自旋锁是专为防止多处理器并发（实现保护共享资源）而引入的一种锁机制。自旋锁与互斥锁比较类似，它们都是为了解决对某项资源的互斥使用。无论是互斥锁，还是自旋锁，在任何时刻，最多只能有一个保持者，也就说，在任何时刻最多只能有一个执行单元获得锁。但是两者在调度机制上略有不同。对于互斥锁，如果资源已经被占用，资源申请者只能进入睡眠状态。但是自旋锁不会引起调用者睡眠，如果自旋锁已经被别的执行单元保持，调用者就一直循环在那里看是否该自旋锁的保持者已经释放了锁，“自旋”一词就是因此而得名。自旋锁在内核中大量应用于中断处理等部分（对于单处理器来说，防止中断处理中的并发可简单采用关闭中断的方式，即在标志寄存器中关闭/打开中断标志位，不需要自旋锁）。
现在的计算机都是多核对称的cpu处理器，本文通过liunx内核2.6.0代码来分析在多核处理器下，如何使用自旋锁和抢占来进行高效的内核运转。 如果正在内核中运行着的任务此时可以抢占另外一个内核执行的任务，比如说有一个优先级很高的任务想去抢占内核中正在运行的任务，在linux2.6之前是没有实现的。 在2.6版本的内核中，加入了抢占相关的信息，在preempt.h头文件里，定义了一个preempt_count如果这个count大于零表示不可以被抢占，如果等于零，表示可以被抢占。
在现代操作系统里，同一时间可能有多个内核执行流在执行，因此内核其实像多进程多线程编程一样也需要一些同步机制来同步各执行单元对共享数据的访问，尤其是在多处理器系统上，更需要一些同步机制来同步不同处理器上的执行单元对共享的数据的访问。在主流的Linux内核中包含了如下这些同步机制包括：
原子变量适用在多核之间多单一共享变量进行互斥访问，如果要保护多个变量，并且这些变量之间有逻辑关系时，原子变量就不适用了。例如：常见的双向链表。假设有三个链表节点Ａ、Ｂ、Ｃ。需要将节点Ｂ插入节点Ａ、Ｃ之间。如果ＣＰＵ Ａ刚好将Ａ节点的后向指针指向Ｂ，但是还没有将Ｂ的后向指针指向Ｃ。此时ＣＰＵ Ｂ要遍历链表，这将会一个灾难性的后果。
现在很多人都在诟病Linux内核协议栈收包效率低，不管他们是真的懂还是一点都不懂只是听别人说的，反正就是在一味地怼Linux内核协议栈，他们的武器貌似只有DPDK。
当在try_to_wake_up/wake_up_process和wake_up_new_task中唤醒进程时, 内核使用全局check_preempt_curr看看是否进程可以抢占当前进程可以抢占当前运行的进程. 请注意该过程不涉及核心调度器.
本文一是为了讨论在Linux系统出现问题时我们能够借助哪些工具去协助分析，二是讨论出现问题时大致的可能点以及思路，三是希望能给应用层开发团队介绍一些Linux内核机制从而选择更合适的使用策略。
综述 在上一篇介绍了linux驱动的调试方法，这一篇介绍一下在驱动编程中会遇到的并发和竟态以及如何处理并发和竞争。 首先什么是并发与竟态呢？并发(concurrency)指的是多个执行单元同时、并行被执行。而并发的执行单元对共享资源(硬件资源和软件上的全局、静态变量)的访问则容易导致竞态(race conditions)。可能导致并发和竟态的情况有： SMP（Symmetric Multi-Processing），对称多处理结构。SMP是一种紧耦合、共享存储的系统模型，它的特点是多个CPU使用共同的系统总线
原子操作 通常我们代码中的a = a + 1这样的一行语句，翻译成汇编后蕴含着3条指令: ldr x0, &a add x0,x0,#1 str x0,&a 即 (1)从内存中读取a变量到X0寄存器 (2)X0寄存器加1 (3)将X0写入到内存a中 既然是3条指令，那么就有可能并发，也就意味着返回的结果可能不是预期的。 然后在linux kernel的操作系统中，提供访问原子变量的函数，用来解决上述问题。其中部分原子操作的API如下： atomic_read atomic_add_return(i,v) a
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。
在Linux 中，仅等待 CPU 时间的进程称为就绪进程，它们被放置在一个运行队列中，一个就绪进程的状 态标志位为 TASK_RUNNING。一旦一个运行中的进程时间片用完， Linux 内核的调度器会剥夺这个进程对 CPU 的控制权，并且从运行队列中选择一个合适的进程投入运行。
1 Linux 进程的睡眠和唤醒 在 Linux 中，仅等待 CPU 时间的进程称为就绪进程，它们被放置在一个运行队列中，一个就绪进程的状 态标志位为 TASK_RUNNING。一旦一个运行中的进程时间片用完， Linux 内核的调度器会剥夺这个进程对 CPU 的控制权，并且从运行队列中选择一个合适的进程投入运行。 当然，一个进程也可以主动释放 CPU 的控制权。函数 schedule() 是一个调度函数，它可以被一个进程主动调用，从而调度其它进程占用 CPU。一旦这个主动放弃 CPU 的进程被重新调度
一切互斥操作的依赖是 自旋锁（spin_lock），互斥量（semaphore）等其他需要队列的实现均需要自选锁保证临界区互斥访问。
POSIX threads(简称Pthreads)是在多核平台上进行并行编程的一套常用的API。线程同步(Thread Synchronization)是并行编程中非常重要的通讯手段，其中最典型的应用就是用Pthreads提供的锁机制(lock)来对多个线程之间共 享的临界区(Critical Section)进行保护(另一种常用的同步机制是barrier)。
因为现代操作系统是多处理器计算的架构，必然更容易遇到多个进程，多个线程访问共享数据的情况，如下图所示：
Ingo Molnar 的实时补丁是完全开源的，它采用的实时实现技术完全类似于Timesys Linux，而且中断线程化的代码是基于TimeSys Linux的中断线程化代码的。这些实时实现技术包括：中断线程化（包括IRQ和softirq）、用Mutex取代spinlock、优先级继承和死锁检测、等待队列优先级化等。
前面学习了spin_lock可以知道，spin_lock对于临界区是不做区分的。而读写锁是对临界区做读写区分，并且度进程进入临界区的几率比较大，因为写进程进入时需要等待读进程退出临界区。而有没有一种方法，可以保护写进程的优先权，使得写进程可以更快的获得锁？ 答案是有的，就是顺序锁。
尽管信号量已经可以实现互斥的功能，但是“正宗”的mutex在Linux内核中还是真实地存在着。尤其是在Linux内核代码中，更多能看到mutex的身影。
所谓实时，就是一个特定任务的执行时间必须是确定的，可预测的，并且在任何情况下都能保证任务的时限（最大执行时间限制）。实时又分软实时和硬实时，所谓软实时，就是对任务执行时限的要求不那么严苛，即使在一些情况下不能满足时限要求，也不会对系统本身产生致命影响，例如，媒体播放系统就是软实时的，它需要系统能够在1秒钟播放24帧，但是即使在一些严重负载的情况下不能在1秒钟内处理24帧，也是可以接受的。所谓硬实时，就是对任务的执行时限的要求非常严格，无论在什么情况下，任务的执行实现必须得到绝对保证，否则将产生灾难性后果，例如，飞行器自动驾驶和导航系统就是硬实时的，它必须要求系统能在限定的时限内完成特定的任务，否则将导致重大事故，如碰撞或爆炸等。
当处理器上当前进程A需要对共享变量a操作，所以在操作前通过spin_lock获取锁进入临界区，如上图标号1。当进程A进入临界区后，进程A所在的处理器发生了一个外部硬件中断，此时系统必须停下进程A的执行转向执行中断，如上图标号2。假设中断处理程序也需要操作共享变量a，所以在操作之前也许要调用spin_lock获取锁来操作变量a。当中断处理程序试图去获取变量a的时候，因为之前被中断的进程A已经获取了锁，于是将导致中断处理程序进入自旋状态。在中断处理程序中出现自旋是非常致命的，因为中断处理程序必须尽可能短的返回。同时被中断进程A因中断处理程序不能返回而无法恢复执行，也就不可能释放锁，所以将导致中断处理程序一直自旋下去，出现死锁。所以就引入了spin_lock的变体出现。
自旋锁与互斥锁有点类似，只是自旋锁不会引起调用者睡眠，如果自旋锁已经被别的执行单元保持，调用者就一直循环在那里看是否该自旋锁的保持者已经释放了锁，"自旋"一词就是因此而得名。
在Linux系统中，每个进程都有独立的虚拟内存空间，也就是说不同的进程访问同一段虚拟内存地址所得到的数据是不一样的，这是因为不同进程相同的虚拟内存地址会映射到不同的物理内存地址上。
Linux 内核中的同步机制：原子操作、信号量、读写信号量、自旋锁的API、大内核锁、读写锁、大读者锁、RCU和顺序锁。 1、介绍 在现代操作系统里，同一时间可能有多个内核执行流在执行，即使单CPU内核也需要一些同步机制来同步不同执行单元对共享的数据的访问。 主流的Linux内核中的同步机制包括： 原子操作 信号量（semaphore） 读写信号量（rw_semaphore） 自旋锁spinlock 大内核锁BKL(Big Kernel Lock) 读写锁rwlock、 brlock（只包含在2.4内核中
前言：非常早之前就接触过同步这个概念了，可是一直都非常模糊。没有深入地学习了解过，最近有时间了，就花时间研习了一下《linux内核标准教程》和《深入linux设备驱动程序内核机制》这两本书的相关章节。趁刚看完，就把相关的内容总结一下。
有一个项目对实时性要求比较高，于是在linux内核上打了RT_PREEMPT补丁。
自旋锁与互斥锁类似，但是自旋锁不会引起调用者睡眠。如果自旋锁被其他执行单元保持，则调用者会一直循环等待保持者释放锁。
使用最广泛的同步技术就是加锁。对于锁概念，我相信大家已经不陌生了，不论是实时嵌入式系统还是服务器上的操作系统，都使用了这个概念。所以对于锁的理解就不再赘述了。
在早期的 Linux内核中，并发的来源相对较少。早期内核不支持对称多处理（ symmetric multi processing,SMP），因此，导致并发执行的唯一原因是对硬件中断的服务。这种情况处理起来较为简单，但并不适用于为获得更好的性能而使用更多处理器且强调快速响应事件的系统。
RCU（Read-Copy Update）是数据同步的一种方式，在当前的Linux内核中发挥着重要的作用。RCU主要针对的数据对象是链表，目的是提高遍历读取数据的效率，为了达到目的使用RCU机制读取数据的时候不对链表进行耗时的加锁操作。这样在同一时间可以有多个线程同时读取该链表，并且允许一个线程对链表进行修改（修改的时候，需要加锁）。RCU适用于需要频繁的读取数据，而相应修改数据并不多的情景，例如在文件系统中，经常需要查找定位目录，而对目录的修改相对来说并不多，这就是RCU发挥作用的最佳场景。 Linux内核源码当中,关于RCU的文档比较齐全，你可以在 /Documentation/RCU/ 目录下找到这些文件。Paul E. McKenney 是内核中RCU源码的主要实现者，他也写了很多RCU方面的文章。他把这些文章和一些关于RCU的论文的链接整理到了一起。http://www2.rdrop.com/users/paulmck/RCU/ 在RCU的实现过程中，我们主要解决以下问题： 1，在读取过程中，另外一个线程删除了一个节点。删除线程可以把这个节点从链表中移除，但它不能直接销毁这个节点，必须等到所有的读取线程读取完成以后，才进行销毁操作。RCU中把这个过程称为宽限期（Grace period）。 2，在读取过程中，另外一个线程插入了一个新节点，而读线程读到了这个节点，那么需要保证读到的这个节点是完整的。这里涉及到了发布-订阅机制（Publish-Subscribe Mechanism）。 3， 保证读取链表的完整性。新增或者删除一个节点，不至于导致遍历一个链表从中间断开。但是RCU并不保证一定能读到新增的节点或者不读到要被删除的节点。 宽限期
1、简介： RCU（Read-Copy Update）是数据同步的一种方式，在当前的Linux内核中发挥着重要的作用。 RCU主要针对的数据对象是链表，目的是提高遍历读取数据的效率，为了达到目的使用RCU机制读取数据的时候不对链表进行耗时的加锁操作。这样在同一时间可以有多个线程同时读取该链表，并且允许一个线程对链表进行修改（修改的时候，需要加锁）。 2、应用场景： RCU适用于需要频繁的读取数据，而相应修改数据并不多的情景，例如在文件系统中，经常需要查找定位目录，而对目录的修改相对来说并不多，这就是RCU发
Linux内核有多种锁机制，比如 自旋锁、信号量 和 读写锁 等。不同的场景使用不同的锁，如在读多写少的场景可以使用读写锁，而在锁粒度比较小的场景可以使用自旋锁。
https://www.cnblogs.com/arnoldlu/p/8580387.html
并发相关的缺陷是最容易制造的，也是最难找到的，为了响应现代硬件和应用程序的需求，Linux 内核已经发展到同时处理更多事情的时代。这种变革使得内核性能及伸缩性得到了相当大的提高，然而也极大提高了内核编程的复杂性。
在前面小节分析了spin_lock的实现，可以知道spin_lock只允许一个thread进入临界区，而且对进入临界区中的操作不做细分。但是在实际中，对临界区的操作分为读和写。如果按照spin_lock的实现，当多个read thread都想进入临界区读取的时候，这时候只有一个read thread进入到临界区，这样效率和性能明显下降。所以就针对某些操作read thread占绝大多数的情况下，提出了读写锁的概念。
本系列参考: 学习开发一个RISC-V上的操作系统 - 汪辰 - 2021春 整理而来，主要作为xv6操作系统学习的一个前置基础。
本文基于 Linux-2.4.16 内核版本 由于计算机的物理内存是有限的, 而进程对内存的使用是不确定的, 所以物理内存总有用完的可能性. 那么当系统的物理内存不足时, Linux内核使用什么方案来
每一种技术的出现必然是因为某种需求。正因为人的本性是贪婪的，所以科技的创新才能日新月异。
上一篇中介绍了阻塞IO等的一些用法，本来这一篇准备介绍一下poll/select等的一些高级IO操作，后来想想，在实际工作中开发驱动的时候很少会使用到poll/select这些操作，就不再介绍，有兴趣的可以自己查找资料学习一下。这一篇会介绍下相对比较实用的设备文件的存取控制的一些内容。 存取控制主要用于设备的使用控制，只有授权的用户才能访问设备或者同时只有一个进程访问设备。这也是存取控制使用最广的地方。下面分别简单说明。 单open设备 单open设备就是同时只有一个进程允许打开一次所要访问的设备。此种方法
本文首先介绍何为lockdep，然后如何在内核使能lockdep，并简单分析内核lockdep相关代码。
在多年前，linux还没有支持对称多处理器SMP的时候，避免并发数据访问相对简单。
《手摸手系列》把go sync包中的并发组件已经写完了，本文作为完结篇，最后再来探讨下go运行时锁的实现。记得在《手摸手Go 并发编程的基建Semaphore》那篇中我们聊过sync.Mutex最终是依赖sema.go中实现的sleep和wakeup原语来实现的。如果细心的小伙伴会发现:
系统调用 linux下任何进程针对文件类打开和释放资源大部分 都会涉及到系统调用，这里是针对文件相关的系统调用open和close.linux下open一个文件是返回的是一个文件描述符，这个文件描述符关联一个struct file,struct file是通过文件inode初始化而来；close系统调用把进程关联的fd对应的struct file资源给释放了，同时flush这个struct file对应的inode信息到磁盘。整个open和close操作都是通过system call->vfs->ext4这
所以，当网卡接收到数据包后，要通知 Linux 内核有数据需要处理。另外，网卡驱动应该提供让 Linux 内核把数据把发送出去的接口。
《Qemu-KVM网络性能优化实践》针对在虚拟化环境中使用Qemu-KVM带来的网络性能下降的问题，从多个方面进行了优化，包括：1.优化虚拟网卡到物理网卡的转发性能；2.减少虚拟机内部的队列调度开销；3.提升虚拟网卡和物理网卡的并发处理能力；4.优化虚拟机与物理机之间的数据传输过程。通过这些优化措施，Qemu-KVM的网络性能得到显著提升，达到了与物理机相当的水平。
并发 是指在某一时间段内能够处理多个任务的能力，而 并行 是指同一时间能够处理多个任务的能力。并发和并行看起来很像，但实际上是有区别的，如下图（图片来源于网络）：
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