linux内核同步方法学习和总结:（如有误差或不同理解麻烦评论跟帖，十分感谢）
1.原子操作
有原子整数、原子位操作（即对一个位或一个数操作）。原理是使用硬件lock指令，锁住和总线相连的该原子整数/位 对应的内存地址，紧接着操作该内存，譬如+1，-1或清0或取值。
对于硬件来说无论有多少个处理器，该地址只有一个引脚和总线相连。（待找硬件的同时确认是否理解正确）
另外，硬件lock指令只是锁住该地址内存总线，和硬件中断、软中断、中断下半部、进程上下文切换没关系，是两回事，不影响。
但每次lock操作尽量在一个时钟中断内完成（一个进程切换周期）。由于lock指令操作的只是一个32/64位地址变量，所以不存在lock时间过长的问题。
常用操作携带atomic字。
2.自旋锁
spin lock关键字。
多处理器中，只有一个处理器使用自旋锁占用临街资源，其他处理器都在忙等待（类似while反复尝试即自旋循环）。
自旋锁使用注意：
A.不能递归使用，假如自己占用资源，在锁过程中又去获取自旋锁，那么自己会一直在忙等待上一层锁，那么永远无法释放了。（有点类似于死锁的味道）
B.自旋锁和中断的关系，自旋锁会被中断打断，假如自旋过程中被中断打断，在中断过程中有自旋锁访问相同临街资源，造成死锁。
所以使用自旋锁时一定要禁止本处理器的中断，其他处理器处理中断如果要访问相同临街资源，那也只能自选忙等待，但不会死锁。
如果在中断中使用自旋锁，也要先进行本处理的禁止、保存当前中断状态，因为现在操作系统都是支持中断抢占的。理由同上。
C.软中断、中断下半部、以及进程上下文中使用自旋锁，都要注意互相可能产生死锁的情况，这些情况主要集中在同一处理器上。
中断抢占优先级：硬件中断---->中断下半部（软中断或者TASKLET）---->进程上下文环境，对于不同级别环境下共享同一临界资源时，所以使用自旋时低级别的一定要禁止上面级别的打断。
所以尽量避免不同级别的环境下共享相同临界资源。
2.1自旋锁的引深应用（读写自旋锁）
即只要没有写操作锁，可以同时支持多个读锁并发操作。主要应用于写操作比较少，但是读操作比较频繁的情况。当有任何一个读操作时，写操作必须忙等待，有且只有没有任何读操作进行时才能写锁操作。
使用时要做好设计防止写操作长时间出于饥饿状态，有时能大大提高性能，有时能大大降低性能。
3. 信号量
是一种睡眠锁，当资源不可用时导致睡眠，资源可用时唤醒。所以只能在进程上下文使用。信号量无法禁止中断，所以允许被打断或抢占。
由于自旋锁能在进程上下文中使用，所以在自旋锁操作过程中，不能使用信号量，这样会导致进程睡眠。容易导致同一临界资源的其他cpu或高级别为了获取自旋锁始终处于忙等待。
信号量可以有无数个等待资源释放者（排队），但每次释放资源只能唤醒睡眠队列中的优先级最高的一位。
3.1 信号量的简化（互斥体）
（原理同信号量，简化版信号量）
只是二选一的关系，等待着始终是一个。
3.2 信号量的引深（读写信号量）
(原理同信号量)
只要没有读信号量锁住，可以支持多个并发读锁锁住临界资源。但和读写自旋锁存在同样的问题：只要有一个读锁存在，写锁必须睡眠，设计时候需要避免写锁一直处于饥饿状态。
4.完成变量
原来类似信号量。
A线程执行流完成，给B线程发送唤醒信号。B线程在被唤醒前waitfor该完成变量。
这个过程有点类似于生产者消费者模型。
5.BLK大内核锁
早期的内核中提供的机制，不做学习和研究。
6.顺序锁
读锁读临界资源时，先读出锁计数值A，然后读出数据，再读一次锁计数B，若A==B表示此次读过程中没有写操作。若A!=B表示此次读过程中有写操作，重新读取重复之前的操作。
顺序锁有利于写操作，无论是否有读锁锁住资源，写操作随时可以锁住资源修改数据（因为读锁可以判断，能够保证读值正确），并将锁计数++操作。
适用于读者多，写者少的场景。
适用于希望写优先级高于读的场景，即不允许写饥饿。
7.内核抢占
优先级task A > task B.
B在自旋锁中修改临界资源，但此时被该CPU的task A抢占了，这样会导致其他共享B临界资源的锁处于长时间忙等待，如果A中在访问临界资源可能造成死锁。这里不仅仅使用自旋锁其他锁机制也是同样适用。
这就需要在锁的过程中禁止内核抢占，即使用preempt_disable(),对该函数中的技术count++操作，退出锁时进行preempt_enable()进行count--。只有当count==0时（preempt_count()获得）才会允许内核抢占。
linux禁止内核抢占的几种情况：
(1).内核正进行中断处理。在Linux内核中进程不能抢占中断(中断只能被其他中断中止、抢占，进程不能中止、抢占中断)，在中断例程中不允许进行进程调度。进程调度函数schedule()会对此作出判断，如果是在中断中调用，会打印出错信息.
(2).内核正在进行中断上下文的Bottom Half(中断的底半部)处理。硬件中断返回前会执行软中断，此时仍然处于中断上下文中.
(3).内核正在执行调度程序Scheduler。抢占的原因就是为了进行新的调度，没有理由将调度程序抢占掉再运行调度程序。
(4).内核正在对每个CPU“私有”的数据结构操作(Per-CPU date structures)。在SMP中，对于per-CPU数据结构未用spinlocks保护，因为这些数据结构隐含地被保护了(不同的CPU有不一样的per-CPU数据，其他CPU上运行的进程不会用到另一个CPU的per-CPU数据)。但是如果允许抢占，但一个进程被抢占后重新调度，有可能调度到其他的CPU上去，这时定义的Per-CPU变量就会有问题，这时应禁抢占。
8.顺序和屏障
有的编译器和处理器会编译阶段进行优化对指令进行重新排序，有的cpu加载指令时也会存在加载重新排序问题（X86处理器保证不会进行重排序）。这样导致原先执行指令的顺序发生变化，进而产生各种异常。
如：
代码1：
int b = 1;
b++;
int *p = &b;
int a = *p;
有可能加载到处理器后的执行顺序为：先执行int *p = &b;后执行b++。这样*p的取值并不是我们期望的。
所以需要修改成：
int b = 1;
b++;
mb();//保证b++和int *p = &b;的顺序不会发生颠倒。即mb()前后的顺序进行严格控制。
int *p = &b;
read_barrier_depends();//保证前后执行序列，也可以使用rmb()，但是barrier执行更快。
int a = *p;
参考资料：《linux内核设计和实现(第三版)》