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  • 休眠与同步一个驱动当它无法立刻满足请求应当如何响应? 一个对 read 的调用可能当没有数据时到来, 而以后会期待更多的数据。或者一个进程可能试图写, 但是你的设备没有准备好接受数据, 因为你的输出缓冲满了。调用...

    休眠与同步

    一个驱动当它无法立刻满足请求应当如何响应? 一个对 read 的调用可能当没有数据时到来, 而以后会期待更多的数据。或者一个进程可能试图写, 但是你的设备没有准备好接受数据, 因为你的输出缓冲满了。调用进程往往不关心这种问题; 程序员只希望调用 read 或 write 并且使调用返回, 在必要的工作已完成后。

    这样, 在这样的情形中。驱动应当(缺省地)阻塞进程, 使它进入睡眠直到请求可继续。

    进程被置为休眠,意味着它被标识为处于一个特殊的状态并且从调度器的运行队列中移走。直到发生某些事情改变了那个状态,否则这个进程将不被任何 CPU调度运行。

    安全地进入休眠的两条规则:

    1)       永远不要在原子上下文中进入休眠。

    当驱动在持有一个自旋锁、seqlock或者 RCU 锁时不能睡眠;

    关闭中断也不能睡眠;

    持有一个信号量时休眠是合法的,但你应当仔细查看代码:如果代码在持有一个信号量时睡眠,任何其他的等待这个信号量的线程也会休眠。因此发生在持有信号量时的休眠必须短暂,而且决不能阻塞那个将最终唤醒你的进程。

    2)       当进程被唤醒,重新检查其所需资源。

    它并不知道休眠了多长时间以及休眠时发生什么;也不知道是否另有进程也在休眠等待同一事件,且那个进程可能在它之前醒来并获取了所等待的资源。所以不能对唤醒后的系统状态做任何的假设,并必须重新检查等待条件来确保正确的响应。

    除非确信其他进程会在其他地方唤醒休眠的进程,否则也不能睡眠。使进程可被找到意味着:需要维护一个称为等待队列的数据结构。它是一个进程链表,其中饱含了等待某个特定事件的所有进程。在 Linux 中, 一个等待队列由一个wait_queue_head_t 结构体来管理。

    2      休眠的基础

    2。1   wait_queue系列数据结构

    2。1。1      wait_queue_head_t

    \include\linux\wait。h

    struct __wait_queue_head {

    spinlock_t lock;

    struct list_head task_list;

    };

    typedef struct __wait_queue_head  wait_queue_head_t;

    它包含一个自旋锁和一个链表。

    这个链表是一个等待队列入口。

    关于自定义结构体的风格,若需要提供别名,则原始类型前面加”__”或者“tag_”,表示其为内部数据类型,对外是不可见的。typedef之后的类型为了和原始类型分开一般会在后面添加“_t”,表示是typedef的,对外使用。

    #define __WAIT_QUEUE_HEAD_INITIALIZER(name) {                           \

    。lock         = __SPIN_LOCK_UNLOCKED(name。lock),              \

    task_list   = { &(name)。task_list, &(name)。task_list } \

    }

    因为Linux内核对于链表的遍历方式的问题,通常一个双向循环链表中有一个头节点,其与其他节点的结构不一样,并且通常无有效信息。

    此处的等待队列头有两个域:

    1)       操作循环链表的互斥锁;

    2)       嵌入到等待队列头中的链表头。

    为了用“。”域的形式初始化成员不能采用单独的初始化锁和链表头部的宏,但可以采用声明一个结构体类型的宏,如 __SPIN_LOCK_UNLOCKED(name。

    lock);。task_list的初始化应该采用LIST_HEAD_INIT宏的,这样提高了可移植性。定义等待队列头部的同时,初始化了其成员,尤其是链表头的初始化是添加后续等待队列的前提。

    #define DECLARE_WAIT_QUEUE_HEAD(name) \

    wait_queue_head_t name = __WAIT_QUEUE_HEAD_INITIALIZER(name)

    定义一个等待队列头同时分配内存并进行初始化。

    对外的接口。

    extern void init_waitqueue_head(wait_queue_head_t *q);

    void init_waitqueue_head(wait_queue_head_t *q)

    {

    spin_lock_init(&q->lock);

    INIT_LIST_HEAD(&q->task_list);

    }

    动态初始化一个已经分配了内存的 wait_queue_head_t结构。

    当wait_queue_head_t类型成员内嵌到其他结构体中时需要采用此方法,而不能采用 DECLARE_WAIT_QUEUE_HEAD全局或在栈中定义初始化一个wait_queue_head_t结构。

    2。1。2      wait_queue_t

    struct __wait_queue {

    unsigned int flags; //在等待队列上唤醒时是否具备排他性

    #define WQ_FLAG_EXCLUSIVE  0x01

    void *private;

    wait_queue_func_t func; //从等待队列中唤醒进程时执行的统一操作,将进程更改为可运行状态,具体谁运行将由调度策略决定

    struct list_head task_list; //与该等待队列对应的链表

    };

    /*Macros for declaration and initialisaton of the datatypes*/

    #define __WAITQUEUE_INITIALIZER(name, tsk) {                               \

    private     = tsk,                                           \

    。func                = default_wake_function,                      \

    task_list   = { NULL, NULL } \

    }

    GNU语法中对于结构体成员赋初值采用了域的形式,如“。private   =”,其好处在于:

    a)       可以选择性的对部分成员赋值。当结构体成员变量较多而大部分无须初始值时,此方法显得尤为重要,因此减少了不必要的赋值。

    b)       赋值顺序与数据结构定义中成员的顺序无关,因此若结构体成员顺序变化,初始化部分不会受到任何影响。

    c)       各个域之间用“,”分隔,最后一个无“,”。

    #define DECLARE_WAITQUEUE(name, tsk)                                   \

    wait_queue_t name = __WAITQUEUE_INITIALIZER(name, tsk)    考试大温馨提示:本内容来源于网络,仅代表作者个人观点,与本站立场无关,仅供您学习交流使用。

    其中可能有部分文章经过多次转载而造成文章内容缺失、错误或文章作者不详等问题,请您谅解。如有侵犯您的权利,请联系我们,本站会立即予以处理。    编辑特别推荐:     linuxln命令详解    nginx关于服务静态文件的配置     使用expect实现ssh自动交互。

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  • 原子变量对外的 API 类型定义 include\linux\types.h 函数名 作用 atomic_read(v) 读出原子变量的值,即 v->counter atomic_set(v,i) 设置原子变量的值,即 v->counter = i atomic_inc(v) v->counter++ atomic_dec(v...

    1.内联汇编

    # 内联汇编的语法

    asm asm-qualifiers (AssemblerTemplate

    :OutputOperands

    [:InputOperands

    [:Clobbers]])

    int add(int a,int b)

    {

    int sum;

    __asm__ volatile(

    "add %0, %1, %2"

    :"=r"(sum)

    :"r"(a),"r"(b)

    :"cc"

    );

    return sum;

    }

    asm : 也可以写作 “asm”, 表示这是一段内联汇编

    asm-qualifiers 有 3 个取值:volatile、inline、goto。

    volatile 的意思是易变的、不稳定的,用来告诉编译器不要随便优化这段代码,否则可能出问题。比

    如汇编指令“mov r0, r0”,它把 r0 的值复制到 r0,并没有实际做什么事情,你的本意可能是用这条指令

    来延时。编译器看到这指令后,可能就把它去掉了。加上 volatile 的话,编译器就不会擅自优化。

    AssemblerTemplate

    汇编指令,用双引号包含起来,每条指令用“\n”分开

    OutputOperands

    输出操作数,内联汇编执行时,输出的结果保存在哪里。

    格式如下,当有多个变量时,用逗号隔开:

    [ [asmSymbolicName] ] constraint (cvariablename)

    InputOperands

    输入操作数,内联汇编执行前,输入的数据保存在哪里。

    格式如下,当有多个变量时,用逗号隔开:

    [ [asmSymbolicName] ] constraint (cexpression)

    Clobbers

    在汇编代码中,对于“OutputOperands”所涉及的寄存器、内存,肯定是做了修改。但是汇编代码中,

    也许要修改的寄存器、内存会更多。比如在计算过程中可能要用到 r3 保存临时结果,我们必须在“Clobbers”

    中声明 r3 会被修改

    Clobbers

    描述

    cc

    表示汇编代码会修改“flags register”

    memory

    表示汇编代码中,除了“InputOperands”和“OutputOperands”中指定的之外,还会会读、写更多的内存

    2. atomic 实现

    ATOMIC_OP 在 UP 系统中的实现,代码路径(arch\arm\include\asm\atomic.h)

    对于 ARMv6 以下的 CPU 系统,不支持 SMP。原子变量的操作简单粗暴:关中断

    bb991962b6cdb6fc05170e07fe2e9e88.png

    ARMv6 及以上的 CPU,有一些特殊的汇编指令来实现原子操作,不再需要关中断

    69fdb203813d22d6cedfb7ead7c52ef3.png

    在 ARMv6 及以上的架构中,原子操作的执行过程是可以被打断的,但是它的效果符合“原子”的定义:

    一个完整的“读、修改、写入”原子的,不会被别的程序打断。它的思路很简单:如果被别的程序打断了,

    那就重来,最后总会成功的

    3.原子变量对外的 API

    类型定义 include\linux\types.h

    1b7c08bae790ecdd686b0442e447c8e3.png

    函数名

    作用

    atomic_read(v)

    读出原子变量的值,即 v->counter

    atomic_set(v,i)

    设置原子变量的值,即 v->counter = i

    atomic_inc(v)

    v->counter++

    atomic_dec(v)

    v->counter--

    atomic_add(i,v)

    v->counter += i

    atomic_sub(i,v)

    v->counter -= i

    atomic_inc_and_test(v)

    先加 1,再判断新值是否等于 0;等于 0 的话,返回值为 1

    atomic_dec_and_test(v)

    先减 1,再判断新值是否等于 0;等于 0 的话,返回值为 1

    使用方法

    static atomic_t valid = ATOMIC_INIT(1);

    static ssize_t gpio_key_drv_open (struct inode *node, struct file *file)

    {

    if (atomic_dec_and_test(&valid))

    {

    return 0;

    }

    atomic_inc(&valid);

    return -EBUSY;

    }

    static int gpio_key_drv_close (struct inode *node, struct file *file)

    {

    atomic_inc(&valid);

    return 0;

    }

    关于原子位操作

    基本实现是和原子操作是一样的,只是操作的是一位,所有速度会快。

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  • linux内核互斥与同步

    2014-04-27 13:48:34
    本文将按照自己之前对linux内核互斥与同步的学习和

         本文将按照自己之前根据《深入Linux设备驱动程序内核机制》对linux内核互斥与同步的学习和理解,将自己当时所做的笔记写到此blog上。其中有的图片会是从《深入Linux设备驱动程序内核机制》中截取的。

    1. 自旋锁

        spinlock_t结构体的定义:

    typedef struct spinlock {
    	union {
    		struct raw_spinlock rlock;//这个是和体系结构相关的实现
    
    #ifdef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC
    # define LOCK_PADSIZE (offsetof(struct raw_spinlock, dep_map))
    		struct {
    			u8 __padding[LOCK_PADSIZE];
    			struct lockdep_map dep_map;
    		};
    #endif
    	};
    } spinlock_t;

        spin_lock()的原理就是通过不断循环查询spinlok_t.raw_spinlock.arch_spinlock_t.init来实现原地自旋。

    常用的变体有:

    spinlock图片1

    上图来源于《深入Linux设备驱动程序内核机制》。

        preempt_disable():"preempt_count+1"操作,禁止内核抢占

        local_irq_disable():禁止cpu响应中断

        local_irq_save(flags):禁止cpu响应中断,并保存FLAGS寄存器

        local_bh_disable():禁止软中断

    ps:内核抢占发生的时机:1. 中断处理程序返回内核空间之前 2. 内核中显式调用schedule()函数 3. 内核执行中被阻塞(此时也会调用schedule(),和2类似)

    用户抢占发生的时机:1. 中断处理程序返回用户空间时 2. 系统调用返回用户控件时

    2. 读写锁

        rwlock的特点:1. 如果当前有进程正在写,那么其他进程就不能读,当然也不能写 2. 如果当前有进程正在读,那么其他进程可以读,但是不能写。

       相对于spinlock的多个版本,rwlock同样有多个版本。

       对于读取者:

            void read_lock(rwlock_t *lock);

            void read_lock_irq(rwlock_t *lock);

            void read_lock_irqsave(rwlock_t *lock, unsigned long flags);

            void read_unlock(rwlock_t *lock);

            void read_unlock_irq(rwlock_t *lock);

            void read_unlock_irqsave(rwlock_t *lock, unsigned long flags);

        对于写入者:

            void write_lock(rwlock_t *lock);

            void write_lock_irq(rwlock_t *lock);

            void write_lock_irqsave(rwlock_t *lock, unsigned long flags);

            void write_unlock(rwlock_t *lock);

            void write_unlock_irq(rwlock_t *lock);

            void write_unlock_irqsave(rwlock_t *lock, unsigned long flags);

        try版本:

            int read_lock(rwlock_t *lock);

            int write_lock(rwlock_t *lock);

    3.信号量

        初始化信号量:

    sema_init

    获取信号量:

    sem_down

    释放信号量:

     

    4. 小总结

        spin_lock:通过不断循环查询spin_lock_t.raw_spinlock_t.arch_spinlock_t.int来实现原地自旋。

        semaphore:通过等待链表(类似等待队列)实现任务的挂起来等待信号量。将当前不能获取该信号量的任务添加到该等待链表sem->wait_list(类似等待队列)上进行等待,有down()获取/等待以及up()释放/唤醒两种操作,不能获取semaphore的任务将会挂起等待,因此会有schedule()发生。通过sem->lock实现sem的互斥访问。

        等待队列:通过wait_event()会建立一个wait_queue_t结构体,并将current进程放到该结构体中,将该结构体添加到wait_queue_head_t的链表上,将current任务状态设置为TASK_UNINTERRUPTIBLE,即挂起当前任务通过wake_up()唤起等待队列上的任务。重点在于等待某个时间发生,将任务挂起或者唤醒。

        工作队列:中断的下半部机制,通过sechedule_work()将一个任务添加到系统的工作队列(也可以是自己创建的工作队列),然后唤醒系统的worker工作线程来处理工作队列中的任务。重点在于将工作任务交给系统线程来执行。

        工作队列和等待队列将会在下一次介绍。

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  • 完成量文章列举了各个互斥机制所要用的api以及在什么情况下用哪种互斥,并未对内核中的互斥同步机制详细分析,只供今后写代码时查阅,如果想了解详细机制可参考LKD或<>等书.自旋锁spin_lock/spin_unlock因为只...

    共有这么几大类

    1.自旋锁

    2.信号量

    3.互斥锁

    4.RCU

    5.原子变量

    6.完成量

    文章列举了各个互斥机制所要用的api以及在什么情况下用哪种互斥,并未对内核中的互斥和同步机制详细分析,

    只供今后写代码时查阅,如果想了解详细机制可参考LKD或<>等书.

    自旋锁

    spin_lock/spin_unlock

    因为只禁止抢占,并未对中断做处理,所以不能在中断上下文用,所以便有了以下变体

    spin_lock_irq/spin_unlock_irq

    禁止抢占,禁止中断,可以在中断上下文用

    spin_lock_irqsave/spin_unlock_irqrestore

    禁止抢占,禁止中断的同时保存中断前处理器FLAGS寄存器的状态,在ARM上是保存CPSR寄存器

    spin_lock_bh/spin_unlock_bh

    相对于spin_lock_irq来说,spin_lock_bh关闭的是softirq

    非阻塞

    spin_trylock

    spin_trylock_irq

    spin_trylock_irqsave

    spin_trylock_bh

    读写者自旋锁

    如果系统中有大量对共享资源的读操作,但并不会改写其内容,那么用spin_lock就会大大降低系统性能

    所以便有了读写者自旋锁rwlock.唯一与自旋锁不同的是可以允许多个读者同时访问,如果有写操作参与那么得互斥

    读取者

    read_lock/read_unlock

    read_lock_irq/read_unlock_irq

    read_lock_irqsave/read_unlock_irqrestore

    写入者

    write_lock/write_unlock

    write_lock_irq/write_unlock_irq

    write_lock_irqsave/write_unlock_irqrestore

    顺序锁

    typedef struct {

    unsigned sequence;

    spinlock_t lock;

    } seqlock_t;

    顺序锁seqlock的设计思想是写加锁,读不加

    为了保证读取数据的过程中不会由写入者参与,便设置了一个sequence值,读取者在开始读取前读取该值,

    读取操作完成后再读取该值,看两值是否一致,如果不一致,说明数据被更新,读取操作无效.因此写入者在

    开始写入时要更新sequence值

    同样,静态初始化

    #define DEFINE_SEQLOCK(x) \

    seqlock_t x = __SEQLOCK_UNLOCKED(x)

    动态

    seqlock_init

    例子

    //定义一个顺序锁变量demo_seqlock

    DEFINE_SEQLOCK(demo_seqlock)

    //写入者代码

    write_seqlock(&demo_seqlock);    //实际写之前调用write_seqlock获取自旋锁,同时更新sequence的值

    do_write();            //实际的写入操作

    write_unseqlock(&demo_seqlock);    //写入结束,释放自旋锁

    //读取者代码

    unsigned start;

    do {

    //读取操作前先得到sequence的值赋给start,用以在读操作结束后判断是否发生更新

    //注意读操作无需获取锁,但是如果有写操作在进行那么会一直循环读取sequence的值,直到写操作结束

    //read_seqbegin是通过判断sequence的最低位实现的,写操作完成那么sequence&0返回0,否则返回1

    start = read_seqbegin(&demo_seqlock);

    do_read();    //实际的读操作

    } while (read_seqretry(&demo_seqlock, start));    //如果有数据更新,再重新读取

    如果考虑到中断安全问题,可以用

    write_seqlock_irq/write_sequnlock_irq

    write_seqlock_irqsave/write_sequnlock_irqrestore

    write_seqlock_bh/write_sequnlock_bh

    read_seqbegin_irqsave

    read_seqretry_irqrestore

    顺序锁seqlock和之前的读写者自旋锁rwlock其实是相同的,者是读写互斥,写写互斥,读读不互斥

    信号量

    struct semaphore {

    raw_spinlock_t          lock;

    unsigned int            count;

    struct list_head        wait_list;

    };

    相对于自旋锁来讲,信号量最大的特点就是允许调用它的线程睡眠

    定义信号量    struct semaphore

    初始化信号量    sema_init(struct semaphore *sem, int val)

    信号量主要是DOWN/UP操作,DOWN操作有,不过驱动使用最频繁的是down_interruptible

    down

    down_interruptible

    down_killable

    down_trylock

    down_timeout

    UP操作只有一个

    up

    即使不是信号量的拥有者也可以调用up函数来释放一个信号量,这一点是与mutex不同的

    其实信号量常见的用途就是实现互斥机制,也就是信号量的count为1,也就是任意时刻只允许一个进程进入临界区,用法是

    #define DECLARE_MUTEX(name)

    以免与mutex产生混淆,Thomas Gleixner在2010年9月7号改为了

    #define DEFINE_SEMAPHORE(name)  \

    struct semaphore name = __SEMAPHORE_INITIALIZER(name, 1)

    所以现在我们用DEFINE_SEMAPHORE

    读写者信号量

    与读写自旋锁一个意思,者是为了提高系统性能

    /*

    * the rw-semaphore definition

    * - if activity is 0 then there are no active readers or writers

    * - if activity is +ve then that is the number of active readers

    * - if activity is -1 then there is one active writer

    * - if wait_list is not empty, then there are processes waiting for the semaphore

    */

    struct rw_semaphore {

    __s32                   activity;

    raw_spinlock_t          wait_lock;

    struct list_head        wait_list;

    #ifdef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC

    struct lockdep_map dep_map;

    #endif

    };

    定义

    #define DECLARE_RWSEM(name) \

    struct rw_semaphore name = __RWSEM_INITIALIZER(name)

    初始化

    init_rwsem

    DOWN操作

    down_read

    down_read_trylock

    down_write

    down_write_trylock

    UP操作

    up_read

    up_write

    互斥锁

    用信号量实现互斥不是Linux中最经典的用法,于是便有了mutex.

    struct mutex {

    /* 1: unlocked, 0: locked, negative: locked, possible waiters */

    atomic_t        count;

    spinlock_t        wait_lock;

    struct list_head    wait_list;

    #if defined(CONFIG_DEBUG_MUTEXES) || defined(CONFIG_SMP)

    struct task_struct    *owner;

    #endif

    #ifdef CONFIG_DEBUG_MUTEXES

    const char         *name;

    void            *magic;

    #endif

    #ifdef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC

    struct lockdep_map    dep_map;

    #endif

    };

    定义并初始化,静态

    #define DEFINE_MUTEX(mutexname) \

    struct mutex mutexname = __MUTEX_INITIALIZER(mutexname)

    动态

    struct mutex

    mutex_init

    DOWN/UP操作,得不到锁就去等待队列睡眠

    mutex_lock/mutex_unlock

    RCU

    Read-Copy_Update,即读/写-复制-更新.Linux提供了很多互斥机制,RCU与其他不同的是它是免锁的.

    RCU的应用场景也是读取者/写入者,不同的是RCU不用考虑读/写的互斥问题.

    简单原理是,将读取者和写入者要访问的共享数据放在指针p指向的区域,读取者通过p来访问数据,而写入者通过

    修改这个区域来更新数据.在具体实现上读取者没有太多的事要做,大量的工作都在写入者一方.免锁的实现双方

    必须同时遵守一定的规则.

    读取者所做的工作是

    禁止抢占,对p指针的引用只能在临界区中

    写入者做做的工作是

    1.分配新的空间ptr

    2.更新数据

    3.用新指针ptr替换老指针p

    4.调用call_rcu释放老指针所指向的空间

    注意第4步释放空间时必须确保没有读取者对老指针的引用,内核是通过判断处理器是否发生进程切换来实现的.因为

    读取者是禁止抢占的,所以在临界区不会发生进程切换(就单核而言),如果发生进程切换那么就说明不在临界区了

    例子

    //假设struct shared_data是读者和写者要共同访问的共享数据

    struct shared_data {

    int a;

    int b;

    struct rcu_head rcu;

    };

    //读取者代码

    //读取者调用rcu_read_lock/rcu_read_unlock构建它的读取临界区,所有对指向被保护资源指针的引用都应该只出现在临界区中,

    //而且临界区中的代码不能睡眠

    static void demo_reader(struct shared_data *ptr)

    {

    struct shared_data *p = NULL;

    rcu_read_lock();

    p = rcu_dereference(ptr);    //调用rcu_dereference获得指向共享数据的指针

    if (p)

    do_something...

    rcu_read_unlock();

    }

    //写入者代码

    //写入者提供的回调函数,用于释放老指针

    static void demo_del_oldptr(struct rcu_head *rh)

    {

    struct shared_data *p = container_of(rh, struct shared_data, rcu);

    kfree(p);

    }

    static void demo_writer(struct shared_data *ptr)

    {

    struct shared_data *new_ptr = kmalloc(...);

    ...

    new_ptr->a = 30;

    new_ptr->b = 40;

    rcu_assign_pointer(ptr, new_ptr);    //用新指针更新老指针

    call_rcu(ptr->rcu, demo_del_oldptr);    //调用call_rcu让内核在确保所有对老指针ptr的引用都结束后回调demo_del_oldptr释放老指针所指向的区域

    }

    和call_rcu类似的还有一个synchronize_rcu,不过后者会阻塞,它会等待所有对老指针的引用都消失后才执行,所以在中断上下文要用call_rcu

    原子变量

    如果需要保护的数据只是一个简单的整型变量,那么可以用原子变量

    typedef struct {

    int counter;

    } atomic_t;

    例子

    atomic_t flag = ATOMIC_INIT(0);

    //Task A

    void add_flag()

    {

    atomic_inc(&flag);

    }

    //Task B

    void add_flag()

    {

    atomic_inc(&flag);

    }

    完成量

    struct completion {

    unsigned int done;

    wait_queue_head_t wait;

    };

    静态初始化

    #define DECLARE_COMPLETION(work) \

    struct completion work = COMPLETION_INITIALIZER(work)

    动态

    init_completion

    等待完成所调用的API

    wait_for_completion

    wait_for_completion_interruptible

    wait_for_completion_timeout

    wait_for_completion_interruptible_timeout

    完成

    complete

    complete_all

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    2021-05-10 18:27:30
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    千次阅读 2018-07-30 23:50:19
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    千次阅读 2018-06-08 16:30:23
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  • Linux内核同步方法

    2018-08-16 14:07:13
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  • linux信号量实现进程间同步与互斥

    千次阅读 2018-09-25 15:36:32
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  • 一、什么叫做线程的同步与互斥?为什么需要同步与互斥? 二、互斥量 三、条件变量 四、信号量 五、读写锁
  • Linux内核同步机制

    2021-05-11 02:21:17
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