在学习 Linux® 的过程中，您或许接触过并发（concurrency）、临界段（critical section）和锁定，可是怎样在内核中使用这些概念呢？本文讨论了 2.6 版内核中可用的锁定机制，包含原子运算符（atomic operator）、自旋锁（spinlock）、读/写锁（reader/writer lock）和内核信号量（kernel semaphore）。

本文还探讨了每种机制最适合应用到哪些地方。以构建安全高效的内核代码。

本文讨论了 Linux 内核中可用的大量同步或锁定机制。这些机制为 2.6.23 版内核的很多可用方法提供了应用程序接口（API）。可是在深入学习 API 之前。首先须要明确将要解决的问题。

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并发和锁定

当存在并发特性时，必须使用同步方法。

当在同一时间段出现两个或很多其它进程而且这些进程彼此交互（比如。共享同样的资源）时，就存在并发 现象。

在单处理器（uniprocessor。UP）主机上可能发生并发。在这样的主机中多个线程共享同一个 CPU 而且抢占（preemption）创建竞态条件。抢占 通过暂时中断一个线程以运行还有一个线程的方式来实现 CPU 共享。

竞态条件 发生在两个或很多其它线程操纵一个共享数据项时，其结果取决于运行的时间。在多处理器（MP）计算机中也存在并发，当中每一个处理器*享同样数据的线程同一时候运行。

注意在 MP 情况下存在真正的并行（parallelism）。由于线程是同一时候运行的。

而在 UP 情形中。并行是通过抢占创建的。两种模式中实现并发都较为困难。

Linux 内核在两种模式中都支持并发。内核本身是动态的，并且有很多创建竞态条件的方法。Linux 内核也支持多处理（multiprocessing），称为对称多处理（SMP）。

能够在本文后面的 參考资料 部分学到很多其它关于 SMP 的知识。

临界段概念是为解决竞态条件问题而产生的。

一个临界段 是一段不同意多路訪问的受保护的代码。

这段代码能够操纵共享数据或共享服务（比如硬件外围设备）。

临界段操作时坚持相互排斥锁（mutual exclusion）原则（当一个线程处于临界段中时，其它全部线程都不能进入临界段）。

临界段中须要解决的一个问题是死锁条件。考虑两个独立的临界段，各自保护不同的资源。每一个资源拥有一个锁，在本例中称为 A 和 B。如果有两个线程须要訪问这些资源，线程 X 获取了锁 A，线程 Y 获取了锁 B。

当这些锁都被持有时。每一个线程都试图占有其它线程当前持有的锁（线程 X 想要锁 B。线程 Y 想要锁 A）。

这时候线程就被死锁了。由于它们都持有一个锁并且还想要其它锁。一个简单的解决方式就是总是按同样次序获取锁。从而使当中一个线程得以完毕。还须要其它解决方式检測这样的情形。表 1 定义了此处用到的一些重要的并发术语。

表 1. 并发中的重要定义

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Linux 同步方法

假设您了解了一些基本理论并且明确了须要解决的问题。接下来将学习 Linux 支持并发和相互排斥锁的各种方法。在曾经，相互排斥锁是通过禁用中断来提供的，可是这样的形式的锁定效率比較低（如今在内核中仍然存在这样的使用方法）。

这样的方法也不能进行扩展，并且不能保证其它处理器上的相互排斥锁。

在下面关于锁定机制的讨论中，我们首先看一下原子运算符，它能够保护简单变量（计数器和位掩码（bitmask））。

然后介绍简单的自旋锁和读/写锁，它们构成了一个 SMP 架构的忙等待锁（busy-wait lock）覆盖。最后。我们讨论构建在原子 API 上的内核相互排斥锁。

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原子操作

Linux 中最简单的同步方法就是原子操作。原子 意味着临界段被包括在 API 函数中。不须要额外的锁定，由于 API 函数已经包括了锁定。由于 C 不能实现原子操作，因此 Linux 依靠底层架构来提供这项功能。各种底层架构存在非常大差异，因此原子函数的实现方法也各不同样。一些方法全然通过汇编语言来实现，而还有一些方法依靠 c 语言而且使用 local_irq_save 和 local_irq_restore 禁用中断。

旧的锁定方法 在内核中实现锁定的一种不太好的方法是通过禁用本地 CPU 的硬中断。这些函数均可用而且仍得到使用（有时用于原子运算符）。但我们并不推荐使用。local_irq_save 例程禁用中断，而 local_irq_restore 恢复曾经启用过的中断。这些例程都是可重入的（reentrant）。也就是说它们能够在其它例程上下文中被调用。

当须要保护的数据很easy时。比如一个计数器，原子运算符是种理想的方法。虽然原理简单，原子 API 提供了很多针对不同情形的运算符。以下是一个使用此 API 的演示样例。

要声明一个原子变量（atomic variable），首先声明一个 atomic_t 类型的变量。

这个结构包括了单个 int 元素。接下来，需确保您的原子变量使用 ATOMIC_INIT 符号常量进行了初始化。 在清单 1 的情形中，原子计数器被设置为 0。也能够使用 atomic_set function 在执行时对原子变量进行初始化。

atomic_t my_counter ATOMIC_INIT(0);
... or ...
atomic_set( &my_counter, 0 );

原子 API 支持一个涵盖很多用例的富函数集。能够使用 atomic_read 读取原子变量中的内容，也能够使用 atomic_add 为一个变量加入指定值。最经常使用的操作是使用 atomic_inc 使变量递增。

也可用减号运算符，它的作用与相加和递增操作相反。

清单 2. 演示了这些函数。

val = atomic_read( &my_counter );
atomic_add( 1, &my_counter );
atomic_inc( &my_counter );
atomic_sub( 1, &my_counter );
atomic_dec( &my_counter );

该 API 也支持更多经常使用用例，包含 operate-and-test 例程。这些例程同意对原子变量进行操纵和測试（作为一个原子操作来运行）。一个叫做 atomic_add_negative 的特殊函数被加入到原子变量中。然后当结果值为负数时返回真（true）。这被内核中一些依赖于架构的信号量函数使用。

很多函数都不返回变量的值。但两个函数除外。

它们会返回结果值（ atomic_add_return 和 atomic_sub_return），如清单 3所看到的。

if (atomic_sub_and_test( 1, &my_counter )) {

  // my_counter is zero

}
if (atomic_dec_and_test( &my_counter )) {

  // my_counter is zero

}
if (atomic_inc_and_test( &my_counter )) {

  // my_counter is zero

}
if (atomic_add_negative( 1, &my_counter )) {

  // my_counter is less than zero

}
val = atomic_add_return( 1, &my_counter ));
val = atomic_sub_return( 1, &my_counter ));

假设您的架构支持 64 位长类型（BITS_PER_LONG 是 64 的），那么能够使用 long_t atomic 操作。能够在 linux/include/asm-generic/atomic.h 中查看可用的长操作（long operation）。

原子 API 还支持位掩码（bitmask）操作。跟前面提到的算术操作不一样，它仅仅包括设置和清除操作。很多驱动程序使用这些原子操作，特别是 SCSI。位掩码原子操作的使用跟算术操作存在细微的区别。由于当中仅仅有两个可用的操作（设置掩码和清除掩码）。使用这些操作前，须要提供一个值和将要进行操作的位掩码，如清单 4 所看到的。

清单 4. 位掩码原子函数

unsigned long my_bitmask;
atomic_clear_mask( 0, &my_bitmask );
atomic_set_mask( (1<<24), &my_bitmask );

原子 API 原型 原子操作依赖于架构。能够在 ./linux/include/asm-<arch>/atomic.h 中找到。

自旋锁

自旋锁是使用忙等待锁来确保相互排斥锁的一种特殊方法。假设锁可用。则获取锁，运行相互排斥锁动作，然后释放锁。

假设锁不可用，线程将忙等待该锁。直到其可用为止。忙等待看起来效率低下，但它实际上比将线程休眠然后当锁可用时将其唤醒要快得多。

自旋锁仅仅在 SMP 系统中才实用。可是由于您的代码终于将会在 SMP 系统上执行。将它们加入到 UP 系统是个明智的做法。

自旋锁有两种可用的形式：全然锁（full lock）和读写锁。 首先看一下全然锁。

首先通过一个简单的声明创建一个新的自旋锁。这能够通过调用 spin_lock_init 进行初始化。清单 5 中显示的每一个变量都会实现同样的结果。

spinlock_t my_spinlock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;
... or ...
DEFINE_SPINLOCK( my_spinlock );
... or ...
spin_lock_init( &my_spinlock );

定义了自旋锁之后，就能够使用大量的锁定变量了。

每一个变量用于不同的上下文。

清单 6 中显示了 spin_lock 和 spin_unlock 变量。这是一个最简单的变量，它不会运行中断禁用，可是包括所有的内存壁垒（memory barrier）。

这个变量假定中断处理程序和该锁之间没有交互。

spin_lock( &my_spinlock );
// critical section
spin_unlock( &my_spinlock );

接下来是 irqsave 和 irqrestore 对，如清单 7 所看到的。

spin_lock_irqsave 函数须要自旋锁，而且在本地处理器（在 SMP 情形中）上禁用中断。spin_unlock_irqrestore 函数释放自旋锁，而且（通过 flags 參数）恢复中断。

spin_lock_irqsave( &my_spinlock, flags );
// critical section
spin_unlock_irqrestore( &my_spinlock, flags );

spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore 的一个不太安全的变体是 spin_lock_irq/spin_unlock_irq。 我建议不要使用此变体。由于它会如果中断状态。

最后，假设内核线程通过 bottom half 方式共享数据，那么能够使用自旋锁的还有一个变体。

bottom half 方法能够将设备驱动程序中的工作延迟到中断处理后执行。这样的自旋锁禁用了本地 CPU 上的软中断。这能够阻止 softirq、tasklet 和 bottom half 在本地 CPU 上执行。这个变体如清单 8 所看到的。

清单 8. 自旋锁函数实现 bottom-half 交互

spin_lock_bh( &my_spinlock );
// critical section
spin_unlock_bh( &my_spinlock );

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读/写锁

在很多情形下，对数据的訪问是由大量的读和少量的写操作来完毕的（读取数据比写入数据更常见）。读/写锁的创建就是为了支持这样的模型。这个模型有趣的地方在于同意多个线程同一时候訪问同样数据。但同一时刻仅仅同意一个线程写入数据。

假设运行写操作的线程持有此锁，则临界段不能由其它线程读取。假设一个运行读操作的线程持有此锁，那么多个读线程都能够进入临界段。

清单 9 演示了这个模型。

rwlock_t my_rwlock;
rwlock_init( &my_rwlock );
write_lock( &my_rwlock );
// critical section -- can read and write
write_unlock( &my_rwlock );
read_lock( &my_rwlock );
// critical section -- can read only
read_unlock( &my_rwlock );

依据对锁的需求，还针对 bottom half 和中断请求（IRQ）对读/写自旋锁进行了改动。显然，假设您使用的是原版的读/写锁，那么依照标准自旋锁的使用方法使用这个自旋锁。而不区分读线程和写线程。

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内核相互排斥锁

在内核中能够使用相互排斥锁来实现信号量行为。内核相互排斥锁是在原子 API 之上实现的。但这对于内核用户是不可见的。相互排斥锁非常easy。可是有一些规则必须牢记。同一时间仅仅能有一个任务持有相互排斥锁。而且仅仅有这个任务能够对相互排斥锁进行解锁。相互排斥锁不能进行递归锁定或解锁。而且相互排斥锁可能不能用于交互上下文。可是相互排斥锁比当前的内核信号量选项更快，而且更加紧凑，因此假设它们满足您的需求。那么它们将是您明智的选择。

能够通过 DEFINE_MUTEX 宏使用一个操作创建和初始化相互排斥锁。这将创建一个新的相互排斥锁并初始化其结构。能够在 ./linux/include/linux/mutex.h 中查看该实现。

                DEFINE_MUTEX( my_mutex );

相互排斥锁 API 提供了 5 个函数：当中 3 个用于锁定。一个用于解锁。还有一个用于測试相互排斥锁。首先看一下锁定函数。

在须要马上锁定以及希望在相互排斥锁不可用时掌握控制的情形下。能够使用第一个函数 mutex_trylock。该函数如清单 10 所看到的。

ret = mutex_trylock( &my_mutex );

if (ret != 0) {

  // Got the lock!

} else {

  // Did not get the lock

}

假设想等待这个锁。能够调用 mutex_lock。这个调用在相互排斥锁可用时返回，否则，在相互排斥锁锁可用之前它将休眠。

不管在哪种情形中。当控制被返回时，调用者将持有相互排斥锁。最后，当调用者休眠时使用 mutex_lock_interruptible。

在这样的情况下，该函数可能返回 -EINTR。

清单 11 中显示了这两种调用。

mutex_lock( &my_mutex );
// Lock is now held by the caller.
if (mutex_lock_interruptible( &my_mutex ) != 0)  {
// Interrupted by a signal, no mutex held
}

当一个相互排斥锁被锁定后，它必须被解锁。这是由 mutex_unlock 函数来完毕的。这个函数不能从中断上下文调用。

最后。能够通过调用 mutex_is_locked 检查相互排斥锁的状态。

这个调用实际上编译成一个内联函数。假设相互排斥锁被持有（锁定），那么就会返回 1；否则。返回 0。清单 12 演示了这些函数。

mutex_unlock( &my_mutex );
if (mutex_is_locked( &my_mutex ) == 0) {
// Mutex is unlocked
}

相互排斥锁 API 存在着自身的局限性，由于它是基于原子 API 的。

可是其效率比較高，假设能满足你的须要，还是能够使用的。

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大内核锁（Big kernel lock）

最后看一下大内核锁（BLK）。它在内核中的用途越来越小，可是仍然有一些保留下来的使用方法。BKL 使多处理器 Linux 成为可能。可是细粒度（finer-grained）锁正在慢慢代替 BKL。BKL 通过 lock_kernel 和 unlock_kernel 函数提供。要获得很多其它信息。请查看 ./linux/lib/kernel_lock.c。

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结束语

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Linux 性能非凡，其锁定方法也一样。

原子锁不仅提供了一种锁定机制。同一时候也提供了算术或 bitwise 操作。

自旋锁提供了一种锁定机制（主要应用于 SMP），并且读/写自旋锁同意多个读线程且仅有一个写线程获得给定的锁。

最后。相互排斥锁是一种新的锁定机制，提供了一种构建在原子之上的简单 API。无论你须要什么，Linux 都会提供一种锁定方案保护您的数据。

參考资料

• 您能够參阅本文在 developerWorks 全球网站上的 英文原文。

• 查阅 developerWorks 上

  view_by=search&search_by=%E5%89%96%E6%9E%90" cmImpressionSent="1">Tim 的全部 Anatomy of... 文章

  。
  
  
• “Linux 和对称多处理”（developerWorks，2007 年 3 月）探讨了使用 SMP 进行多处理和开发 Linux 应用程序的思想。引入 SMP 之后。锁定机制就变得更加重要了。

• Rusty Russell 的 Unreliable Guide to Locking 讨论了关于 Linux 内核锁定的一个早期的话题。

• 在 LWN.net 上查阅 “The Big Kernel Lock lives on”，了解为什么大内核锁在 Linux 内核中仍然占有一席之地。
  
  
• 在 developerWorks Linux 专区 中查找关于 Linux 开发者的很多其它资源，浏览我们的 最流行的文章和教程。

• 在 developerWorks 上查看全部的 Linux 技巧 和 Linux 教程。

• 随时关注 developerWorks 技术活动和网络广播。

• 在 Linux Kernel Archives 上获取最新的 Linux 源码。Linux 源码本身就是关于内核操作最直接的来源。文档子文件夹中也有大量文档（虽然当中部分内容比較陈旧）。
  
  
• 订购 SEK for Linux。这套光盘（2张 DVD）包括了最新的 IBM Linux 试用软件，这些软件来自 DB2®、Lotus®、Rational®、Tivoli® 和 WebSphere®。

• 使用可从 developerWorks 直接下载的

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关于作者

		M. Tim Jones 是一名嵌入式软件project师，他是 GNU/Linux Application Programming、AI Application Programming 以及 BSD Sockets Programming from a Multilanguage Perspective 等书的作者。 他的project背景很广泛。从同步宇宙飞船的内核开发到嵌入式架构设计，再到网络协议的开发。Tim 是位于科罗拉多州 Longmont 的 Emulex Corp. 的一名顾问project师。

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