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第十一章 Linux并发与竞争
Linux是一个多任务操作系统，肯定会存在多个任务共同操作同一段内存或者设备的情况，多个任务甚至中断都能访问的资源叫做共享资源，就和共享单车一样。在驱动开发中要注意对共享资源的保护，也就是要处理对共享资源的并发访问。比如共享单车，大家按照谁扫谁骑走的原则来共用这个单车，如果没有这个并发访问共享单车的原则存在，只怕到时候为了一辆单车要打起来了。在Linux驱动编写过程中对于并发控制的管理非常重要，本章我们就来学习一下如何在Linux驱动中处理并发。
11.1 并发与竞争
1、并发与竞争简介
并发就是多个"用户"同时访问同一个共享资源，比如你们公司有一台打印机，你们公司的所有人都可以使用。现在小李和小王要同时使用这一台打印机，都要打印一份文件。小李要打印的文件内容如下：
示例代码11.1.1 小李要打印的内容
我叫小李
电话：123456
工号：16
小王要打印的内容如下：
示例代码11.1.2 小王要打印的内容
我叫小王
电话：678910
工号：20
这两份文档肯定是各自打印出来的，不能相互影响。当两个人同时打印的时候，如果打印机不做处理，可能会出现小李的文档打印了一行，然后开始打印小王的文档，这样打印出来的文档就错乱了，可能会出现如下的错误文档内容：
示例代码11.1.3 小王打印出来的错误文档
我叫小王
电话：123456
工号：20
可以看出，小王打印出来的文档中电话号码错误了，变成小李的了，这是绝对不允许的。如果有多人同时向打印机发送了多份文档，打印机必须保证一次只能打印一份文档，只有打印完成以后才能打印其他的文档。
Linux系统是个多任务操作系统，会存在多个任务同时访问同一片内存区域，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。针对这个问题必须要做处理，严重的话可能会导致系统崩溃。现在的Linux系统并发产生的原因很复杂，总结一下有下面几个主要原因：
①、多线程并发访问，Linux是多任务(线程)的系统，所以多线程访问是最基本的原因。
②、抢占式并发访问，从2.6版本内核开始，Linux内核支持抢占，也就是说调度程序可以在任意时刻抢占正在运行的线程，从而运行其他的线程。
③、中断程序并发访问，这个无需多说，学过STM32的同学应该知道，硬件中断的权利可是很大的。
④、SMP(多核)核间并发访问，现在ARM架构的多核SOC很常见，多核CPU存在核间并发访问。
并发访问带来的问题就是竞争，学过FreeRTOS或UCOS这类RTOS的同学应该知道临界区这个概念，所谓的临界区就是共享数据段，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，注意这里的"原子"不是正点原子的"原子"。我们都知道，原子是化学反应不可再分的基本微粒，这里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。如果多个线程同时操作临界区就表示存在竞争，我们在编写驱动的时候一定要注意避免并发和防止竞争访问。很多Linux驱动初学者往往不注意这一点，在驱动程序中埋下了隐患，这类问题往往又很不容易查找，导致驱动调试难度加大、费时费力。所以我们一般在编写驱动的时候就要考虑到并发与竞争，而不是驱动都编写完了然后再处理并发与竞争。
2、保护内容是什么
前面一直说要防止并发访问共享资源，换句话说就是要保护共享资源，防止进行并发访问。那么问题来了，什么是共享资源？现实生活中的公共电话、共享单车这些是共享资源，我们都很容易理解，那么在程序中什么是共享资源？也就是保护的内容是什么？我们保护的不是代码，而是数据！某个线程的局部变量不需要保护，我们要保护的是多个线程都会访问的共享数据。一个整形的全局变量a是数据，一份要打印的文档也是数据，虽然我们知道了要对共享数据进行保护，那么怎么判断哪些共享数据要保护呢？找到要保护的数据才是重点，而这个也是难点，因为驱动程序各不相同，那么数据也千变万化，一般像全局变量，设备结构体这些肯定是要保护的，至于其他的数据就要根据实际的驱动程序而定了。
当我们发现驱动程序中存在并发和竞争的时候一定要处理掉，接下来我们依次来学习一下Linux内核提供的几种并发和竞争的处理方法。
11.2 原子操作
11.2.1 原子操作简介
首先看一下原子操作，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：
a = 3
但是C语言要先编译为成汇编指令，ARM架构不支持直接对寄存器(内存)进行读写操作，要借助寄存器R0、R1等来完成赋值操作。假设变量a的地址为0X3000000，"a=3"这一行C语言可能会被编译为如下所示的汇编代码：
示例代码11.2.1.1 汇编示例代码
1 ldr r0, =0X30000000 /* 变量a地址 /
2 ldr r1, = 3 / 要写入的值 /
3 str r1, [r0] / 将3写入到a变量中 */
示例代码11.2.1.1只是一个简单的举例说明，实际的结果要比示例代码复杂的多。从上述代码可以看出，C语言里面简简单单的一句"a=3"，编译成汇编文件以后变成了3句，那么程序在执行的时候肯定是按照示例代码11.2.1.1中的汇编语句一条一条的执行。假设现在线程A要向a变量写入10这个值，而线程B也要向a变量写入20这个值，我们理想中的执行顺序如图11.2.1.1所示：
图11.2.1.1 理想的执行流程
按照图11.2.1.1所示的流程，确实可以实现线程A将a变量设置为10，线程B将a变量设置为20。但是实际上的执行流程可能如图11.2.1.2所示：
图11.2.1.2 可能的执行流程
按照图11.2.1.2所示的流程，线程A最终将变量a设置为了20，而并不是要求的10！线程B没有问题。这就是一个最简单的设置变量值的并发与竞争的例子，要解决这个问题就要保证示例代码11.2.1.1中的三行汇编指令作为一个整体运行，也就是作为一个原子存在。Linux内核提供了一组原子操作API函数来完成此功能，Linux内核提供了两组原子操作API函数，一组是对整形变量进行操作的，一组是对位进行操作的，我们接下来看一下这些API函数。
11.2.2 原子整形操作API函数
Linux内核定义了叫做atomic_t的结构体来完成整形数据的原子操作，在使用中用原子变量来代替整形变量，此结构体定义在include/linux/types.h文件中，定义如下：
示例代码11.2.2.1 atomic_t结构体
171 typedef struct {
172 int counter;
173 } atomic_t;
如果要使用原子操作API函数，首先要先定义一个atomic_t的变量，如下所示：
atomic_t a; //定义a
也可以在定义原子变量的时候给原子变量赋初值，如下所示：
atomic_t b = ATOMIC_INIT(0); //定义原子变量b并赋初值为0
可以通过宏ATOMIC_INIT向原子变量赋初值。
原子变量有了，接下来就是对原子变量进行操作，比如读、写、增加、减少等等，Linux内核提供了大量的原子操作API函数，如表11.2.2.1所示：
函数 描述
ATOMIC_INIT(int i) 定义原子变量的时候对其初始化。
int atomic_read(atomic_t *v) 读取v的值，并且返回。
c
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，否则返回假表11.2.2.1 原子整形操作API函数表
如果使用64位的SOC的话，就要用到64位的原子变量，Linux内核也定义了64位原子结构体，如下所示：
示例代码11.2.2.2 atomic64_t结构体
c
176 typedef struct {
177 s64 counter;
178 } atomic64_t;可以看出，counter变为了s64类型，s64本质是long long类型，相应的也提供了64位原子变量的操作API函数，这里我们就不详细讲解了，和表11.2.1.1中的API函数用法一样，只是将"atomic_"前缀换为"atomic64_"，将int换为long long。如果使用的是64位的SOC，那么就要使用64位的原子操作函数。Cortex-A7是32位的架构，所以本书中只使用表11.2.2.1中的32位原子操作函数。原子变量和相应的API函数使用起来很简单，参考如下示例：
示例代码11.2.2.2 原子变量和API函数使用
c
atomic_t v = ATOMIC_INIT(0); /* 定义并初始化原子变零v=0 */
atomic_set(&v, 10); /* 设置v=10 */
atomic_read(&v); /* 读取v的值，肯定是10 */
atomic_inc(&v); /* v的值加1，v=11 */11.2.3 原子位操作API函数
位操作也是很常用的操作，Linux内核也提供了一系列的原子位操作API函数，只不过原子位操作不像原子整形变量那样有个atomic_t的数据结构，原子位操作是直接对内存进行操作，API函数如表11.2.3.1所示：
函数 描述
c
void set_bit(int nr, void *p) 将p地址的第nr位置1。
void clear_bit(int nr,void *p) 将p地址的第nr位清零。
void change_bit(int nr, void *p) 将p地址的第nr位进行翻转。
int test_bit(int nr, void *p) 获取p地址的第nr位的值。
int test_and_set_bit(int nr, void *p) 将p地址的第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地址的第nr位清零，并且返回nr位原来的值。
int test_and_change_bit(int nr, void *p) 将p地址的第nr位翻转，并且返回nr位原来的值。
表11.2.3.1 原子位操作函数表
11.3 自旋锁
11.3.1 自旋锁简介
原子操作只能对整形变量或者位进行保护，但是，在实际的使用环境中怎么可能只有整形变量或位这么简单的临界区。举个最简单的例子，设备结构体变量就不是整型变量，我们对于结构体中成员变量的操作也要保证原子性，在线程A对结构体变量使用期间，应该禁止其他的线程来访问此结构体变量，这些工作原子操作都不能胜任，需要本节要讲的锁机制，在Linux内核中就是自旋锁。
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，而是会一直傻傻的在那里"转圈圈"的等待锁可用。比如现在有个公用电话亭，一次肯定只能进去一个人打电话，现在电话亭里面有人正在打电话，相当于获得了自旋锁。此时你到了电话亭门口，因为里面有人，所以你不能进去打电话，相当于没有获取自旋锁，这个时候你肯定是站在原地等待，你可能因为无聊的等待而转圈圈消遣时光，反正就是哪里也不能去，要一直等到里面的人打完电话出来。终于，里面的人打完电话出来了，相当于释放了自旋锁，这个时候你就可以使用电话亭打电话了，相当于获取到了自旋锁。
自旋锁的"自旋"也就是"原地打转"的意思，"原地打转"的目的是为了等待自旋锁可以用，可以访问共享资源。把自旋锁比作一个变量a，变量a=1的时候表示共享资源可用，当a=0的时候表示共享资源不可用。现在线程A要访问共享资源，发现a=0(自旋锁被其他线程持有)，那么线程A就会不断的查询a的值，直到a=1。从这里我们可以看到自旋锁的一个缺点：那就等待自旋锁的线程会一直处于自旋状态，这样会浪费处理器时间，降低系统性能，所以自旋锁的持有时间不能太长。自旋锁适用于短时期的轻量级加锁，如果遇到需要长时间持有锁的场景那就需要换其他的方法了，这个我们后面会讲解。
Linux内核使用结构体spinlock_t表示自旋锁，结构体定义如下所示：
示例代码11.3.1.1 spinlock_t结构体
c
61 typedef struct spinlock {
62 union {
63 struct raw_spinlock rlock;
64
65 #ifdef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC
66 # define LOCK_PADSIZE (offsetof(struct raw_spinlock, dep_map))
67 struct {
68 u8 __padding[LOCK_PADSIZE];
69 struct lockdep_map dep_map;
70 };
71 #endif
72 };
73 } spinlock_t;在使用自旋锁之前，肯定要先定义一个自旋锁变量，定义方法如下所示：
spinlock_t lock; //定义自旋锁
定义好自旋锁变量以后就可以使用相应的API函数来操作自旋锁。
11.3.2 自旋锁API函数
最基本的自旋锁API函数如表11.3.2.1所示：
函数 描述
DEFINE_SPINLOCK(spinlock_t lock) 定义并初始化一个自选变量。
c
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，也叫做加锁。
void spin_unlock(spinlock_t *lock) 释放指定的自旋锁。
int spin_trylock(spinlock_t *lock) 尝试获取指定的自旋锁，如果没有获取到就返回0
int spin_is_locked(spinlock_t *lock) 检查指定的自旋锁是否被获取，如果没有被获取就返回非0，否则返回0。
表11.3.2.1自旋锁基本API函数表
表11.3.2.1中的自旋锁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，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，好了，死锁发生了！
表11.3.2.1中的API函数用于线程之间的并发访问，如果此时中断也要插一脚，中断也想访问共享资源，那该怎么办呢？首先可以肯定的是，中断里面可以使用自旋锁，但是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)，否则可能导致锁死现象的发生，如图11.3.2.1所示：
图11.3.2.1 中断打断线程
在图11.3.2.1中，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。右边的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，线程A说"你先放手"，中断说"你先放手"，场面就这么僵持着，死锁发生！
最好的解决方法就是获取锁之前关闭本地中断，Linux内核提供了相应的API函数，如表11.3.2.2所示：
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。
表11.3.2.2 线程与中断并发访问处理API函数
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，但实际上内核很庞大，运行也是"千变万化"，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，因为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，示例代码如下所示：
示例代码11.3.2.1 自旋锁使用示例
c
1 DEFINE_SPINLOCK(lock) /* 定义并初始化一个锁 */
2
3 /* 线程A */
4 void functionA (){
5 unsigned long flags; /* 中断状态 */
6 spin_lock_irqsave(&lock, flags) /* 获取锁 */
7 /* 临界区 */
8 spin_unlock_irqrestore(&lock, flags) /* 释放锁 */
9 }
10
11 /* 中断服务函数 */
12 void irq() {
13 spin_lock(&lock) /* 获取锁 */
14 /* 临界区 */
15 spin_unlock(&lock) /* 释放锁 */
16 }下半部(BH)也会竞争共享资源，有些资料也会将下半部叫做底半部。关于下半部后面的章节会讲解，如果要在下半部里面使用自旋锁，可以使用表11.3.2.3中的API函数：
函数 描述
void spin_lock_bh(spinlock_t *lock) 关闭下半部，并获取自旋锁。
void spin_unlock_bh(spinlock_t *lock) 打开下半部，并释放自旋锁。
表11.3.2.3 下半部竞争处理函数
11.3.3 其他类型的锁
在自旋锁的基础上还衍生出了其他特定场合使用的锁，这些锁在驱动中其实用的不多，更多的是在Linux内核中使用，本节我们简单来了解一下这些衍生出来的锁。
1、读写自旋锁
现在有个学生信息表，此表存放着学生的年龄、家庭住址、班级等信息，此表可以随时被修改和读取。此表肯定是数据，那么必须要对其进行保护，如果我们现在使用自旋锁对其进行保护。每次只能一个读操作或者写操作，但是，实际上此表是可以并发读取的。只需要保证在修改此表的时候没人读取，或者在其他人读取此表的时候没有人修改此表就行了。也就是此表的读和写不能同时进行，但是可以多人并发的读取此表。像这样，当某个数据结构符合读/写或生产者/消费者模型的时候就可以使用读写自旋锁。
读写自旋锁为读和写操作提供了不同的锁，一次只能允许一个写操作，也就是只能一个线程持有写锁，而且不能进行读操作。但是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。Linux内核使用rwlock_t结构体表示读写锁，结构体定义如下(删除了条件编译)：
示例代码11.3.3.1 rwlock_t结构体
c
typedef struct {
arch_rwlock_t raw_lock;
} rwlock_t;读写锁操作API函数分为两部分，一个是给读使用的，一个是给写使用的，这些API函数如表11.3.3.1所示：
函数 描述
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) 将中断状态恢复到以前的状态，并且激活本地中断，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) 将中断状态恢复到以前的状态，并且激活本地中断，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。
表11.3.3.1 读写锁API函数