Linux中的自旋锁函数：解密并加深理解 (linux 自旋锁函数)
在Linux内核中，自旋锁函数是一种常见的同步原语，用于保护共享资源的访问。自旋锁允许线程在持有锁的情况下等待，而不是阻塞在某个系统调用中，从而提高了并发性和效率。自旋锁在Linux内核中被广泛使用，尤其是在多核处理器上。
本文将解密Linux中的自旋锁函数，深入探讨其实现原理、使用方法和优化技巧，帮助读者更好地理解和应用自旋锁。
1. 自旋锁函数简介
自旋锁是一种基于忙等待的同步原语，它使用了一个循环来等待某个共享资源的可用性。如果资源不可用，线程会在一定的时间内不断尝试获取自旋锁，直到资源变为可用为止。与互斥锁相比，自旋锁的优势在于减少了线程阻塞和唤醒的开销，从而提高了系统的并发性和效率。
在Linux内核中，自旋锁由struct spinlock_t结构体表示，其定义如下：
“`
struct spinlock_t {
atomic_t lock;
};
“`
其中，atomic_t是一个原子类型，它可以确保操作的原子性，避免了多个线程同时修改同一个变量的情况。自旋锁的获取和释放操作由spin_lock和spin_unlock两个函数完成，其原型如下：
“`
void spin_lock(spinlock_t *lock);
void spin_unlock(spinlock_t *lock);
“`
2. 自旋锁函数实现原理
自旋锁的实现原理比较简单，其思路就是在一个循环中不断地测试锁的状态，如果锁已经被占用，则等待一段时间后重新尝试获取锁。为了避免不必要的缓存一致性开销，自旋锁默认使用了处理器硬件提供的原子操作指令，例如xchg或者cas等。这些指令可以确保对变量的操作是原子的，从而避免了数据竞争和锁定状态的异常问题。
具体来说，自旋锁的获取过程大致分为以下几个步骤：
（1）使用cmpxchg（x86体系结构）或者ldrex/strex（ARM体系结构）等原子操作指令来尝试将锁状态变为锁定状态。
（2）如果成功获取锁，则直接返回。
（3）如果无法获取锁，进入忙等待状态，不断地循环测试锁状态。
（4）在每次循环迭代时，调用cpu_relax()函数让CPU放松一下，防止CPU空转浪费能源。
（5）如果循环等待的时间超过了一定的阈值，则把当前线程放到等待队列中，并强制让CPU进入休眠状态，直到有其他线程释放锁为止。
自旋锁的释放过程也比较简单，主要包括以下几个步骤：
（1）使用unlock指令将锁状态置为非锁定状态。
（2）如果等待队列不为空，则从中唤醒一个等待线程。
（3）如果使用了读取-修改-写入（RMW）操作来实现自旋锁，则需要在释放锁之前保证缓存一致性。
3. 自旋锁的使用方法
在Linux内核中，自旋锁一般用于保护共享数据结构，例如全局变量、内存缓冲区、队列等，以确保在多个线程或进程同时访问时不会引起竞态条件或数据不一致等问题。
使用自旋锁的步骤如下：
（1）对于需要保护的共享数据结构，定义一个spinlock_t类型的自旋锁变量。
（2）在对共享数据结构进行读写操作之前，首先获取自旋锁，以确保其他线程或进程不会同时访问该数据结构。
（3）完成对共享数据结构的读写操作后，释放自旋锁，让其他线程或进程可以继续访问。
需要注意的是，自旋锁只适用于自旋等待时间较短的情况下。如果自旋等待时间过长，极有可能影响系统的响应能力和性能，甚至导致系统挂起。因此，在使用自旋锁时需要根据具体情况选择合适的等待时间。
4. 自旋锁的优化技巧
自旋锁的实现在Linux内核中已经非常成熟，但是在一些特定的场合下，可能会出现自旋锁导致性能下降的问题。为此，在使用自旋锁的过程中，需要注意以下几点：
（1）减少自旋等待时间
自旋锁最核心的优化策略就是减少自旋等待时间，使得线程能够更快地获取锁。为达到这个目的，可以使用下面两种方法：
① 设置自旋等待次数的更大值（例如1000），如果在这个次数内仍然无法获取到锁，则放弃自旋等待，直接进入休眠状态。
② 利用CPU的快速上下文切换来更大化利用CPU资源，通过让一个进程快速交替执行，以达到减少等待时间的效果。
（2）减小自旋锁的实际范围
如果一个自旋锁所保护的代码块的范围过大，一旦这个代码块被阻塞，则会导致其他所有线程都无法执行。为了避免这种情况，可以考虑将代码块拆分成两个或者多个子块，每个子块都使用一个自旋锁进行保护。这样可以减小每个自旋锁的范围，降低其他线程被阻塞的风险。
（3）避免自旋锁和互斥锁混用
如果在同一个代码块中同时使用了自旋锁和互斥锁，可能会导致死锁或者降低系统的性能。因此，在使用自旋锁的时候，应当尽量避免和互斥锁混用，或者采用锁屏蔽机制避免锁的竞争。
5. 结论
自旋锁是Linux内核中的一种非常重要的同步原语，可以有效地保护共享数据结构的访问，提高系统的并发性和效率。本文对自旋锁的实现原理、使用方法和优化技巧进行了深入剖析，希望能够帮助读者更好地理解和应用自旋锁，从而让系统运行得更加稳定和高效。
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Linux内核空间内存动态申请？
在Linux内核空间中申请内存涉及的函数主要包括kmalloc () 、_get_free _pages ()和vmalloc(等。kmalloc()和_get_free pages ()(及其类似函数）申请的内存位于DMA和常规区域的映射区，而且在物理上也是连续的，它们与真实的物理地址只有一个固定的偏移，因此存在较简单的转换关系。而vmalloc()在虚拟内存空间给出一块连续的内存区，实质上，这片连续的虚拟内存在物理内存中并不一定连续，而vmalloc (）申请的虚拟内存和物理内存之间也没有简单的换算关系。
1.kmalloc ( )
给kmalloc() 的之一个参数是要分配的块的大小;第袜伍燃二个参数为分配标告虚志，用于控制kmalloc ()的行为。最常用的分配标志是GFP_KERNEL，其含义是在内核空间的进程中申请内存。kmalloc ()的底层依赖于_get_free pages ()来实现，分配标志的前缀GFP正好是这个底层函数的缩写。使用GFP_KERNEL标志申请内存时，若暂时不能满足，则进程会睡眠等待页，即会引起阻塞，因此不能在中断上下文或持有自旋锁的时候使用GFP_KERNE申请内存。由于在中断处理函数、tasklet和内核定时器等非进程上下文中不能阻塞，所以此时驱动应当使用GFP_ATOMIC标志来申请内存。当使用GFP_ATOMIC标志申请内存时，若不存在空闲页，则不等待，直接返回。
其他的申请标志还包括GFP_USER(用来为用户空间页分配内存，可能阻塞）、GFP_HIGHUSER（类似GFP_USER，但是它从高端内存分配)、GFP_DMA（从DMA区域分配内存)、GFP_NOIO（不允许任何IO初始化)、GFP_NOFS（不允许进行任何文件系统调用）、__GFP_ HIGHMEM（指示分配的内存可以位于高端内存)、__(GFP COLD（请求一个较长时间不访问的页)、_GFP_NOWARN(当一个分配无法满足时，阻止内核发出警橘首告)、_GFP_HIGH(高优先级请求，允许获得被内核保留给紧急状况使用的最后的内存页）、GFP_REPEAT（分配失败，则尽力重复尝试)、_GFP_NOFAIL(标志只许申请成功，不推荐）和__GFPNORETRY（若申请不到，则立即放弃)等。
使用kmalloc()申请的内存应使用kfree()释放，这个函数的用法和用户空间的free()类似。
2._get_free_pages ()
_get_free pages ()系列函数/宏本质上是Linux内核更底层用于获取空闲内存的方法，因为底层的buddy算法以2n页为单位管理空闲内存，所以更底层的内存申请总是以2n页为单位的。
get_free _pages (）系列函数/宏包括get_zeroed _page () 、_get_free_page ()和get_free pages () 。
__get_free_pages(unsigned int flags, unsigned int order) 该函数可分配多个页并返回分配内存的首地址，分配的页数为2order，分配的页也不清零。order允许的更大值是10（即1024页）或者11（即2023页），这取决于具体的硬件平台。
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