需要了解Linux驅(qū)動(dòng)技術(shù)之一的并發(fā)控制技術(shù)

為了實(shí)現(xiàn)對(duì)臨界資源的有效管理，應(yīng)用層的程序有原子變量，條件變量，信號(hào)量來控制并發(fā)，同樣的問題也存在與驅(qū)動(dòng)開發(fā)中，比如一個(gè)驅(qū)動(dòng)同時(shí)被多個(gè)應(yīng)用層程序調(diào)用，此時(shí)驅(qū)動(dòng)中的全局變量會(huì)同時(shí)屬于多個(gè)應(yīng)用層進(jìn)程的進(jìn)程空間，這種情況下也要使用一些技術(shù)來實(shí)現(xiàn)對(duì)并發(fā)的控制。本文將討論內(nèi)核中下述并發(fā)控制技術(shù)的技術(shù)特點(diǎn)和應(yīng)用場(chǎng)景。

中斷屏蔽

原子操作

原子變量操作

原子位操作

自旋鎖

傳統(tǒng)自旋鎖

讀寫自旋鎖

順序鎖

RCU

信號(hào)量

傳統(tǒng)信號(hào)量

讀寫信號(hào)量

完成量

互斥量

中斷屏蔽

顧名思義，就是屏蔽所有的中斷。在嵌入式系統(tǒng)，中斷屏蔽可以有三級(jí)，1. 硬件接口的屏蔽，2. 硬件GIC的屏蔽，3. CPU(內(nèi)核)的屏蔽。如果在接口處屏蔽了，那么中斷來了就丟了，根本找不到。如果在GIC處屏蔽了，那么在屏蔽期間如果來了irq_1,irq_2,irq_3個(gè)中斷，因?yàn)橹挥幸粋€(gè)pending標(biāo)志位，所以最后irq_3來的時(shí)候會(huì)將pending置位，之后解除屏蔽了，CPU發(fā)現(xiàn)pending有置位，還是會(huì)處理，但是1,2就肯定丟了。在ARM處的屏蔽，即內(nèi)核中的屏蔽，看怎么設(shè)置了，如果就是local_irq_disable，那么丟了就是丟了，和在接口處屏蔽一樣，如果是local_irq_save就和第二種一樣，追到最后一個(gè)中斷，內(nèi)核也有相應(yīng)的機(jī)制進(jìn)行中斷計(jì)數(shù)，知道這期間來了多少個(gè)中斷，但是實(shí)際操作中，大部分情況我們都不會(huì)追著執(zhí)行錯(cuò)過的中斷，除非這個(gè)中斷非常重要。

我們這里討論的，就是在內(nèi)核中進(jìn)行中斷屏蔽。由于內(nèi)核中很多重要的操作都要依賴于中斷，所以屏蔽所有的中斷是十分危險(xiǎn)的，里面執(zhí)行的代碼要盡可能的快，而且，由于內(nèi)核的進(jìn)程調(diào)度也是由中斷驅(qū)動(dòng)的，所以中斷屏蔽中不能有可能引發(fā)休眠的代碼，否則無法被喚醒。注意，中斷屏蔽只是屏蔽了本CPU的中斷，所以并不能解決SMP引發(fā)的競(jìng)泰問題，通常，中斷屏蔽要和自旋鎖聯(lián)合使用，用于防止訪問自旋鎖保護(hù)的臨界區(qū)時(shí)被中斷打斷

普通的中斷屏蔽

local_irq_disable(); //屏蔽中斷//或local_irq_save(flags); //屏蔽中斷并保存目前CPU中的中斷位信息/* 臨界區(qū) */local_irq_enable(); //解除屏蔽//或local_irq_restore(flags); //解除屏蔽并恢復(fù)中斷位信息

底半部的中斷屏蔽

local_bh_disable(); //屏蔽中斷/* 臨界區(qū) */local_bh_enable();

原子操作

原子操作即不能被打斷的操作，和應(yīng)用層的概念一樣，內(nèi)核中的原子操作模板如下：

整型原子變量

//asm/atomic.h//創(chuàng)建并初始化原子變量atomic_t tv = ATOMIC_INIT(初值);//讀原子變量int atomic_read(atomic_t *v);//寫原子變量void atomic_set(atomic_t *v, int i); /** *atomic_dec_and_test - 嘗試將原子變量-1 *v:如果-1之后原子變量變?yōu)?，返回非0, 否則返回0 */int atomic_dec_and_test(volatile atomic_t *v);int atomic_inc_and_test(volatile atomic_t *v);int atomic_sub_and_test(int i, volatile atomic_t *v);//操作并返回int atomic_add_return(int i, atomic *v);int atomic_sub_return(int i, atomic *v);int atomic_inc_return(atomic *v);int atomic_dev_return(atomic *v);

模板

static atomic_t tv;static int demo_open(struct inode *inode, struct file *filp){ if(!atomic_dec_and_test(&tv)){ atomic_inc(&tv); return -EBUSY; } /* 操作代碼 */ return 0;}static int demo_release(struct inode *inode, struct file *filp){ atomic_inc(&tv); return 0;}static int __init demo_init(void){ // init atomic_t atomic_set(&tv, 1);}

位原子操作

位原子操作即原子的位操作，內(nèi)核中大量使用"位"來記錄信息，比如位圖，這些操作都必須是原子性的，內(nèi)核API如下：

//設(shè)置位void set_bit(nr,void *addr);//清除位void clear_bit(nr,void *addr);//改變位void change_bit(nr,void *addr);//測(cè)試位test_bit(nr, void *addr);//測(cè)試并操作位int test_and_set_bit(nr, void *addr);int test_and_clear_bit(nr,void *addr);int test_and_change_bit(nr,void *addr);

自旋鎖

意即"在原地打轉(zhuǎn)"，當(dāng)加鎖不成功時(shí)，自旋，自旋鎖會(huì)不斷的占用CPU進(jìn)行變量的測(cè)試，由于屬于原子操作，所以該CPU的占用會(huì)升為100%，所以，使用自旋鎖時(shí)，臨界區(qū)的代碼需要很短，否則會(huì)影響系統(tǒng)性能，此外，作為鎖機(jī)制的一種，使用自旋鎖同樣需要注意死鎖的出現(xiàn)，自旋鎖鎖定期間不能調(diào)用可能引起進(jìn)程調(diào)度的函數(shù)，如果進(jìn)程獲得自旋鎖之后再阻塞，eg，copy_from_user(),copy_to_user(),kmalloc()，msleep()等，一旦阻塞發(fā)生就可能導(dǎo)致內(nèi)核 崩潰。

自旋鎖可以用來解決SMP競(jìng)態(tài)問題。不同類型的自旋鎖有自己的處理機(jī)制，適用于不同的情況。包括傳統(tǒng)自旋鎖，讀寫自旋鎖，RCU機(jī)制，順序鎖等，自旋鎖是信號(hào)量，互斥體的的底層實(shí)現(xiàn)工具。

比較類型傳統(tǒng)自旋鎖讀寫自旋鎖順序鎖RCU機(jī)制應(yīng)用場(chǎng)合需要上鎖者獨(dú)占的資源需要寫者獨(dú)占的資源很少同時(shí)讀寫的資源讀多寫少的資源讀+讀 并發(fā)×√√√讀+寫 并發(fā)××√√寫+寫 并發(fā)×××√

和其他鎖機(jī)制的一樣，使用自旋鎖保護(hù)數(shù)據(jù)分為搶鎖-操作-解鎖,下面就是一個(gè)典型的使用鎖的流程，通過自旋鎖實(shí)現(xiàn)一個(gè)文件只被一個(gè)進(jìn)程打開。

int cnt=0;lock_t lock;static int my_open(){ lock(&lock); if(cnt){ unlock(&lock) } cnt++; unlock(&lock);}static int release(){ lock(&lock); cnt--; unlock(&lock);}

傳統(tǒng)自旋鎖

是一種比較粗暴的自旋鎖，使用這種鎖的時(shí)候，被鎖定的臨界區(qū)域不允許其他CPU訪問，需要注意的是，盡管獲得鎖之后執(zhí)行的臨界區(qū)操作不會(huì)被其他CPU和本CPU內(nèi)其他搶占進(jìn)程的打擾，但是仍然會(huì)被中斷和底半部的影響，所以通常我們會(huì)使用下述API中的衍生版本，比如上文中提到的將自旋鎖+中斷屏蔽來防止使用自旋鎖訪問臨界資源的時(shí)候被中斷打斷，對(duì)應(yīng)的宏函數(shù)就是spin_lock_irq和spin_lock_irqsave。

//定義并初始化自旋鎖spinlock_t spinlockvoid spin_lock_init(spinlock_t *);//加鎖//spin_lock - 加鎖函數(shù)（忙等）void spin_lock(spinlock_t *lock);int spin_trylock(spinlock_t *lock);spin_lock_irq(); //=spin_lock() + local_irq_disable()spin_lock_irqsave(); //= spin_lock() + lock_irq_save();spin_lock_bh(); //=spin_lock() + local_bh_disable();//解鎖void spin_unlock(spinlock_t *lock);spin_unlock_irq(); //=spin_unlock() + local_irq_enable()spin_unlock_irqrestore(); //= spin_unlock() + lock_irq_restore();spin_unlock_bh(); //=spin_unlock() + local_bh_enable();

讀寫自旋鎖

傳統(tǒng)的自旋鎖粗暴的將臨界資源劃歸給一個(gè)CPU，但是很多資源都不會(huì)因?yàn)樽x而被破壞，所以我們可以允許多個(gè)CPU同時(shí)讀臨界資源，但不允許同時(shí)寫資源，類似于應(yīng)用層的文件鎖，內(nèi)核的讀寫鎖機(jī)制同樣有下述互斥原則:

讀者 + 讀者 不互斥

讀者 + 寫者 互斥

寫者 + 寫者 互斥

//include/linux/rwlock.h//定義并初始化自旋鎖rwlock_t rwlock;void rwlock_init(rwlock_t *lock);//加讀鎖void read_lock(rwlock_t *lock);int read_trylock(rwlock_t *lock);void read_lock_irqsave(rwlock_t *lock,unsigned long flags);void read_lock_irq(rwlock_t *lock, unsigned long flags);void read_lock_bh(rwlock_t *lock);//解讀鎖void read_unlock(rwlock_t *lock)void read_unlock_irqrestrore(rwlock_t *lock,unsigned long flags);void read_unlock_irq(rwlock_t *lock, unsigned long flags);void read_unlock_bh(rwlock_t *lock);//加寫鎖void write_lock(rwlock_t *lock)int write_trylock(rwlock_t *lock)void write_lock_irqsave(rwlock_t *lock,unsigned long flags);void write_lock_irq(rwlock_t *lock, unsigned long flags);void write_lock_bh(rwlock_t *lock);//解寫鎖void write_unlock(rwlock_t *lock)void write_unlock_irqrestrore(rwlock_t *lock,unsigned long flags);void write_unlock_irq(rwlock_t *lock, unsigned long flags);void write_unlock_bh(rwlock_t *lock);

順序鎖

順序鎖可以看作讀寫鎖的升級(jí)版，讀寫鎖不允許同時(shí)存在讀者和寫者，順序鎖對(duì)這一情況進(jìn)行了改良，它允許寫者和讀者同時(shí)訪問臨界區(qū)，不必再向讀寫鎖那樣讀者要讀必須等待寫者寫完，寫者要寫必須等待讀者讀完。不過，使用順序鎖的時(shí)候，臨界區(qū)不能有指針，因?yàn)閷懻呖赡軙?huì)修改指針的指向，如果讀者去讀，就會(huì)Oops，此外，如果讀者讀過的數(shù)據(jù)被寫者改變了，讀者需要重新讀，以維持?jǐn)?shù)據(jù)是最新的，雖然有這兩個(gè)約束，但是順序鎖提供了比讀寫鎖更大的靈活性。對(duì)于寫者+寫者的情況，順序鎖的機(jī)制和讀寫鎖一樣，必須等！

讀者 + 讀者 不互斥

讀者 + 寫者 不互斥 ,?臨界區(qū)沒有指針+讀者需自己注意更新

寫者 + 寫者 互斥

//include/linux/seqlock.h//定義順序鎖struct seqlock_t sl;//獲取順序鎖void write_seqlock(seqlock_t *sl);void write_tryseqlock(seqlock_t *sl);void write_seqlock_irqsave(lock,flags); //=local_irq_save() + write_seqlock()void write_seqlock_irq(seqlock_t *sl); //=local_irq_disable() + write_seqlock()void write_seqlock_bh(seqlock_t *sl); //local_bh_disable() + write_seqlock()//釋放順序鎖void write_sequnlock(seqlock_t *sl);void write_sequnlock_irqsave(lock,flags); //=local_irq_restore() + write_sequnlock()void write_sequnlock_irq(seqlock_t *sl); //=local_irq_enable() + write_sequnlock()void write_sequnlock_bh(seqlock_t *sl); //local_bh_enable() + write_sequnlock()//讀開始unsigned read_seqbegin(const seqlock_t *sl);read_seqbegin_irqsave(lock,flags); //=local_irq_save() + read_seqbegin();//重讀int read_seqretry(const seqlock_t *sl,unsigned iv);read_seqretry_irqrestore(lock,iv,flags); //=local_irq_restore() + read_seqretry();

RCU

RCU即Read-Copy Update，即讀者直接讀，寫者先拷貝再擇時(shí)更新，是另外一種讀寫鎖的升級(jí)版，這種機(jī)制在VFS層被大量使用。正如其名，讀者訪問臨界資源不需要鎖，從下面的rcu_read_lock的定義即可看出，寫者在寫之前先將臨界資源進(jìn)行備份，去修改這個(gè)副本，等所有的CPU都退出對(duì)這塊臨界區(qū)的引用后，再通過回調(diào)機(jī)制，將引用這塊資源的原指針指向已經(jīng)修改的備份。從中可以看出，在RCU機(jī)制下，讀者的開銷大大降低，也沒有順序鎖的指針問題，但是寫者的開銷很大，所以RCU適用于讀多寫少的臨界資源。如果寫操作很多，就有可能將讀操作節(jié)約的性能抵消掉，得不償失。

讀者 + 讀者 不互斥

讀者 + 寫者 不互斥 , 讀者自己注意更新

寫者 + 寫者 不互斥 ，寫者之間自己去同步

內(nèi)核會(huì)為每一個(gè)CPU維護(hù)兩個(gè)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)-rcu_data和rcu_bh_data，他們用于保存回調(diào)函數(shù)，函數(shù)call_rcu()把回調(diào)函數(shù)注冊(cè)到rcu_data，而call_rcu_bh()則把回調(diào)函數(shù)注冊(cè)到rcu_bh_data，在每一個(gè)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)上，回調(diào)函數(shù)們會(huì)組成一個(gè)隊(duì)列。

使用RCU時(shí)，讀執(zhí)行單元必須提供一個(gè)信號(hào)給寫執(zhí)行單元以便寫執(zhí)行單元能夠確定數(shù)據(jù)可以被安全地釋放或修改的時(shí)機(jī)。內(nèi)核中有一個(gè)專門的垃圾收集器來探測(cè)讀執(zhí)行單元的信號(hào)，一旦所有的讀執(zhí)行單元都已經(jīng)發(fā)送信號(hào)告訴收集器自己都沒有使用RCU的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，收集器就調(diào)用回調(diào)函數(shù)完成最后的數(shù)據(jù)釋放或修改操作。

讀

讀即RCU中的R，從下面的宏定義可以看出，讀操作其實(shí)就是禁止內(nèi)核的搶占調(diào)度，并沒有使用一個(gè)鎖對(duì)象。

//讀鎖定//include/linux/rcupdate.hrcu_read_lock(); //preempt_disbale()rcu_read_lock_bh(); //local_bh_disable()//讀解鎖rcu_read_unlock() //preempt_enable()rcu_read_unlock_bh(); //local_bh_enable()

同步

同步即是RCU寫操作的最后一個(gè)步驟-Update，下面這個(gè)接口會(huì)則色寫執(zhí)行單元，直到所有的讀執(zhí)行單元已經(jīng)完成讀執(zhí)行單元臨界區(qū)，寫執(zhí)行單元才可以繼續(xù)下一步操作。如果有多個(gè)RCU寫執(zhí)行單元調(diào)用該函數(shù)，他們將在一個(gè)grace period(即所有的讀執(zhí)行單元已經(jīng)完成對(duì)臨界區(qū)的訪問)之后全部被喚醒。

synchrosize_rcu()

掛起回調(diào)

下面這個(gè)接口也由RCU寫執(zhí)行單元調(diào)用，它不會(huì)使寫執(zhí)行單元阻塞，因而可以在中斷上下文或軟中斷中使用，該函數(shù)把func掛接到RCU回調(diào)函數(shù)鏈上，然后立即返回。函數(shù)sychrosize_rcu()其實(shí)也會(huì)調(diào)用call_rcu()。

void call_rcu(struct rcu_head *head,void (*func)(struct rcu_head *rcu));

下面這個(gè)接口會(huì)將軟中斷的完成也當(dāng)作經(jīng)歷一個(gè)quiecent state(靜默狀態(tài))，因此如果寫執(zhí)行單元調(diào)用了該函數(shù)，在進(jìn)程上下文的讀執(zhí)行單元必須使用rcu_read_lock_bh();

void call_rcu_bh(struct rcu_head *head,void (*func)(struct rcu_head *rcu));

RCU機(jī)制被大量的運(yùn)用在內(nèi)核鏈表的讀寫中，下面這些就是內(nèi)核中使用RCU機(jī)制保護(hù)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，函數(shù)的功能和非RCU版本一樣，具體可以參考內(nèi)核文件"include/linux/list.h"，只不過這里的操作都會(huì)使用RCU保護(hù)起來。

void list_add_rcu(struct list_head *new, struct list_head *head);void list_add_tail_rcu(struct list_head *new,struct list_head *head);void list_del_rcu(struct list_head *entry);void list_replace_rcu(struct list_head *old,struct list_head *new);list_for_each_rcu(pos,head);list_for_each_safe_rcu(pos,n,head);list_for_each_entry_rcu(pos,head,member);void hlist_del_rcu(struct hlist_node *n);void hlist_add_head_rcu(struct hlist_node *n, struct hlist_head *h);list_for_each_rcu(pos,head);hlist_for_each_entry_rcu(tpos,pos,head,member);

信號(hào)量

自旋鎖一節(jié)提過，如果一個(gè)CPU不能獲取臨界資源，就會(huì)造成"原地自旋"，所以自旋鎖保護(hù)的臨界區(qū)的執(zhí)行時(shí)間不能太長(zhǎng)，但如果我們的確需要保護(hù)一段執(zhí)行時(shí)間比較長(zhǎng)的臨界區(qū)呢？答案就是信號(hào)量
，信號(hào)量的底層依托于自旋鎖來實(shí)現(xiàn)其原子性，并進(jìn)一步將其提高到"進(jìn)程"的維度，稱為一種可以運(yùn)行在進(jìn)程上下文的"鎖"，正是這種能運(yùn)行在進(jìn)程上下文的能力賦予了信號(hào)量和自旋鎖的諸多不同。

使用信號(hào)量，如果試圖獲取信號(hào)量的進(jìn)程獲取失敗，內(nèi)核就會(huì)將其調(diào)度為睡眠狀態(tài)，執(zhí)行其他進(jìn)程，避免了CPU的忙等。不過，進(jìn)程上下文的切換也是有成本的，所以通常，信號(hào)量在內(nèi)核中都是只用于保護(hù)大塊臨界區(qū)。

此外，一個(gè)進(jìn)程一旦無法獲取期待的信號(hào)量就會(huì)進(jìn)入睡眠，所以信號(hào)量保護(hù)的臨界區(qū)可以有睡眠的代碼。在這方面，自旋鎖保護(hù)的區(qū)域是不能睡眠也不能執(zhí)行schedule()的，因?yàn)橐坏┮粋€(gè)搶到了鎖的CPU進(jìn)行了進(jìn)程上下文的切換或睡眠，那么其他等待這個(gè)自旋鎖的CPU就會(huì)一直在那忙等，就永遠(yuǎn)無法等到這個(gè)鎖，，形成死鎖，除非有其他進(jìn)程將其喚醒(通常都不會(huì)有)。

也正是由于信號(hào)量操作可能引起阻塞，所以信號(hào)量不能用于中斷上下文。總結(jié)一下剛才羅嗦這一段：

項(xiàng)目信號(hào)量自旋鎖臨界區(qū)時(shí)間進(jìn)程切換時(shí)間更短臨界區(qū)執(zhí)行時(shí)間更短進(jìn)程上下文臨界區(qū)可以睡眠或調(diào)度臨界區(qū)不可以睡眠或調(diào)度中斷上下文只有down_trylock()可以可以

傳統(tǒng)信號(hào)量

內(nèi)核的信號(hào)量和應(yīng)用層的信號(hào)量的使用方式類似，但沒有獲取信號(hào)量這一步驟，因?yàn)閮?nèi)核中中的信號(hào)量可以映射到所有調(diào)用這個(gè)模塊的用戶進(jìn)程的內(nèi)核空間。這些用戶進(jìn)程也就直接共享了一個(gè)信號(hào)量，所以也就沒有獲取信號(hào)量一說，相關(guān)的內(nèi)容我在"Linux IPC System V 信號(hào)量"一文中有所討論。

和應(yīng)用層的信號(hào)量一樣，內(nèi)核信號(hào)量也是用于對(duì)臨界資源的互斥/順序訪問，同樣，雖然在使用信號(hào)量的時(shí)候我們可以初始化為任意值，但實(shí)際操作上我們通常只初始化為1或0，下述是Linux內(nèi)核提供的信號(hào)量API。

//include/linux/semaphore.h//定義并初始化semaphore對(duì)象struct semphore sem;//初始化信號(hào)量void sem_init(struct semaphore * sem,int val);init_MUTEX(sem);init_MUTEX_LOCKED(sem);DECLARE_MUTEX(sem);DECLARE_MUTEX_LOCKED(sem);//P操作//down()會(huì)導(dǎo)致睡眠，不能用于中斷上下文void down(struct semaphore *sem);//down_interruptible同樣會(huì)進(jìn)入休眠，但能被打斷int down_interruptible(struct semaphore *sem);//down_trylock不能獲得鎖時(shí)會(huì)立即返回，不會(huì)睡眠，可以用在中斷上下文int down_trylock(struct semaphore *sem);//V操作void up(struct semaphore *sem);

讀寫信號(hào)量

讀寫信號(hào)量與信號(hào)量的關(guān)系 和 讀寫自旋鎖與自旋鎖的關(guān)系類似，他們的互斥邏輯都是一樣的，這里不再贅述

//定義并初始化讀寫信號(hào)量struct rw_semaphore my_rwsem;void init_rwsem(struct rw_semaphore *sem);//P讀信號(hào)量void down_read(struct rw_semaphore *sem);int down_read_trylock(struct rw_semaphore *sem);//V讀信號(hào)量void up_read(struct rw_semaphore *sem);//P寫信號(hào)量void down_write(struct rw_semaphore *sem);int down_write_trylock(struct rw_semaphore *sem);//V寫信號(hào)量void up_write(struct rw_semaphore *sem);

模板

struct rw_semaphore my_rwsem;void init_rwsem(&my_rwsem);//讀前獲取讀信號(hào)量down_read(&my_rwsem); //若要非阻塞：down_read_trylock(&my_rwsem);/* 讀臨界區(qū) *///讀完釋放讀信號(hào)量up_read(&my_rwsem); //寫前獲取寫信號(hào)量down_write(&my_rwsem); //若要非阻塞：down_write_trylock(&my_rwsem); /* 寫臨界區(qū) *///寫完釋放寫信號(hào)量up_write(&my_rwsem);

完成量

完成量用于一個(gè)執(zhí)行單元等待另一個(gè)執(zhí)行單元執(zhí)行完某事，和傳統(tǒng)信號(hào)量一樣，主要是用來實(shí)現(xiàn)隊(duì)臨界區(qū)的順序/互斥訪問。但是完成量還提供一種喚醒一個(gè)或喚醒所有等待進(jìn)程的接口，有點(diǎn)類似與應(yīng)用層的條件變量。

//定義并初始化完成量struct completion my_completion;init_completion(&my_completion);//或DECLARE_COMPLETION(my_completion)//等待completionvoid wait_for_completion(struct completion *c);//喚醒completionvoid complete(struct completion *c); //只喚醒一個(gè)等待的執(zhí)行單元void complete_all(struct completion *c); //釋放所有等待該完成量的執(zhí)行單元

互斥體

除了信號(hào)量，Linux內(nèi)核還提供了一種專門用于實(shí)現(xiàn)互斥的機(jī)制-互斥體，相關(guān)的內(nèi)核API如下：

//include/linux/mutex.h//定義并初始化mutex對(duì)象struct mutex my_mutex;mutex_init(&my_mutex);//獲取mutexvoid mutex_lock(struct mutex *lock);int mutex_trylock(struct mutex *lock);int mutex_lock_interruptible(struct mutex *lock);//釋放mutexvoid mutex_unlock(struct mutex *lock);

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