深入解析Linux工作队列实现机制 (linux工作队列实现机制)

Linux操作系统是一款自由、开放、高效的操作系统。它的底层机制和算法非常具有代表性，工作队列就是其中一个非常重要的实现机制。在本文中，我们将深入解析Linux工作队列的实现机制，包括队列的实现、类型的区别、实现原理以及如何使用。

一、工作队列概述

工作队列是Linux中一种很重要的异步操作机制，它允许驱动程序、内核模块执行一些长时间处理的操作，而不会使调用者产生阻塞。可以理解为是一种异步、非阻塞的操作方式。

工作队列基本上是由一个等待队列（等待队列是一个进程阻塞队列）和一个内核线程组成的，当队列中加入一个工作项时，它就会被添加到等待队列中，然后线程就会醒来，从等待队列中取出工作项并进行处理。

二、工作队列的实现

工作队列在内核中是非常常见和重要的实现机制，下图为Linux内核中实现工作队列的架构图。

图1 工作队列的架构图

如图所示，工作队列分为两个部分：内核线程和工作项。

内核线程

　　内核线程是Linux内核中非常特殊的一种进程，它完全受内核控制，被用来执行内核代码、完成内核任务。这种进程并不受任何用户进程的控制，而是由内核自行创建和维护。当把一个工作项放到工作队列中后，内核线程就会去执行这个工作项，执行完成后，内核将它退出，并回收相应的资源。

　　内核线程更具有代表性的两个函数为kernel_thread()和kthread_create()。

　　*kernel_thread()*

　　　　在Linux内核中创建线程的方式非常有特色，它不同于其他操作系统把线程和进程作为两个独立的概念，而是把线程看作是一种特殊的进程，用另一种方式来创建它。

　　*kthread_create()*

　　　　kthread_create()是在Linux内核中专门用于创建内核线程的函数，它的实现方式是在kernel_thread()基础上加上了一些特殊的参数来使创建的进程成为内核线程。

工作项

　　工作项是实际执行的操作，当一个工作项被加入到工作队列时，它实际上就被加入到了一个等待队列中，等待内核线程来执行。在内核中，工作项通常使用struct work_struct结构体来表示。

　　工作项的初始化方法为INIT_WORK(work, func)，其中work为结构体指针，func为回调函数，用来指定这个工作项需要执行的任务。

　　工作项状态转换如下：

　　　　WORK_STATE_PENDING->WORK_STATE_SCHEDULED->WORK_STATE_RUNNING->WORK_STATE_DONE

　　　　（等待中->计划中->执行中->完成）

　　工作项状态的变化都是由内核线程进行的，所以在实现时需要仔细考虑它们之间的交互关系。

三、工作队列类型的区别

Linux内核中有两种工作队列类型：立即工作队列和延迟工作队列。

立即工作队列

　　当一个新的工作项被加入到队列中时，对应的内核线程（kworker）将立即被唤醒来执行这个工作项。此类型的工作队列主要是为了能够及时地处理一些任务，如实时视频播放、音频处理等，以保证系统的流畅性和即时性。

延迟工作队列

　　延迟工作队列和立即工作队列的区别在于，当一个新的工作项被加入到队列中时，等待一段时间后再由对应的内核线程执行。这种工作队列用于标准进程的一些需要优化的场景中，如系统开机和关机的部分处理操作。

四、工作队列的实现原理

工作队列的实现是基于一个称为Kthread的内核线程模块。一个Kthread是一个内核线程，它可以唤醒、安排和执行工作队列上的工作项。Kthread模块包括了一个线程管理结构体、一个定时器和工作队列本身。

　　线程管理结构体：kthread_t结构体用于内核线程的创建、发起、挂掉和结束等操作。

　　定时器：timer_list结构体定义了一个定时器，要保证在延迟队列的实现中表现得像工作项一样，并杜绝了在等待队列中等待太长时间的情况。

　　工作队列本身：DECLARE_WORK宏定义了一个工作项，用于存储待执行的工作标识、对应的处理函数等等。每个工作项都和一个timer_list和kthread_t结构体绑定在一起。

五、工作队列的使用方法

使用工作队列是为了把一些处理操作放到一个单独的线程中执行，而不是在使用线程池的情况下，等待一个可用的线程去执行。这个方法既简便易行，也是保证Linux设备驱动程序高性能运行的有效手段之一。

我们可以通过声明并定义一个工作项来实现，工作项创建完成后，我们就可以使用schedule_work()函数将它添加到需要的工作队列中等待执行。在工作项的回调函数中写入具体的操作指令。

六、工作队列的注意事项

　　1. 工作队列给系统开销带来一定的影响，尤其是对立即工作队列，并不适合在实时系统中大量运用。

　　2. 在使用工作队列时，需要格外注意内核的限制和规定。由于工作项被安排到内核线程上，大部分操作都是在内核命名空间中进行的，因此需要注意内核线程中的常见限制，如不能访问用户空间的任何数据等等。

　　3. 工作队列是Linux内核的一个非常复杂的实现机制，了解它的原理和使用方式非常重要。同时，在使用过程中需要仔细考虑与其他系统资源的协同，才能更好地实现Linux系统的高效性和稳定性。

结语

Linux工作队列是我们在进行Linux内核开发时必须要了解的一个重要机制，掌握工作队列的原理和使用必将会使我们成为一名更为出色的开发工程师。希望本文对大家能够有所帮助。

相关问题拓展阅读：

• 《Linux设备驱动程序》（十六）-中断处理
• 如何实现linux下多线程之间的互斥与同步

《Linux设备驱动程序》（十六）-中断处理

设备与处理器之间的工作通常来说是异步，设备数据要传递给处理器通常来说有以下几种方法：轮询、等待和中断。

让CPU进行轮询等待总是不能让人满意，所以通常都采用中断的形式，让设备来通知CPU读取数据。

2.6内核的函数参数与现在的参数有所区别，这里都主要介绍概念，具体实现方法需要结合具体的内核版本。

request_irq函数申请中断，返回0表示申请成功，其他返回值表示申请失败，其具体参数解释如下：

flags 掩码可以使用以下几个：

快速和慢速处理例程

：现代内核中基本没有这两个概念了，使用SA_INTERRUPT位后，当中断被执行时，当前处理器的其他中断都将被禁止。通常不要使用SA_INTERRUPT标志位，除非自己明确知道会发生什么。

共享中断

：使用共享中断时，一方面要使用SA_SHIRQ位，另一个是request_irq中的dev_id必须是唯一的，不能为NULL。这个限制的原因是：内核为每个中断维护了一个共享处理例程的列表，例程中的dev_id各不相同，就像设备签名。如果dev_id相同，在卸载的迹镇桥时候引起混淆（卸载了另一个中断），当中断到达时会产生内核OOP消息。

共享中断需要满足以下一个条件才能申请成功：

当不需要使用该中断时，需要使用free_irq释放中断。

通常我们会在模块加载的时候申请安装中断处理例程，但书中建议：在设备之一次打开的时候安装，在设备最后一次关闭的时候卸载。

如果要查看中断触发的次数，可以查看 /proc/interrupts 和 /proc/stat。

书中讲述了如何自动检测中断号，在嵌入式开发中通常都是查看原理图和datasheet来直接确定。

自动检测的原理如下：驱动程序通知设备产生中断，然后查看哪些中断信号线被触发了。Linux提供了以下方法来进行探测：

探测工作耗时较长，建议在模块加载的时候做。

中断处理函数和普通函数其实差不多，唯一的区别是其运行的中断上下文中，在这个上下文中有以下注意事项：

中断处理函数典型用法如下：

中断处理函数的参数和返回值含义如下：

返回值主要有两个：IRQ_NONE和IRQ_HANDLED。

对于中断我们是可以进行开启和关闭的，Linux中提供了以下函数操作单个中断姿猛的开关：

该方法可以在所有处理器上禁止或启用中断。

需要注意的是：

如果要关闭当前处理器上所有的中断，则可以调用以下方法：

local_irq_save 会将中断状态保持到flags中，然后禁用处理器上的中断；如果明确知道中断没有在其他地方被禁用，则可以使用local_irq_disable，否则请使用local_irq_save。

locat_irq_restore 会根据上面获取到flags来恢复中断；local_irq_enable 会无条件打开所有中断。

在中断中需要做一些工作，如果工作内容太多，必然导致中断处理所需的时间过长；而中断处理又要求能够尽快完成，这样才不会影响正常的系统调度，这两个之间就产生了矛盾旅蚂。

现在很多操作系统将中断分为两个部分来处理上面的矛盾：顶半部和底半部。

顶半部就是我们用request_irq来注册的中断处理函数，这个函数要求能够尽快结束，同时在其中调度底半部，让底半部在之后来进行后续的耗时工作。

顶半部就不再说明了，就是上面的中断处理函数，只是要求能够尽快处理完成并返回，不要处理耗时工作。

底半部通常使用tasklet或者工作队列来实现。

tasklet的特点和注意事项：

工作队列的特点和注意事项：

如何实现linux下多线程之间的互斥与同步

Linux设备驱动中必须解决的一个问题是多个进程对共享资源的并发访问，并发访问会导致竞态，linux提供了多种解决竞态问题的方式，这些方式适合不同的应用场景。

Linux内核是多进程、多线程的操作系统，它提供了相当完整的内核同步方法。内核同步方法列表如下：

中断屏蔽

原子操作

自旋锁

读写自旋锁

顺序锁

信号量

读写信号量

BKL（大内核锁）

Seq锁

一、并发与竞态：

定义：

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变量、静态变量等）的访问则很容易导致竞态（race conditions）。

在linux中，主要的竞态发生在如下几种情况：

1、对称多处理器历辩埋（P）多个CPU

特点是多个CPU使用共同的系统总线，因此可访问共同的外设和存储器。

2、单CPU内进程与抢占它的进程

3、中断（硬中断、软中断、Tasklet、底半部）与进程之间

只要并发的多个执行单元存在对共享资源的访问，竞态就有可能发生。

如果中断处理程序访问进程正在访问的资源，则竞态也会会发生。

多个中断之间本身也可能引起并发而导致竞态（中断被更高优先级的中断打断）。

解决竞态问题的途径是保证对共享资源的互斥访问，所谓互斥访问就是指一个执行单元在访问共享资源的时候，其他的执行单元都被禁止访问。

访问共享资源的代码区域被称为临界区，临界区需要以某种互斥机制加以保护，中断屏蔽，原子操作，自旋锁，和信号量都是linux设备驱动中可采用的互斥途径。

临界区和竞争条件：

所谓临界区（critical regions）就是访问和操作共享数据的代码段，为了避免在临界区中并发访问，编程者必须保证这些代码原子地执行——也就是说，代码在执行结束前不可被打断，就如同整个临界区是一个不可分割的指令一样，如果两个执行线程有可能处于同一个临界区中，那么就是程序包含一个bug，如果这种情况发生了，我们就称之为竞争条件（race conditions），避免并发和防止竞争条件被称为同步。

死锁：

死锁的产生需要一定条件：要有一个或多个执行线程和一个或多个资源，每个线程都在等待其中的一个资源，但所有的资源都已经被占用了，所有线程都在相互等待，但它们永远不会释放已经占有的资源，于是任何线程都无法继续，这便意味着死锁的发生。

二、中断屏蔽

在单CPU范围内避免竞态的一种简单方法是在进入临界区之前屏蔽系统的中断。

由于linux内核的进程调度等操作都依赖中断来实现，内核抢占进程之间的并发也就得以避免了。

中断屏蔽的使用方法：

local_irq_disable()//屏蔽中断

//临界区

local_irq_enable()//灶念开中断

特点：

由于linux系统的异步IO，进程调度等很多重要操作都依赖于中断，在屏蔽中断期间所有的中断都无法得到处理，因此长时间的屏蔽是很危险的，有可能造成数据丢失甚至系统崩溃，这就要求在屏蔽中断之后，当前的内核执行路径应当尽快地执行完临界区的代码。

中断屏蔽只能禁止本CPU内的中断，因此，并不能解决多CPU引发的竞态，所以单独使用中断屏蔽并不是一个值得推荐的避免竞态的方法，它一般和自旋锁配合使用。

三、原子操作

定义：原子操作指的是在执行过程中不会被别的代码路径所中断的操作。

（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够被分割的指令）

（它保证指令以“原子”的方式执行而不能被打断）

原子操作是不可分割的，在执行完毕不会被任何其它任务或事件中断。在单处理器系统(UniProcessor)中，能够在单条指令中完成的操作都可以认为是” 原子操作”，因为中断只能发生于指令之间。这也是某些CPU指令系统中引入了test_and_set、test_and_clear等指令用于临界资源互斥的原因。但是，在对称多处理器(Symmetric Multi-Processor)结构中就不同了，由于系统中有多个处理器在独立地运行，即使能在单条指令中完成的操作也有可能受到干扰。我们以decl (递减指令)为例，这是一个典型的”读－改－肢蚂写”过程，涉及两次内存访问。

通俗理解：

原子操作，顾名思义，就是说像原子一样不可再细分。一个操作是原子操作，意思就是说这个操作是以原子的方式被执行，要一口气执行完，执行过程不能够被OS的其他行为打断，是一个整体的过程，在其执行过程中，OS的其它行为是插不进来的。

分类：linux内核提供了一系列函数来实现内核中的原子操作，分为整型原子操作和位原子操作，共同点是：在任何情况下操作都是原子的，内核代码可以安全的调用它们而不被打断。

原子整数操作：

针对整数的原子操作只能对atomic_t类型的数据进行处理，在这里之所以引入了一个特殊的数据类型，而没有直接使用C语言的int型，主要是出于两个原因：

之一、让原子函数只接受atomic_t类型的操作数，可以确保原子操作只与这种特殊类型数据一起使用，同时，这也确保了该类型的数据不会被传递给其它任何非原子函数；

第二、使用atomic_t类型确保编译器不对相应的值进行访问优化——这点使得原子操作最终接收到正确的内存地址，而不是一个别名，最后就是在不同体系结构上实现原子操作的时候，使用atomic_t可以屏蔽其间的差异。

原子整数操作最常见的用途就是实现计数器。

另一点需要说明原子操作只能保证操作是原子的，要么完成，要么不完成，不会有操作一半的可能，但原子操作并不能保证操作的顺序性，即它不能保证两个操作是按某个顺序完成的。如果要保证原子操作的顺序性，请使用内存屏障指令。

atomic_t和ATOMIC_INIT(i)定义

typedef struct { volatile int counter; } atomic_t;

#define ATOMIC_INIT(i) { (i) }

在你编写代码的时候，能使用原子操作的时候，就尽量不要使用复杂的加锁机制，对多数体系结构来讲，原子操作与更复杂的同步方法相比较，给系统带来的开销小，对高速缓存行的影响也小，但是，对于那些有高性能要求的代码，对多种同步方法进行测试比较，不失为一种明智的作法。

原子位操作：

针对位这一级数据进行操作的函数，是对普通的内存地址进行操作的。它的参数是一个指针和一个位号。

为方便其间，内核还提供了一组与上述操作对应的非原子位函数，非原子位函数与原子位函数的操作完全相同，但是，前者不保证原子性，且其名字前缀多两个下划线。例如，与test_bit()对应的非原子形式是_test_bit()，如果你不需要原子性操作（比如，如果你已经用锁保护了自己的数据），那么这些非原子的位函数相比原子的位函数可能会执行得更快些。

四、自旋锁

自旋锁的引入：

如 果每个临界区都能像增加变量这样简单就好了，可惜现实不是这样，而是临界区可以跨越多个函数，例如：先得从一个数据结果中移出数据，对其进行格式转换和解 析，最后再把它加入到另一个数据结构中，整个执行过程必须是原子的，在数据被更新完毕之前，不能有其他代码读取这些数据，显然，简单的原子操作是无能为力 的（在单处理器系统(UniProcessor)中，能够在单条指令中完成的操作都可以认为是” 原子操作”，因为中断只能发生于指令之间），这就需要使用更为复杂的同步方法——锁来提供保护。

自旋锁的介绍：

Linux内核中最常见的锁是自旋锁（spin lock），自旋锁最多只能被一个可执行线程持有，如果一个执行线程试图获得一个被争用（已经被持有）的自旋锁，那么该线程就会一直进行忙循环—旋转—等待锁重新可用，要是锁未被争用，请求锁的执行线程便能立刻得到它，继续执行，在任意时间，自旋锁都可以防止多于一个的执行线程同时进入理解区，注意同一个锁可以用在多个位置—例如，对于给定数据的所有访问都可以得到保护和同步。

一个被争用的自旋锁使得请求它的线程在等待锁重新可用时自旋（特别浪费处理器时间），所以自旋锁不应该被长时间持有，事实上，这点正是使用自旋锁的初衷，在短期间内进行轻量级加锁，还可以采取另外的方式来处理对锁的争用：让请求线程睡眠，直到锁重新可用时再唤醒它，这样处理器就不必循环等待，可以去执行其他代码，这也会带来一定的开销——这里有两次明显的上下文切换， 被阻塞的线程要换出和换入。因此，持有自旋锁的时间更好小于完成两次上下文切换的耗时，当然我们大多数人不会无聊到去测量上下文切换的耗时，所以我们让持 有自旋锁的时间应尽可能的短就可以了，信号量可以提供上述第二种机制，它使得在发生争用时，等待的线程能投入睡眠，而不是旋转。

自旋锁可以使用在中断处理程序中（此处不能使用信号量，因为它们会导致睡眠），在中断处理程序中使用自旋锁时，一定要在获取锁之前，首先禁止本地中断（在 当前处理器上的中断请求），否则，中断处理程序就会打断正持有锁的内核代码，有可能会试图去争用这个已经持有的自旋锁，这样以来，中断处理程序就会自旋， 等待该锁重新可用，但是锁的持有者在这个中断处理程序执行完毕前不可能运行，这正是我们在前一章节中提到的双重请求死锁，注意，需要关闭的只是当前处理器上的中断，如果中断发生在不同的处理器上，即使中断处理程序在同一锁上自旋，也不会妨碍锁的持有者（在不同处理器上）最终释放锁。

自旋锁的简单理解：

理解自旋锁最简单的方法是把它作为一个变量看待，该变量把一个临界区或者标记为“我当前正在运行，请稍等一会”或者标记为“我当前不在运行，可以被使用”。如果A执行单元首先进入例程，它将持有自旋锁，当B执行单元试图进入同一个例程时，将获知自旋锁已被持有，需等到A执行单元释放后才能进入。

自旋锁的API函数：

其实介绍的几种信号量和互斥机制，其底层源码都是使用自旋锁,可以理解为自旋锁的再包装。所以从这里就可以理解为什么自旋锁通常可以提供比信号量更高的性能。

自旋锁是一个互斥设备，他只能会两个值：“锁定”和“解锁”。它通常实现为某个整数之中的单个位。

“测试并设置”的操作必须以原子方式完成。

任何时候，只要内核代码拥有自旋锁，在相关CPU上的抢占就会被禁止。

适用于自旋锁的核心规则：

（1）任何拥有自旋锁的代码都必须使原子的，除服务中断外（某些情况下也不能放弃CPU,如中断服务也要获得自旋锁。为了避免这种锁陷阱，需要在拥有自旋锁时禁止中断），不能放弃CPU（如休眠，休眠可发生在许多无法预期的地方）。否则CPU将有可能永远自旋下去（死机）。

（2）拥有自旋锁的时间越短越好。

需 要强调的是，自旋锁别设计用于多处理器的同步机制，对于单处理器（对于单处理器并且不可抢占的内核来说，自旋锁什么也不作），内核在编译时不会引入自旋锁 机制，对于可抢占的内核，它仅仅被用于设置内核的抢占机制是否开启的一个开关，也就是说加锁和解锁实际变成了禁止或开启内核抢占功能。如果内核不支持抢 占，那么自旋锁根本就不会编译到内核中。

内核中使用spinlock_t类型来表示自旋锁，它定义在：

typedef struct {

raw_spinlock_t raw_lock;

#if defined(CONFIG_PREEMPT) && defined(CONFIG_P)

unsigned int break_lock;

#endif

} spinlock_t;

对于不支持P的内核来说，struct raw_spinlock_t什么也没有，是一个空结构。对于支持多处理器的内核来说，struct raw_spinlock_t定义为

typedef struct {

unsigned int slock;

} raw_spinlock_t;

slock表示了自旋锁的状态，“1”表示自旋锁处于解锁状态（UNLOCK），“0”表示自旋锁处于上锁状态（LOCKED）。

break_lock表示当前是否由进程在等待自旋锁，显然，它只有在支持抢占的P内核上才起作用。

自旋锁的实现是一个复杂的过程，说它复杂不是因为需要多少代码或逻辑来实现它，其实它的实现代码很少。自旋锁的实现跟体系结构关系密切，核心代码基本也是由汇编语言写成，与体协结构相关的核心代码都放在相关的目录下，比如。对于我们驱动程序开发人员来说，我们没有必要了解这么spinlock的内部细节，如果你对它感兴趣，请参考阅读Linux内核源代码。对于我们驱动的spinlock接口，我们只需包括头文件。在我们详细的介绍spinlock的API之前，我们先来看看自旋锁的一个基本使用格式：

#include

spinlock_t lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;

spin_lock(&lock);

….

spin_unlock(&lock);

从使用上来说，spinlock的API还很简单的，一般我们会用的的API如下表，其实它们都是定义在中的宏接口，真正的实现在中

#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有两种初始化形式，一种是静态初始化，一种是动态初始化。对于静态的spinlock对象，我们用 SPIN_LOCK_UNLOCKED来初始化，它是一个宏。当然，我们也可以把声明spinlock和初始化它放在一起做，这就是 DEFINE_SPINLOCK宏的工作，因此，下面的两行代码是等价的。

DEFINE_SPINLOCK (lock);

spinlock_t lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;

spin_lock_init 函数一般用来初始化动态创建的spinlock_t对象，它的参数是一个指向spinlock_t对象的指针。当然，它也可以初始化一个静态的没有初始化的spinlock_t对象。

spinlock_t *lock

……

spin_lock_init(lock);

• 获取锁

内核提供了三个函数用于获取一个自旋锁。

spin_lock：获取指定的自旋锁。

spin_lock_irq：禁止本地中断并获取自旋锁。

spin_lock_irqsace：保存本地中断状态，禁止本地中断并获取自旋锁，返回本地中断状态。

自旋锁是可以使用在中断处理程序中的，这时需要使用具有关闭本地中断功能的函数，我们推荐使用 spin_lock_irqsave，因为它会保存加锁前的中断标志，这样就会正确恢复解锁时的中断标志。如果spin_lock_irq在加锁时中断是关闭的，那么在解锁时就会错误的开启中断。

另外两个同自旋锁获取相关的函数是：

spin_trylock()：尝试获取自旋锁，如果获取失败则立即返回非0值，否则返回0。

spin_is_locked()：判断指定的自旋锁是否已经被获取了。如果是则返回非0，否则，返回0。

• 释放锁

同获取锁相对应，内核提供了三个相对的函数来释放自旋锁。

spin_unlock：释放指定的自旋锁。

spin_unlock_irq：释放自旋锁并激活本地中断。

spin_unlock_irqsave：释放自旋锁，并恢复保存的本地中断状态。

五、读写自旋锁

如 果临界区保护的数据是可读可写的，那么只要没有写操作，对于读是可以支持并发操作的。对于这种只要求写操作是互斥的需求，如果还是使用自旋锁显然是无法满 足这个要求（对于读操作实在是太浪费了）。为此内核提供了另一种锁－读写自旋锁，读自旋锁也叫共享自旋锁，写自旋锁也叫排他自旋锁。

读写自旋锁是一种比自旋锁粒度更小的锁机制，它保留了“自旋”的概念，但是在写操作方面，只能最多有一个写进程，在读操作方面，同时可以有多个读执行单元，当然，读和写也不能同时进行。

读写自旋锁的使用也普通自旋锁的使用很类似，首先要初始化读写自旋锁对象：

// 静态初始化

rwlock_t rwlock = RW_LOCK_UNLOCKED;

//动态初始化

rwlock_t *rwlock;

…

rw_lock_init(rwlock);

在读操作代码里对共享数据获取读自旋锁：

read_lock(&rwlock);

…

read_unlock(&rwlock);

在写操作代码里为共享数据获取写自旋锁：

write_lock(&rwlock);

…

write_unlock(&rwlock);

需要注意的是，如果有大量的写操作，会使写操作自旋在写自旋锁上而处于写饥饿状态（等待读自旋锁的全部释放），因为读自旋锁会自由的获取读自旋锁。

读写自旋锁的函数类似于普通自旋锁，这里就不一一介绍了，我们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、顺序琐

顺序琐（seqlock）是对读写锁的一种优化，若使用顺序琐，读执行单元绝不会被写执行单元阻塞，也就是说，读执行单元可以在写执行单元对被顺序琐保护的共享资源进行写操作时仍然可以继续读，而不必等待写执行单元完成写操作，写执行单元也不需要等待所有读执行单元完成读操作才去进行写操作。

但是，写执行单元与写执行单元之间仍然是互斥的，即如果有写执行单元在进行写操作，其它写执行单元必须自旋在哪里，直到写执行单元释放了顺序琐。

如果读执行单元在读操作期间，写执行单元已经发生了写操作，那么，读执行单元必须重新读取数据，以便确保得到的数据是完整的，这种锁在读写同时进行的概率比较小时，性能是非常好的，而且它允许读写同时进行，因而更大的提高了并发性，

注意，顺序琐由一个限制，就是它必须被保护的共享资源不含有指针，因为写执行单元可能使得指针失效，但读执行单元如果正要访问该指针，将导致Oops。

七、信号量

Linux中的信号量是一种睡眠锁，如果有一个任务试图获得一个已经被占用的信号量时，信号量会将其推进一个等待队列，然后让其睡眠，这时处理器能重获自由，从而去执行其它代码，当持有信号量的进程将信号量释放后，处于等待队列中的哪个任务被唤醒，并获得该信号量。

信号量，或旗标，就是我们在操作系统里学习的经典的P/V原语操作。

P：如果信号量值大于0，则递减信号量的值，程序继续执行，否则，睡眠等待信号量大于0。

V：递增信号量的值，如果递增的信号量的值大于0，则唤醒等待的进程。

信号量的值确定了同时可以有多少个进程可以同时进入临界区，如果信号量的初始值始1，这信号量就是互斥信号量（MUTEX）。对于大于1的非0值信号量，也可称为计数信号量（counting semaphore）。对于一般的驱动程序使用的信号量都是互斥信号量。

类似于自旋锁，信号量的实现也与体系结构密切相关，具体的实现定义在头文件中，对于x86_32系统来说，它的定义如下：

struct semaphore {

atomic_t count;

int sleepers;

wait_queue_head_t wait;

};

信号量的初始值count是atomic_t类型的，这是一个原子操作类型，它也是一个内核同步技术，可见信号量是基于原子操作的。我们会在后面原子操作部分对原子操作做详细介绍。

信号量的使用类似于自旋锁，包括创建、获取和释放。我们还是来先展示信号量的基本使用形式：

static DECLARE_MUTEX(my_sem);

……

if (down_interruptible(&my_sem))

{

return -ERESTARTSYS;

}

……

up(&my_sem)

Linux内核中的信号量函数接口如下：

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 *)

• 初始化信号量

信号量的初始化包括静态初始化和动态初始化。静态初始化用于静态的声明并初始化信号量。

static DECLARE_SEMAPHORE_GENERIC(name, count);

static DECLARE_MUTEX(name);

对于动态声明或创建的信号量，可以使用如下函数进行初始化：

seam_init(sem, count);

init_MUTEX(sem);

init_MUTEX_LOCKED(struct semaphore *)

显然，带有MUTEX的函数始初始化互斥信号量。LOCKED则初始化信号量为锁状态。

• 使用信号量

信号量初始化完成后我们就可以使用它了

down_interruptible(struct semaphore *);

down(struct semaphore *)

down_trylock(struct semaphore *)

up(struct semaphore *)

down函数会尝试获取指定的信号量，如果信号量已经被使用了，则进程进入不可中断的睡眠状态。down_interruptible则会使进程进入可中断的睡眠状态。关于进程状态的详细细节，我们在内核的进程管理里在做详细介绍。

down_trylock尝试获取信号量， 如果获取成功则返回0，失败则会立即返回非0。

当退出临界区时使用up函数释放信号量，如果信号量上的睡眠队列不为空，则唤醒其中一个等待进程。

八、读写信号量

类似于自旋锁，信号量也有读写信号量。读写信号量API定义在头文件中，它的定义其实也是体系结构相关的，因此具体实现定义在头文件中，以下是x86的例子：

struct rw_semaphore {

signed long count;

spinlock_t wait_lock;

struct list_head wait_list;

};

linux工作队列实现机制的介绍就聊到这里吧，感谢你花时间阅读本站内容，更多关于linux工作队列实现机制,深入解析Linux工作队列实现机制,《Linux设备驱动程序》（十六）-中断处理,如何实现linux下多线程之间的互斥与同步的信息别忘了在本站进行查找喔。