèi)核提供了一系列函數(shù)來實現(xiàn)內(nèi)核中的原子操作，分為整型原子操作和位原子操作，共同點是：在任何情況下操作都是原子的，內(nèi)核代碼可以安全的調(diào)用它們而不被打斷。
原子整數(shù)操作：
針對整數(shù)的原子操作只能對atomic_t類型的數(shù)據(jù)進行處理，在這里之所以引入了一個特殊的數(shù)據(jù)類型，而沒有直接使用C語言的int型，主要是出于兩個原因：
之一、讓原子函數(shù)只接受atomic_t類型的操作數(shù)，可以確保原子操作只與這種特殊類型數(shù)據(jù)一起使用，同時，這也確保了該類型的數(shù)據(jù)不會被傳遞給其它任何非原子函數(shù)；
第二、使用atomic_t類型確保編譯器不對相應的值進行訪問優(yōu)化——這點使得原子操作最終接收到正確的內(nèi)存地址，而不是一個別名，最后就是在不同體系結構上實現(xiàn)原子操作的時候，使用atomic_t可以屏蔽其間的差異。
原子整數(shù)操作最常見的用途就是實現(xiàn)計數(shù)器。
另一點需要說明原子操作只能保證操作是原子的，要么完成，要么不完成，不會有操作一半的可能，但原子操作并不能保證操作的順序性，即它不能保證兩個操作是按某個順序完成的。如果要保證原子操作的順序性，請使用內(nèi)存屏障指令。
atomic_t和ATOMIC_INIT(i)定義
typedef struct { volatile int counter; } atomic_t;
#define ATOMIC_INIT(i) { (i) }
在你編寫代碼的時候，能使用原子操作的時候，就盡量不要使用復雜的加鎖機制，對多數(shù)體系結構來講，原子操作與更復雜的同步方法相比較，給系統(tǒng)帶來的開銷小，對高速緩存行的影響也小，但是，對于那些有高性能要求的代碼，對多種同步方法進行測試比較，不失為一種明智的作法。
原子位操作：
針對位這一級數(shù)據(jù)進行操作的函數(shù)，是對普通的內(nèi)存地址進行操作的。它的參數(shù)是一個指針和一個位號。
為方便其間，內(nèi)核還提供了一組與上述操作對應的非原子位函數(shù)，非原子位函數(shù)與原子位函數(shù)的操作完全相同，但是，前者不保證原子性，且其名字前綴多兩個下劃線。例如，與test_bit()對應的非原子形式是_test_bit()，如果你不需要原子性操作（比如，如果你已經(jīng)用鎖保護了自己的數(shù)據(jù)），那么這些非原子的位函數(shù)相比原子的位函數(shù)可能會執(zhí)行得更快些。
四、自旋鎖
自旋鎖的引入：
如 果每個臨界區(qū)都能像增加變量這樣簡單就好了，可惜現(xiàn)實不是這樣，而是臨界區(qū)可以跨越多個函數(shù)，例如：先得從一個數(shù)據(jù)結果中移出數(shù)據(jù)，對其進行格式轉(zhuǎn)換和解 析，最后再把它加入到另一個數(shù)據(jù)結構中，整個執(zhí)行過程必須是原子的，在數(shù)據(jù)被更新完畢之前，不能有其他代碼讀取這些數(shù)據(jù)，顯然，簡單的原子操作是無能為力 的（在單處理器系統(tǒng)(UniProcessor)中，能夠在單條指令中完成的操作都可以認為是” 原子操作”，因為中斷只能發(fā)生于指令之間），這就需要使用更為復雜的同步方法——鎖來提供保護。
自旋鎖的介紹：
Linux內(nèi)核中最常見的鎖是自旋鎖（spin lock），自旋鎖最多只能被一個可執(zhí)行線程持有，如果一個執(zhí)行線程試圖獲得一個被爭用（已經(jīng)被持有）的自旋鎖，那么該線程就會一直進行忙循環(huán)—旋轉(zhuǎn)—等待鎖重新可用，要是鎖未被爭用，請求鎖的執(zhí)行線程便能立刻得到它，繼續(xù)執(zhí)行，在任意時間，自旋鎖都可以防止多于一個的執(zhí)行線程同時進入理解區(qū)，注意同一個鎖可以用在多個位置—例如，對于給定數(shù)據(jù)的所有訪問都可以得到保護和同步。
一個被爭用的自旋鎖使得請求它的線程在等待鎖重新可用時自旋（特別浪費處理器時間），所以自旋鎖不應該被長時間持有，事實上，這點正是使用自旋鎖的初衷，在短期間內(nèi)進行輕量級加鎖，還可以采取另外的方式來處理對鎖的爭用：讓請求線程睡眠，直到鎖重新可用時再喚醒它，這樣處理器就不必循環(huán)等待，可以去執(zhí)行其他代碼，這也會帶來一定的開銷——這里有兩次明顯的上下文切換， 被阻塞的線程要換出和換入。因此，持有自旋鎖的時間更好小于完成兩次上下文切換的耗時，當然我們大多數(shù)人不會無聊到去測量上下文切換的耗時，所以我們讓持 有自旋鎖的時間應盡可能的短就可以了，信號量可以提供上述第二種機制，它使得在發(fā)生爭用時，等待的線程能投入睡眠，而不是旋轉(zhuǎn)。
自旋鎖可以使用在中斷處理程序中（此處不能使用信號量，因為它們會導致睡眠），在中斷處理程序中使用自旋鎖時，一定要在獲取鎖之前，首先禁止本地中斷（在 當前處理器上的中斷請求），否則，中斷處理程序就會打斷正持有鎖的內(nèi)核代碼，有可能會試圖去爭用這個已經(jīng)持有的自旋鎖，這樣以來，中斷處理程序就會自旋， 等待該鎖重新可用，但是鎖的持有者在這個中斷處理程序執(zhí)行完畢前不可能運行，這正是我們在前一章節(jié)中提到的雙重請求死鎖，注意，需要關閉的只是當前處理器上的中斷，如果中斷發(fā)生在不同的處理器上，即使中斷處理程序在同一鎖上自旋，也不會妨礙鎖的持有者（在不同處理器上）最終釋放鎖。
自旋鎖的簡單理解：
理解自旋鎖最簡單的方法是把它作為一個變量看待，該變量把一個臨界區(qū)或者標記為“我當前正在運行，請稍等一會”或者標記為“我當前不在運行，可以被使用”。如果A執(zhí)行單元首先進入例程，它將持有自旋鎖，當B執(zhí)行單元試圖進入同一個例程時，將獲知自旋鎖已被持有，需等到A執(zhí)行單元釋放后才能進入。
自旋鎖的API函數(shù)：
其實介紹的幾種信號量和互斥機制，其底層源碼都是使用自旋鎖,可以理解為自旋鎖的再包裝。所以從這里就可以理解為什么自旋鎖通常可以提供比信號量更高的性能。
自旋鎖是一個互斥設備，他只能會兩個值：“鎖定”和“解鎖”。它通常實現(xiàn)為某個整數(shù)之中的單個位。
“測試并設置”的操作必須以原子方式完成。
任何時候，只要內(nèi)核代碼擁有自旋鎖，在相關CPU上的搶占就會被禁止。
適用于自旋鎖的核心規(guī)則：
（1）任何擁有自旋鎖的代碼都必須使原子的，除服務中斷外（某些情況下也不能放棄CPU,如中斷服務也要獲得自旋鎖。為了避免這種鎖陷阱，需要在擁有自旋鎖時禁止中斷），不能放棄CPU（如休眠，休眠可發(fā)生在許多無法預期的地方）。否則CPU將有可能永遠自旋下去（死機）。
（2）擁有自旋鎖的時間越短越好。
需 要強調(diào)的是，自旋鎖別設計用于多處理器的同步機制，對于單處理器（對于單處理器并且不可搶占的內(nèi)核來說，自旋鎖什么也不作），內(nèi)核在編譯時不會引入自旋鎖 機制，對于可搶占的內(nèi)核，它僅僅被用于設置內(nèi)核的搶占機制是否開啟的一個開關，也就是說加鎖和解鎖實際變成了禁止或開啟內(nèi)核搶占功能。如果內(nèi)核不支持搶 占，那么自旋鎖根本就不會編譯到內(nèi)核中。
內(nèi)核中使用spinlock_t類型來表示自旋鎖，它定義在：
typedef struct {
raw_spinlock_t raw_lock;
#if defined(CONFIG_PREEMPT) && defined(CONFIG_P)
unsigned int break_lock;
#endif
} spinlock_t;
對于不支持P的內(nèi)核來說，struct raw_spinlock_t什么也沒有，是一個空結構。對于支持多處理器的內(nèi)核來說，struct raw_spinlock_t定義為
typedef struct {
unsigned int slock;
} raw_spinlock_t;
slock表示了自旋鎖的狀態(tài)，“1”表示自旋鎖處于解鎖狀態(tài)（UNLOCK），“0”表示自旋鎖處于上鎖狀態(tài)（LOCKED）。
break_lock表示當前是否由進程在等待自旋鎖，顯然，它只有在支持搶占的P內(nèi)核上才起作用。
自旋鎖的實現(xiàn)是一個復雜的過程，說它復雜不是因為需要多少代碼或邏輯來實現(xiàn)它，其實它的實現(xiàn)代碼很少。自旋鎖的實現(xiàn)跟體系結構關系密切，核心代碼基本也是由匯編語言寫成，與體協(xié)結構相關的核心代碼都放在相關的目錄下，比如。對于我們驅(qū)動程序開發(fā)人員來說，我們沒有必要了解這么spinlock的內(nèi)部細節(jié)，如果你對它感興趣，請參考閱讀Linux內(nèi)核源代碼。對于我們驅(qū)動的spinlock接口，我們只需包括頭文件。在我們詳細的介紹spinlock的API之前，我們先來看看自旋鎖的一個基本使用格式：
#include
spinlock_t lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;
spin_lock(&lock);
….
spin_unlock(&lock);
從使用上來說，spinlock的API還很簡單的，一般我們會用的的API如下表，其實它們都是定義在中的宏接口，真正的實現(xiàn)在中
#include
SPIN_LOCK_UNLOCKED
DEFINE_SPINLOCK
spin_lock_init( spinlock_t *)
spin_lock(spinlock_t *)
spin_unlock(spinlock_t *)
spin_lock_irq(spinlock_t *)
spin_unlock_irq(spinlock_t *)
spin_lock_irqsace(spinlock_t *，unsigned long flags)
spin_unlock_irqsace(spinlock_t *, unsigned long flags)
spin_trylock(spinlock_t *)
spin_is_locked(spinlock_t *)
? 初始化
spinlock有兩種初始化形式，一種是靜態(tài)初始化，一種是動態(tài)初始化。對于靜態(tài)的spinlock對象，我們用 SPIN_LOCK_UNLOCKED來初始化，它是一個宏。當然，我們也可以把聲明spinlock和初始化它放在一起做，這就是 DEFINE_SPINLOCK宏的工作，因此，下面的兩行代碼是等價的。
DEFINE_SPINLOCK (lock);
spinlock_t lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;
spin_lock_init 函數(shù)一般用來初始化動態(tài)創(chuàng)建的spinlock_t對象，它的參數(shù)是一個指向spinlock_t對象的指針。當然，它也可以初始化一個靜態(tài)的沒有初始化的spinlock_t對象。
spinlock_t *lock
……
spin_lock_init(lock);
? 獲取鎖
內(nèi)核提供了三個函數(shù)用于獲取一個自旋鎖。
spin_lock：獲取指定的自旋鎖。
spin_lock_irq：禁止本地中斷并獲取自旋鎖。
spin_lock_irqsace：保存本地中斷狀態(tài)，禁止本地中斷并獲取自旋鎖，返回本地中斷狀態(tài)。
自旋鎖是可以使用在中斷處理程序中的，這時需要使用具有關閉本地中斷功能的函數(shù)，我們推薦使用 spin_lock_irqsave，因為它會保存加鎖前的中斷標志，這樣就會正確恢復解鎖時的中斷標志。如果spin_lock_irq在加鎖時中斷是關閉的，那么在解鎖時就會錯誤的開啟中斷。
另外兩個同自旋鎖獲取相關的函數(shù)是：
spin_trylock()：嘗試獲取自旋鎖，如果獲取失敗則立即返回非0值，否則返回0。
spin_is_locked()：判斷指定的自旋鎖是否已經(jīng)被獲取了。如果是則返回非0，否則，返回0。
? 釋放鎖
同獲取鎖相對應，內(nèi)核提供了三個相對的函數(shù)來釋放自旋鎖。
spin_unlock：釋放指定的自旋鎖。
spin_unlock_irq：釋放自旋鎖并激活本地中斷。
spin_unlock_irqsave：釋放自旋鎖，并恢復保存的本地中斷狀態(tài)。
五、讀寫自旋鎖
如 果臨界區(qū)保護的數(shù)據(jù)是可讀可寫的，那么只要沒有寫操作，對于讀是可以支持并發(fā)操作的。對于這種只要求寫操作是互斥的需求，如果還是使用自旋鎖顯然是無法滿 足這個要求（對于讀操作實在是太浪費了）。為此內(nèi)核提供了另一種鎖－讀寫自旋鎖，讀自旋鎖也叫共享自旋鎖，寫自旋鎖也叫排他自旋鎖。
讀寫自旋鎖是一種比自旋鎖粒度更小的鎖機制，它保留了“自旋”的概念，但是在寫操作方面，只能最多有一個寫進程，在讀操作方面，同時可以有多個讀執(zhí)行單元，當然，讀和寫也不能同時進行。
讀寫自旋鎖的使用也普通自旋鎖的使用很類似，首先要初始化讀寫自旋鎖對象：
// 靜態(tài)初始化
rwlock_t rwlock = RW_LOCK_UNLOCKED;
//動態(tài)初始化
rwlock_t *rwlock;
…
rw_lock_init(rwlock);
在讀操作代碼里對共享數(shù)據(jù)獲取讀自旋鎖：
read_lock(&rwlock);
…
read_unlock(&rwlock);
在寫操作代碼里為共享數(shù)據(jù)獲取寫自旋鎖：
write_lock(&rwlock);
…
write_unlock(&rwlock);
需要注意的是，如果有大量的寫操作，會使寫操作自旋在寫自旋鎖上而處于寫?zhàn)囸I狀態(tài)（等待讀自旋鎖的全部釋放），因為讀自旋鎖會自由的獲取讀自旋鎖。
讀寫自旋鎖的函數(shù)類似于普通自旋鎖，這里就不一一介紹了，我們把它列在下面的表中。
RW_LOCK_UNLOCKED
rw_lock_init(rwlock_t *)
read_lock(rwlock_t *)
read_unlock(rwlock_t *)
read_lock_irq(rwlock_t *)
read_unlock_irq(rwlock_t *)
read_lock_irqsave(rwlock_t *, unsigned long)
read_unlock_irqsave(rwlock_t *, unsigned long)
write_lock(rwlock_t *)
write_unlock(rwlock_t *)
write_lock_irq(rwlock_t *)
write_unlock_irq(rwlock_t *)
write_lock_irqsave(rwlock_t *, unsigned long)
write_unlock_irqsave(rwlock_t *, unsigned long)
rw_is_locked(rwlock_t *)
六、順序瑣
順序瑣（seqlock）是對讀寫鎖的一種優(yōu)化，若使用順序瑣，讀執(zhí)行單元絕不會被寫執(zhí)行單元阻塞，也就是說，讀執(zhí)行單元可以在寫執(zhí)行單元對被順序瑣保護的共享資源進行寫操作時仍然可以繼續(xù)讀，而不必等待寫執(zhí)行單元完成寫操作，寫執(zhí)行單元也不需要等待所有讀執(zhí)行單元完成讀操作才去進行寫操作。
但是，寫執(zhí)行單元與寫執(zhí)行單元之間仍然是互斥的，即如果有寫執(zhí)行單元在進行寫操作，其它寫執(zhí)行單元必須自旋在哪里，直到寫執(zhí)行單元釋放了順序瑣。
如果讀執(zhí)行單元在讀操作期間，寫執(zhí)行單元已經(jīng)發(fā)生了寫操作，那么，讀執(zhí)行單元必須重新讀取數(shù)據(jù)，以便確保得到的數(shù)據(jù)是完整的，這種鎖在讀寫同時進行的概率比較小時，性能是非常好的，而且它允許讀寫同時進行，因而更大的提高了并發(fā)性，
注意，順序瑣由一個限制，就是它必須被保護的共享資源不含有指針，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，將導致Oops。
七、信號量
Linux中的信號量是一種睡眠鎖，如果有一個任務試圖獲得一個已經(jīng)被占用的信號量時，信號量會將其推進一個等待隊列，然后讓其睡眠，這時處理器能重獲自由，從而去執(zhí)行其它代碼，當持有信號量的進程將信號量釋放后，處于等待隊列中的哪個任務被喚醒，并獲得該信號量。
信號量，或旗標，就是我們在操作系統(tǒng)里學習的經(jīng)典的P/V原語操作。
P：如果信號量值大于0，則遞減信號量的值，程序繼續(xù)執(zhí)行，否則，睡眠等待信號量大于0。
V：遞增信號量的值，如果遞增的信號量的值大于0，則喚醒等待的進程。
信號量的值確定了同時可以有多少個進程可以同時進入臨界區(qū)，如果信號量的初始值始1，這信號量就是互斥信號量（MUTEX）。對于大于1的非0值信號量，也可稱為計數(shù)信號量（counting semaphore）。對于一般的驅(qū)動程序使用的信號量都是互斥信號量。
類似于自旋鎖，信號量的實現(xiàn)也與體系結構密切相關，具體的實現(xiàn)定義在頭文件中，對于x86_32系統(tǒng)來說，它的定義如下：
struct semaphore {
atomic_t count;
int sleepers;
wait_queue_head_t wait;
};
信號量的初始值count是atomic_t類型的，這是一個原子操作類型，它也是一個內(nèi)核同步技術，可見信號量是基于原子操作的。我們會在后面原子操作部分對原子操作做詳細介紹。
信號量的使用類似于自旋鎖，包括創(chuàng)建、獲取和釋放。我們還是來先展示信號量的基本使用形式：
static DECLARE_MUTEX(my_sem);
……
if (down_interruptible(&my_sem))
{
return -ERESTARTSYS;
}
……
up(&my_sem)
Linux內(nèi)核中的信號量函數(shù)接口如下：
static DECLARE_SEMAPHORE_GENERIC(name, count);
static DECLARE_MUTEX(name);
seam_init(struct semaphore *, int);
init_MUTEX(struct semaphore *);
init_MUTEX_LOCKED(struct semaphore *)
down_interruptible(struct semaphore *);
down(struct semaphore *)
down_trylock(struct semaphore *)
up(struct semaphore *)
? 初始化信號量
信號量的初始化包括靜態(tài)初始化和動態(tài)初始化。靜態(tài)初始化用于靜態(tài)的聲明并初始化信號量。
static DECLARE_SEMAPHORE_GENERIC(name, count);
static DECLARE_MUTEX(name);
對于動態(tài)聲明或創(chuàng)建的信號量，可以使用如下函數(shù)進行初始化：
seam_init(sem, count);
init_MUTEX(sem);
init_MUTEX_LOCKED(struct semaphore *)
顯然，帶有MUTEX的函數(shù)始初始化互斥信號量。LOCKED則初始化信號量為鎖狀態(tài)。
? 使用信號量
信號量初始化完成后我們就可以使用它了
down_interruptible(struct semaphore *);
down(struct semaphore *)
down_trylock(struct semaphore *)
up(struct semaphore *)
down函數(shù)會嘗試獲取指定的信號量，如果信號量已經(jīng)被使用了，則進程進入不可中斷的睡眠狀態(tài)。down_interruptible則會使進程進入可中斷的睡眠狀態(tài)。關于進程狀態(tài)的詳細細節(jié)，我們在內(nèi)核的進程管理里在做詳細介紹。
down_trylock嘗試獲取信號量， 如果獲取成功則返回0，失敗則會立即返回非0。
當退出臨界區(qū)時使用up函數(shù)釋放信號量，如果信號量上的睡眠隊列不為空，則喚醒其中一個等待進程。
八、讀寫信號量
類似于自旋鎖，信號量也有讀寫信號量。讀寫信號量API定義在頭文件中，它的定義其實也是體系結構相關的，因此具體實現(xiàn)定義在頭文件中，以下是x86的例子：
struct rw_semaphore {
signed long count;
spinlock_t wait_lock;
struct list_head wait_list;
};
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