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在計(jì)算機(jī)領(lǐng)域中，穩(wěn)定和高效是應(yīng)用程序所關(guān)注的主要問題。尤其在大數(shù)據(jù)時(shí)代，數(shù)據(jù)的處理速度和準(zhǔn)確性對(duì)于應(yīng)用程序來說是至關(guān)重要的。因此，Linux操作系統(tǒng)的異步讀寫機(jī)制為開發(fā)者提供了一個(gè)穩(wěn)定和高效的解決方案。
讓客戶滿意是我們工作的目標(biāo)，不斷超越客戶的期望值來自于我們對(duì)這個(gè)行業(yè)的熱愛。我們立志把好的技術(shù)通過有效、簡(jiǎn)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(lǐng)域值得信任、有價(jià)值的長(zhǎng)期合作伙伴，公司提供的服務(wù)項(xiàng)目有：申請(qǐng)域名、網(wǎng)頁空間、營(yíng)銷軟件、網(wǎng)站建設(shè)、武川網(wǎng)站維護(hù)、網(wǎng)站推廣。
什么是異步讀寫？
異步讀寫是一種計(jì)算機(jī)技術(shù)，允許應(yīng)用程序執(zhí)行讀寫操作的同時(shí)，允許其他操作同時(shí)進(jìn)行。在傳統(tǒng)的同步讀寫中，應(yīng)用程序會(huì)一直等待I/O操作完成后才能繼續(xù)執(zhí)行。這可能會(huì)導(dǎo)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(jī)制使應(yīng)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(yīng)用程序只需要請(qǐng)求操作，然后I/O操作會(huì)在后臺(tái)進(jìn)行。一旦操作完成，I/O操作會(huì)通知應(yīng)用程序完成了。這種機(jī)制提高了應(yīng)用程序的吞吐量，允許系統(tǒng)上其他任務(wù)在進(jìn)行時(shí)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(shí)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(gè)文件描述符，以便將來進(jìn)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(shí)現(xiàn)的。這些調(diào)用可以讓應(yīng)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(duì)列中，以便在后臺(tái)執(zhí)行，而不會(huì)與應(yīng)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(jié)果。o_error()用于檢查異步操作的錯(cuò)誤狀態(tài)。而o_return()則返回阻塞進(jìn)程的I/O操作的結(jié)果。這個(gè)結(jié)果也可以在操作完成時(shí)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(diǎn)，其中一些包括：
1.提高了應(yīng)用程序的吞吐量
異步讀寫允許應(yīng)用程序執(zhí)行I/O操作的同時(shí)，執(zhí)行其他任務(wù)。在傳統(tǒng)的同步讀寫中，應(yīng)用程序會(huì)一直等待I/O操作完成后才能繼續(xù)執(zhí)行。這可能會(huì)導(dǎo)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(tái)執(zhí)行，而不會(huì)消耗CPU資源。這節(jié)省了CPU資源，可以用來支持其他應(yīng)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(yīng)用程序中，當(dāng)線程需要等待I/O操作完成時(shí)，它們通常會(huì)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(huì)導(dǎo)致磁盤I/O操作的延遲，從而影響整個(gè)應(yīng)用程序的性能。異步I/O操作可以在后臺(tái)進(jìn)行，而線程可以繼續(xù)工作。這減少了I/O操作的延遲，進(jìn)一步提高了應(yīng)用程序的性能。
Linux異步讀寫機(jī)制能夠提高應(yīng)用程序的效率，同時(shí)還消除了I/O操作的延遲等待。它是大規(guī)模數(shù)據(jù)應(yīng)用程序的理想解決方案之一，因?yàn)樵谌绱酥蟮臄?shù)據(jù)量下，同步讀寫將會(huì)成為一個(gè)瓶頸。該機(jī)制為應(yīng)用程序提供了一個(gè)穩(wěn)定和高效的解決方案，不斷推動(dòng)著技術(shù)和經(jīng)驗(yàn)的進(jìn)步和提高。
相關(guān)問題拓展閱讀：
- linux磁盤格式化與管理知識(shí)點(diǎn)總結(jié)
- 如何實(shí)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(shí)點(diǎn)總結(jié)
首先我們來認(rèn)識(shí)下Linux上的文件系統(tǒng)
/:根目錄
/bin：二進(jìn)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(quán)限使用。
/boot:引導(dǎo)，操作系統(tǒng)用于引導(dǎo)系統(tǒng)啟動(dòng)的文件，一般指內(nèi)核
/dev:設(shè)備文件
Linux的設(shè)備類型
字符設(shè)備：以c開頭的文件,線性設(shè)備
塊設(shè)備：以b開頭的文件，隨機(jī)設(shè)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(diǎn)目錄，通常用于掛在便攜性設(shè)備
/mnt:掛載點(diǎn)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(qiáng)的linux
/srv： service 屬于服務(wù)的中間數(shù)據(jù)存儲(chǔ)位置
/sys：類似于proc，通常用于訪問獲取硬件設(shè)備屬性信息
/tmp：臨時(shí)文件目錄
/usr：存放只讀文件
/var：經(jīng)常會(huì)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(duì)磁盤格式化就是創(chuàng)建文件系統(tǒng)，那么怎么實(shí)現(xiàn)格式化的呢？下面介紹一下實(shí)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(gè)分區(qū)
n 新建一個(gè)分區(qū)
w 保存退出
q 不保存退出
l 各分區(qū)類型對(duì)應(yīng)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(shí)現(xiàn)
REHL6 利用partx -a DEVICE 實(shí)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(diǎn)：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(yīng)的內(nèi)核模塊，或者已經(jīng)
帆正襪將之整合進(jìn)內(nèi)核；
2、要有相應(yīng)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(duì)內(nèi)存頁框大小的支持，x86系統(tǒng)默認(rèn)頁框大小為4K；
-L label: 設(shè)定卷標(biāo)
-m #: 預(yù)留給管理使用的塊所占據(jù)態(tài)激總體空間的比例；
-r #: 預(yù)留給管理使用的塊的`個(gè)數(shù)；
-E: 設(shè)定文件系統(tǒng)的擴(kuò)展屬性；
tune2fs
-l: 顯示文件系統(tǒng)超級(jí)塊信息；
-L label：重新設(shè)定卷標(biāo)；
-m #: 調(diào)整預(yù)留給管理使用的塊所占據(jù)總體空間的比例；
-r #: 調(diào)整預(yù)留給管理使用的塊個(gè)數(shù)；
-o：設(shè)定掛載默認(rèn)選項(xiàng)
-O: 設(shè)定文件系統(tǒng)默認(rèn)特性
-E: 調(diào)整文件系統(tǒng)的擴(kuò)展屬性
blkid DEVICE 顯示設(shè)備的UUID、文件系統(tǒng)類型及卷標(biāo)
第三步 掛載
mount DEVICE MOUNT_POINT
mount LABEL=”卷標(biāo)” MOUNT_POINT
mount UUID=”UUID” MOUNT_POINT
掛載之后，原有數(shù)據(jù)的會(huì)被隱藏，因此不能掛載到系統(tǒng)常用目錄上；
卸載之時(shí)，要確保沒有進(jìn)程正在訪問掛載的清宏設(shè)備；否則，無法卸載；
-o 用于指定掛在選項(xiàng)。
ro: 只讀掛載;
rw: 讀寫，默認(rèn)即為讀寫;
noatime: 關(guān)閉 更新 訪問時(shí)間；
auto: 是否能夠由“mount -a”掛載；
defaults：相當(dāng)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(shè)備；
-n 掛在系統(tǒng)時(shí)，不更新設(shè)備文件
-r 只讀掛載，相當(dāng)于“-o ro”
free 查看內(nèi)存大小
-m: 空間大小換算為MB
如何實(shí)現(xiàn)linux下多線程之間的互斥與同步
Linux設(shè)備驅(qū)動(dòng)中必須解決的一個(gè)問題是多個(gè)進(jìn)程對(duì)共享資源的并發(fā)訪問，并發(fā)訪問會(huì)導(dǎo)致競(jìng)態(tài)，linux提供了多種解決競(jìng)態(tài)問題的方式，這些方式適合不同的應(yīng)用場(chǎng)景。
Linux內(nèi)核是多進(jìn)程、多線程的操作系統(tǒng)，它提供了相當(dāng)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(hào)量
讀寫信號(hào)量
BKL（大內(nèi)核鎖）
Seq鎖
一、并發(fā)與競(jìng)態(tài)：
定義：
并發(fā)（concurrency）指的是多個(gè)執(zhí)行單元同時(shí)、并行被執(zhí)行，而并發(fā)的執(zhí)行單元對(duì)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(dǎo)致競(jìng)態(tài)（race conditions）。
在linux中，主要的競(jìng)態(tài)發(fā)生在如下幾種情況：
1、對(duì)稱多處理器歷辯埋（P）多個(gè)CPU
特點(diǎn)是多個(gè)CPU使用共同的系統(tǒng)總線，因此可訪問共同的外設(shè)和存儲(chǔ)器。
2、單CPU內(nèi)進(jìn)程與搶占它的進(jìn)程
3、中斷（硬中斷、軟中斷、Tasklet、底半部）與進(jìn)程之間
只要并發(fā)的多個(gè)執(zhí)行單元存在對(duì)共享資源的訪問，競(jìng)態(tài)就有可能發(fā)生。
如果中斷處理程序訪問進(jìn)程正在訪問的資源，則競(jìng)態(tài)也會(huì)會(huì)發(fā)生。
多個(gè)中斷之間本身也可能引起并發(fā)而導(dǎo)致競(jìng)態(tài)（中斷被更高優(yōu)先級(jí)的中斷打斷）。
解決競(jìng)態(tài)問題的途徑是保證對(duì)共享資源的互斥訪問，所謂互斥訪問就是指一個(gè)執(zhí)行單元在訪問共享資源的時(shí)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(jī)制加以保護(hù)，中斷屏蔽，原子操作，自旋鎖，和信號(hào)量都是linux設(shè)備驅(qū)動(dòng)中可采用的互斥途徑。
臨界區(qū)和競(jìng)爭(zhēng)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(jié)束前不可被打斷，就如同整個(gè)臨界區(qū)是一個(gè)不可分割的指令一樣，如果兩個(gè)執(zhí)行線程有可能處于同一個(gè)臨界區(qū)中，那么就是程序包含一個(gè)bug，如果這種情況發(fā)生了，我們就稱之為競(jìng)爭(zhēng)條件（race conditions），避免并發(fā)和防止競(jìng)爭(zhēng)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(gè)或多個(gè)執(zhí)行線程和一個(gè)或多個(gè)資源，每個(gè)線程都在等待其中的一個(gè)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(yuǎn)不會(huì)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(jìng)態(tài)的一種簡(jiǎn)單方法是在進(jìn)入臨界區(qū)之前屏蔽系統(tǒng)的中斷。
由于linux內(nèi)核的進(jìn)程調(diào)度等操作都依賴中斷來實(shí)現(xiàn)，內(nèi)核搶占進(jìn)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(diǎn)：
由于linux系統(tǒng)的異步IO，進(jìn)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(zhǎng)時(shí)間的屏蔽是很危險(xiǎn)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(dāng)前的內(nèi)核執(zhí)行路徑應(yīng)當(dāng)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(jìng)態(tài)，所以單獨(dú)使用中斷屏蔽并不是一個(gè)值得推薦的避免競(jìng)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(huì)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(huì)被任何其它任務(wù)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(rèn)為是” 原子操作”，因?yàn)橹袛嘀荒馨l(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(duì)稱多處理器(Symmetric Multi-Processor)結(jié)構(gòu)中就不同了，由于系統(tǒng)中有多個(gè)處理器在獨(dú)立地運(yùn)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(gè)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(xì)分。一個(gè)操作是原子操作，意思就是說這個(gè)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(gè)整體的過程，在其執(zhí)行過程中，OS的其它行為是插不進(jìn)來的。
分類：linux內(nèi)核提供了一系列函數(shù)來實(shí)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(diǎn)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(duì)整數(shù)的原子操作只能對(duì)atomic_t類型的數(shù)據(jù)進(jìn)行處理，在這里之所以引入了一個(gè)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(gè)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(shí)，這也確保了該類型的數(shù)據(jù)不會(huì)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(duì)相應(yīng)的值進(jìn)行訪問優(yōu)化——這點(diǎn)使得原子操作最終接收到正確的內(nèi)存地址，而不是一個(gè)別名，最后就是在不同體系結(jié)構(gòu)上實(shí)現(xiàn)原子操作的時(shí)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(shí)現(xiàn)計(jì)數(shù)器。
另一點(diǎn)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(huì)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(gè)操作是按某個(gè)順序完成的。如果要保證原子操作的順序性，請(qǐng)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(shí)候，能使用原子操作的時(shí)候，就盡量不要使用復(fù)雜的加鎖機(jī)制，對(duì)多數(shù)體系結(jié)構(gòu)來講，原子操作與更復(fù)雜的同步方法相比較，給系統(tǒng)帶來的開銷小，對(duì)高速緩存行的影響也小，但是，對(duì)于那些有高性能要求的代碼，對(duì)多種同步方法進(jìn)行測(cè)試比較，不失為一種明智的作法。
原子位操作：
針對(duì)位這一級(jí)數(shù)據(jù)進(jìn)行操作的函數(shù)，是對(duì)普通的內(nèi)存地址進(jìn)行操作的。它的參數(shù)是一個(gè)指針和一個(gè)位號(hào)。
為方便其間，內(nèi)核還提供了一組與上述操作對(duì)應(yīng)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(gè)下劃線。例如，與test_bit()對(duì)應(yīng)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(hù)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(huì)執(zhí)行得更快些。
四、自旋鎖
自旋鎖的引入：
如 果每個(gè)臨界區(qū)都能像增加變量這樣簡(jiǎn)單就好了，可惜現(xiàn)實(shí)不是這樣，而是臨界區(qū)可以跨越多個(gè)函數(shù)，例如：先得從一個(gè)數(shù)據(jù)結(jié)果中移出數(shù)據(jù)，對(duì)其進(jìn)行格式轉(zhuǎn)換和解 析，最后再把它加入到另一個(gè)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中，整個(gè)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(jiǎn)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(rèn)為是” 原子操作”，因?yàn)橹袛嘀荒馨l(fā)生于指令之間），這就需要使用更為復(fù)雜的同步方法——鎖來提供保護(hù)。
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(gè)可執(zhí)行線程持有，如果一個(gè)執(zhí)行線程試圖獲得一個(gè)被爭(zhēng)用（已經(jīng)被持有）的自旋鎖，那么該線程就會(huì)一直進(jìn)行忙循環(huán)—旋轉(zhuǎn)—等待鎖重新可用，要是鎖未被爭(zhēng)用，請(qǐng)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(shí)間，自旋鎖都可以防止多于一個(gè)的執(zhí)行線程同時(shí)進(jìn)入理解區(qū)，注意同一個(gè)鎖可以用在多個(gè)位置—例如，對(duì)于給定數(shù)據(jù)的所有訪問都可以得到保護(hù)和同步。
一個(gè)被爭(zhēng)用的自旋鎖使得請(qǐng)求它的線程在等待鎖重新可用時(shí)自旋（特別浪費(fèi)處理器時(shí)間），所以自旋鎖不應(yīng)該被長(zhǎng)時(shí)間持有，事實(shí)上，這點(diǎn)正是使用自旋鎖的初衷，在短期間內(nèi)進(jìn)行輕量級(jí)加鎖，還可以采取另外的方式來處理對(duì)鎖的爭(zhēng)用：讓請(qǐng)求線程睡眠，直到鎖重新可用時(shí)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(huì)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(shí)間更好小于完成兩次上下文切換的耗時(shí)，當(dāng)然我們大多數(shù)人不會(huì)無聊到去測(cè)量上下文切換的耗時(shí)，所以我們讓持 有自旋鎖的時(shí)間應(yīng)盡可能的短就可以了，信號(hào)量可以提供上述第二種機(jī)制，它使得在發(fā)生爭(zhēng)用時(shí)，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(hào)量，因?yàn)樗鼈儠?huì)導(dǎo)致睡眠），在中斷處理程序中使用自旋鎖時(shí)，一定要在獲取鎖之前，首先禁止本地中斷（在 當(dāng)前處理器上的中斷請(qǐng)求），否則，中斷處理程序就會(huì)打斷正持有鎖的內(nèi)核代碼，有可能會(huì)試圖去爭(zhēng)用這個(gè)已經(jīng)持有的自旋鎖，這樣以來，中斷處理程序就會(huì)自旋， 等待該鎖重新可用，但是鎖的持有者在這個(gè)中斷處理程序執(zhí)行完畢前不可能運(yùn)行，這正是我們?cè)谇耙徽鹿?jié)中提到的雙重請(qǐng)求死鎖，注意，需要關(guān)閉的只是當(dāng)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(huì)妨礙鎖的持有者（在不同處理器上）最終釋放鎖。
自旋鎖的簡(jiǎn)單理解：
理解自旋鎖最簡(jiǎn)單的方法是把它作為一個(gè)變量看待，該變量把一個(gè)臨界區(qū)或者標(biāo)記為“我當(dāng)前正在運(yùn)行，請(qǐng)稍等一會(huì)”或者標(biāo)記為“我當(dāng)前不在運(yùn)行，可以被使用”。如果A執(zhí)行單元首先進(jìn)入例程，它將持有自旋鎖，當(dāng)B執(zhí)行單元試圖進(jìn)入同一個(gè)例程時(shí)，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(jìn)入。
自旋鎖的API函數(shù)：
其實(shí)介紹的幾種信號(hào)量和互斥機(jī)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?？梢蕴峁┍刃盘?hào)量更高的性能。
自旋鎖是一個(gè)互斥設(shè)備，他只能會(huì)兩個(gè)值：“鎖定”和“解鎖”。它通常實(shí)現(xiàn)為某個(gè)整數(shù)之中的單個(gè)位。
“測(cè)試并設(shè)置”的操作必須以原子方式完成。
任何時(shí)候，只要內(nèi)核代碼擁有自旋鎖，在相關(guān)CPU上的搶占就會(huì)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(wù)中斷外（某些情況下也不能放棄CPU,如中斷服務(wù)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(shí)禁止中斷），不能放棄CPU（如休眠，休眠可發(fā)生在許多無法預(yù)期的地方）。否則CPU將有可能永遠(yuǎn)自旋下去（死機(jī)）。
（2）擁有自旋鎖的時(shí)間越短越好。
需 要強(qiáng)調(diào)的是，自旋鎖別設(shè)計(jì)用于多處理器的同步機(jī)制，對(duì)于單處理器（對(duì)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(shí)不會(huì)引入自旋鎖 機(jī)制，對(duì)于可搶占的內(nèi)核，它僅僅被用于設(shè)置內(nèi)核的搶占機(jī)制是否開啟的一個(gè)開關(guān)，也就是說加鎖和解鎖實(shí)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(huì)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(duì)于不支持P的內(nèi)核來說，struct raw_spinlock_t什么也沒有，是一個(gè)空結(jié)構(gòu)。對(duì)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(dāng)前是否由進(jìn)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(shí)現(xiàn)是一個(gè)復(fù)雜的過程，說它復(fù)雜不是因?yàn)樾枰嗌俅a或邏輯來實(shí)現(xiàn)它，其實(shí)它的實(shí)現(xiàn)代碼很少。自旋鎖的實(shí)現(xiàn)跟體系結(jié)構(gòu)關(guān)系密切，核心代碼基本也是由匯編語言寫成，與體協(xié)結(jié)構(gòu)相關(guān)的核心代碼都放在相關(guān)的目錄下，比如。對(duì)于我們驅(qū)動(dòng)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(xì)節(jié)，如果你對(duì)它感興趣，請(qǐng)參考閱讀Linux內(nèi)核源代碼。對(duì)于我們驅(qū)動(dòng)的spinlock接口，我們只需包括頭文件。在我們?cè)敿?xì)的介紹spinlock的API之前，我們先來看看自旋鎖的一個(gè)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(jiǎn)單的，一般我們會(huì)用的的API如下表，其實(shí)它們都是定義在中的宏接口，真正的實(shí)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(dòng)態(tài)初始化。對(duì)于靜態(tài)的spinlock對(duì)象，我們用 SPIN_LOCK_UNLOCKED來初始化，它是一個(gè)宏。當(dāng)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(jià)的。
DEFINE_SPINLOCK (lock);
spinlock_t lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;
spin_lock_init 函數(shù)一般用來初始化動(dòng)態(tài)創(chuàng)建的spinlock_t對(duì)象，它的參數(shù)是一個(gè)指向spinlock_t對(duì)象的指針。當(dāng)然，它也可以初始化一個(gè)靜態(tài)的沒有初始化的spinlock_t對(duì)象。
spinlock_t *lock
……
spin_lock_init(lock);
? 獲取鎖
內(nèi)核提供了三個(gè)函數(shù)用于獲取一個(gè)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(shí)需要使用具有關(guān)閉本地中斷功能的函數(shù)，我們推薦使用 spin_lock_irqsave，因?yàn)樗鼤?huì)保存加鎖前的中斷標(biāo)志，這樣就會(huì)正確恢復(fù)解鎖時(shí)的中斷標(biāo)志。如果spin_lock_irq在加鎖時(shí)中斷是關(guān)閉的，那么在解鎖時(shí)就會(huì)錯(cuò)誤的開啟中斷。
另外兩個(gè)同自旋鎖獲取相關(guān)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(duì)應(yīng)，內(nèi)核提供了三個(gè)相對(duì)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(fù)保存的本地中斷狀態(tài)。
五、讀寫自旋鎖
如 果臨界區(qū)保護(hù)的數(shù)據(jù)是可讀可寫的，那么只要沒有寫操作，對(duì)于讀是可以支持并發(fā)操作的。對(duì)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(gè)要求（對(duì)于讀操作實(shí)在是太浪費(fèi)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(jī)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(gè)寫進(jìn)程，在讀操作方面，同時(shí)可以有多個(gè)讀執(zhí)行單元，當(dāng)然，讀和寫也不能同時(shí)進(jìn)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(duì)象：
// 靜態(tài)初始化
rwlock_t rwlock = RW_LOCK_UNLOCKED;
//動(dòng)態(tài)初始化
rwlock_t *rwlock;
…
rw_lock_init(rwlock);
在讀操作代碼里對(duì)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(huì)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?yàn)樽x自旋鎖會(huì)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(duì)讀寫鎖的一種優(yōu)化，若使用順序瑣，讀執(zhí)行單元絕不會(huì)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(duì)被順序瑣保護(hù)的共享資源進(jìn)行寫操作時(shí)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(jìn)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(jìn)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(shí)進(jìn)行的概率比較小時(shí)，性能是非常好的，而且它允許讀寫同時(shí)進(jìn)行，因而更大的提高了并發(fā)性，
注意，順序瑣由一個(gè)限制，就是它必須被保護(hù)的共享資源不含有指針，因?yàn)閷憟?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(dǎo)致Oops。
七、信號(hào)量
Linux中的信號(hào)量是一種睡眠鎖，如果有一個(gè)任務(wù)試圖獲得一個(gè)已經(jīng)被占用的信號(hào)量時(shí)，信號(hào)量會(huì)將其推進(jìn)一個(gè)等待隊(duì)列，然后讓其睡眠，這時(shí)處理器能重獲自由，從而去執(zhí)行其它代碼，當(dāng)持有信號(hào)量的進(jìn)程將信號(hào)量釋放后，處于等待隊(duì)列中的哪個(gè)任務(wù)被喚醒，并獲得該信號(hào)量。
信號(hào)量，或旗標(biāo)，就是我們?cè)诓僮飨到y(tǒng)里學(xué)習(xí)的經(jīng)典的P/V原語操作。
P：如果信號(hào)量值大于0，則遞減信號(hào)量的值，程序繼續(xù)執(zhí)行，否則，睡眠等待信號(hào)量大于0。
V：遞增信號(hào)量的值，如果遞增的信號(hào)量的值大于0，則喚醒等待的進(jìn)程。
信號(hào)量的值確定了同時(shí)可以有多少個(gè)進(jìn)程可以同時(shí)進(jìn)入臨界區(qū)，如果信號(hào)量的初始值始1，這信號(hào)量就是互斥信號(hào)量（MUTEX）。對(duì)于大于1的非0值信號(hào)量，也可稱為計(jì)數(shù)信號(hào)量（counting semaphore）。對(duì)于一般的驅(qū)動(dòng)程序使用的信號(hào)量都是互斥信號(hào)量。
類似于自旋鎖，信號(hào)量的實(shí)現(xiàn)也與體系結(jié)構(gòu)密切相關(guān)，具體的實(shí)現(xiàn)定義在頭文件中，對(duì)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(hào)量的初始值count是atomic_t類型的，這是一個(gè)原子操作類型，它也是一個(gè)內(nèi)核同步技術(shù)，可見信號(hào)量是基于原子操作的。我們會(huì)在后面原子操作部分對(duì)原子操作做詳細(xì)介紹。
信號(hào)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(hào)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(hào)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(hào)量
信號(hào)量的初始化包括靜態(tài)初始化和動(dòng)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(hào)量。
static DECLARE_SEMAPHORE_GENERIC(name, count);
static DECLARE_MUTEX(name);
對(duì)于動(dòng)態(tài)聲明或創(chuàng)建的信號(hào)量，可以使用如下函數(shù)進(jìn)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(hào)量。LOCKED則初始化信號(hào)量為鎖狀態(tài)。
? 使用信號(hào)量
信號(hào)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(huì)嘗試獲取指定的信號(hào)量，如果信號(hào)量已經(jīng)被使用了，則進(jìn)程進(jìn)入不可中斷的睡眠狀態(tài)。down_interruptible則會(huì)使進(jìn)程進(jìn)入可中斷的睡眠狀態(tài)。關(guān)于進(jìn)程狀態(tài)的詳細(xì)細(xì)節(jié)，我們?cè)趦?nèi)核的進(jìn)程管理里在做詳細(xì)介紹。
down_trylock嘗試獲取信號(hào)量， 如果獲取成功則返回0，失敗則會(huì)立即返回非0。
當(dāng)退出臨界區(qū)時(shí)使用up函數(shù)釋放信號(hào)量，如果信號(hào)量上的睡眠隊(duì)列不為空，則喚醒其中一個(gè)等待進(jìn)程。
八、讀寫信號(hào)量
類似于自旋鎖，信號(hào)量也有讀寫信號(hào)量。讀寫信號(hào)量API定義在頭文件中，它的定義其實(shí)也是體系結(jié)構(gòu)相關(guān)的，因此具體實(shí)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;
};
linux 異步讀寫的介紹就聊到這里吧，感謝你花時(shí)間閱讀本站內(nèi)容，更多關(guān)于linux 異步讀寫,高效穩(wěn)定！探究Linux異步讀寫機(jī)制,linux磁盤格式化與管理知識(shí)點(diǎn)總結(jié),如何實(shí)現(xiàn)linux下多線程之間的互斥與同步的信息別忘了在本站進(jìn)行查找喔。
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