目的:同一时刻只能有一个应用程序open设备文件。

所谓原子操作，就是该操作绝不会在执行完毕前被任何其他任务或事件打断，也就说，它的最小的执行单位，不可能有比它更小的执行单位，因此这里的原子实际是使用了物理学里的物质微粒的概念。

原子操作需要硬件的支持，因此是架构相关的，其API和原子类型的定义都定义在内核源码树的include/asm/atomic.h文件中，它们都使用汇编语言实现，因为C语言并不能实现这样的操作。

原子操作主要用于实现资源计数，很多引用计数(refcnt)就是通过原子操作实现的。原子类型定义如下：

typedef struct { volatile int counter; } atomic_t; 　　volatile修饰字段告诉gcc不要对该类型的数据做优化处理，对它的访问都是对内存的访问，而不是对寄存器的访问。 　　原子操作API包括： 　　该函数对原子类型的变量进行原子读操作，它返回原子类型的变量v的值。 atomic_read(atomic_t * v); 　　该函数设置原子类型的变量v的值为i。 atomic_set(atomic_t * v, int i); 　　该函数给原子类型的变量v增加值i。 void atomic_add(int i, atomic_t *v); 　　该函数从原子类型的变量v中减去i。 atomic_sub(int i, atomic_t *v); 　　该函数从原子类型的变量v中减去i，并判断结果是否为0，如果为0，返回真，否则返回假。 int atomic_sub_and_test(int i, atomic_t *v); 　　该函数对原子类型变量v原子地增加1。 void atomic_inc(atomic_t *v); 　　该函数对原子类型的变量v原子地减1。 void atomic_dec(atomic_t *v); 　　该函数对原子类型的变量v原子地减1，并判断结果是否为0，如果为0，返回真，否则返回假。 int atomic_dec_and_test(atomic_t *v); 　　该函数对原子类型的变量v原子地增加1，并判断结果是否为0，如果为0，返回真，否则返回假。 int atomic_inc_and_test(atomic_t *v); 　　该函数对原子类型的变量v原子地增加I，并判断结果是否为负数，如果是，返回真，否则返回假。 int atomic_add_negative(int i, atomic_t *v); 　　该函数对原子类型的变量v原子地增加i，并且返回指向v的指针。 int atomic_add_return(int i, atomic_t *v); 　　该函数从原子类型的变量v中减去i，并且返回指向v的指针。 int atomic_sub_return(int i, atomic_t *v); 　　该函数对原子类型的变量v原子地增加1并且返回指向v的指针。 int atomic_inc_return(atomic_t * v); 　　该函数对原子类型的变量v原子地减1并且返回指向v的指针。 int atomic_dec_return(atomic_t * v); 1. 原子操作 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。 常用原子操作函数举例： atomic_t v = ATOMIC_INIT(0); //定义原子变量v并初始化为0 atomic_read(atomic_t *v); //返回原子变量的值 void atomic_inc(atomic_t *v); //原子变量增加1 void atomic_dec(atomic_t *v); //原子变量减少1 int atomic_dec_and_test(atomic_t *v); //自减操作后测试其是否为0，为0则返回true，否则返回false。 2. 信号量 信号量（semaphore）是用于保护临界区的一种常用方法，只有得到信号量的进程才能执行临界区代码。 当获取不到信号量时，进程进入休眠等待状态。 定义信号量 struct semaphore sem; 初始化信号量 void sema_init (struct semaphore *sem, int val); void init_MUTEX(struct semaphore *sem);//初始化为0 static DECLARE_MUTEX(button_lock); //定义互斥锁 获得信号量 void down(struct semaphore * sem); int down_interruptible(struct semaphore * sem); int down_trylock(struct semaphore * sem); 释放信号量 void up(struct semaphore * sem); 3. 阻塞 阻塞操作 是指在执行设备操作时若不能获得资源则挂起进程，直到满足可操作的条件后再进行操作。 被挂起的进程进入休眠状态，被从调度器的运行队列移走，直到等待的条件被满足。 非阻塞操作 进程在不能进行设备操作时并不挂起，它或者放弃，或者不停地查询，直至可以进行操作为止。 fd = open("...", O_RDWR | O_NONBLOCK);

linux进程状态

Linux是一个多用户，多任务的系统，可以同时运行多个用户的多个程序，就必然会产生很多的进程，而每个进程会有不同的状态。 Linux进程状态：R (TASK_RUNNING)，可执行状态。 只有在该状态的进程才可能在CPU上运行。而同一时刻可能有多个进程处于可执行状态，这些进程的task_struct结构（进程控制块）被放入对应CPU的可执行队列中（一个进程最多只能出现在一个CPU的可执行队列中）。进程调度器的任务就是从各个CPU的可执行队列中分别选择一个进程在该CPU上运行。 很多操作系统教科书将正在CPU上执行的进程定义为RUNNING状态、而将可执行但是尚未被调度执行的进程定义为READY状态，这两种状态在linux下统一为 TASK_RUNNING状态。 Linux进程状态：S (TASK_INTERRUPTIBLE)，可中断的睡眠状态。 处于这个状态的进程因为等待某某事件的发生（比如等待socket连接、等待信号量），而被挂起。这些进程的task_struct结构被放入对应事件的等待队列中。当这些事件发生时（由外部中断触发、或由其他进程触发），对应的等待队列中的一个或多个进程将被唤醒。 通过ps命令我们会看到，一般情况下，进程列表中的绝大多数进程都处于TASK_INTERRUPTIBLE状态（除非机器的负载很高）。毕竟CPU就这么一两个，进程动辄几十上百个，如果不是绝大多数进程都在睡眠，CPU又怎么响应得过来。 Linux进程状态：D (TASK_UNINTERRUPTIBLE)，不可中断的睡眠状态。 与TASK_INTERRUPTIBLE状态类似，进程处于睡眠状态，但是此刻进程是不可中断的。不可中断，指的并不是CPU不响应外部硬件的中断，而是指进程不响应异步信号。
绝大多数情况下，进程处在睡眠状态时，总是应该能够响应异步信号的。否则你将惊奇的发现，kill -9竟然杀不死一个正在睡眠的进程了！于是我们也很好理解，为什么ps命令看到的进程几乎不会出现TASK_UNINTERRUPTIBLE状态，而总是TASK_INTERRUPTIBLE状态。 而TASK_UNINTERRUPTIBLE状态存在的意义就在于，内核的某些处理流程是不能被打断的。如果响应异步信号，程序的执行流程中就会被插入一段用于处理异步信号的流程（这个插入的流程可能只存在于内核态，也可能延伸到用户态），于是原有的流程就被中断了。（参见《linux内核异步中断浅析》）
在进程对某些硬件进行操作时（比如进程调用read系统调用对某个设备文件进行读操作，而read系统调用最终执行到对应设备驱动的代码，并与对应的物理设备进行交互），可能需要使用TASK_UNINTERRUPTIBLE状态对进程进行保护，以避免进程与设备交互的过程被打断，造成设备陷入不可控的状态。这种情况下的TASK_UNINTERRUPTIBLE状态总是非常短暂的，通过ps命令基本上不可能捕捉到。 linux系统中也存在容易捕捉的TASK_UNINTERRUPTIBLE状态。执行vfork系统调用后，父进程将进入TASK_UNINTERRUPTIBLE状态，直到子进程调用exit或exec（参见《神奇的vfork》）。
通过下面的代码就能得到处于TASK_UNINTERRUPTIBLE状态的进程：

include

void main() {
if (!vfork()) sleep(100);
}
编译运行，然后ps一下： kouu@kouu-one:~/test$ ps -ax | grep a.out
4371 pts/0 D+ 0:00 ./a.out
4372 pts/0 S+ 0:00 ./a.out
4374 pts/1 S+ 0:00 grep a.out
然后我们可以试验一下TASK_UNINTERRUPTIBLE状态的威力。不管kill还是kill -9，这个TASK_UNINTERRUPTIBLE状态的父进程依然屹立不倒。 Linux进程状态：T (TASK_STOPPED or TASK_TRACED)，暂停状态或跟踪状态。 向进程发送一个SIGSTOP信号，它就会因响应该信号而进入TASK_STOPPED状态（除非该进程本身处于TASK_UNINTERRUPTIBLE状态而不响应信号）。（SIGSTOP与SIGKILL信号一样，是非常强制的。不允许用户进程通过signal系列的系统调用重新设置对应的信号处理函数。）
向进程发送一个SIGCONT信号，可以让其从TASK_STOPPED状态恢复到TASK_RUNNING状态。 当进程正在被跟踪时，它处于TASK_TRACED这个特殊的状态。“正在被跟踪”指的是进程暂停下来，等待跟踪它的进程对它进行操作。比如在gdb中对被跟踪的进程下一个断点，进程在断点处停下来的时候就处于TASK_TRACED状态。而在其他时候，被跟踪的进程还是处于前面提到的那些状态。 对于进程本身来说，TASK_STOPPED和TASK_TRACED状态很类似，都是表示进程暂停下来。
而TASK_TRACED状态相当于在TASK_STOPPED之上多了一层保护，处于TASK_TRACED状态的进程不能响应SIGCONT信号而被唤醒。只能等到调试进程通过ptrace系统调用执行PTRACE_CONT、PTRACE_DETACH等操作（通过ptrace系统调用的参数指定操作），或调试进程退出，被调试的进程才能恢复TASK_RUNNING状态。 Linux进程状态：Z (TASK_DEAD – EXIT_ZOMBIE)，退出状态，进程成为僵尸进程。 进程在退出的过程中，处于TASK_DEAD状态。 在这个退出过程中，进程占有的所有资源将被回收，除了task_struct结构（以及少数资源）以外。于是进程就只剩下task_struct这么个空壳，故称为僵尸。
之所以保留task_struct，是因为task_struct里面保存了进程的退出码、以及一些统计信息。而其父进程很可能会关心这些信息。比如在shell中，$?变量就保存了最后一个退出的前台进程的退出码，而这个退出码往往被作为if语句的判断条件。
当然，内核也可以将这些信息保存在别的地方，而将task_struct结构释放掉，以节省一些空间。但是使用task_struct结构更为方便，因为在内核中已经建立了从pid到task_struct查找关系，还有进程间的父子关系。释放掉task_struct，则需要建立一些新的数据结构，以便让父进程找到它的子进程的退出信息。 父进程可以通过wait系列的系统调用（如wait4、waitid）来等待某个或某些子进程的退出，并获取它的退出信息。然后wait系列的系统调用会顺便将子进程的尸体（task_struct）也释放掉。
子进程在退出的过程中，内核会给其父进程发送一个信号，通知父进程来“收尸”。这个信号默认是SIGCHLD，但是在通过clone系统调用创建子进程时，可以设置这个信号。 通过下面的代码能够制造一个EXIT_ZOMBIE状态的进程：

include

void main() {
if (fork())
while(1) sleep(100);
}
编译运行，然后ps一下： kouu@kouu-one:~/test$ ps -ax | grep a.out
10410 pts/0 S+ 0:00 ./a.out
10411 pts/0 Z+ 0:00 [a.out]
10413 pts/1 S+ 0:00 grep a.out
只要父进程不退出，这个僵尸状态的子进程就一直存在。那么如果父进程退出了呢，谁又来给子进程“收尸”？
当进程退出的时候，会将它的所有子进程都托管给别的进程（使之成为别的进程的子进程）。托管给谁呢？可能是退出进程所在进程组的下一个进程（如果存在的话），或者是1号进程。所以每个进程、每时每刻都有父进程存在。除非它是1号进程。 1号进程，pid为1的进程，又称init进程。
linux系统启动后，第一个被创建的用户态进程就是init进程。它有两项使命：
1、执行系统初始化脚本，创建一系列的进程（它们都是init进程的子孙）；
2、在一个死循环中等待其子进程的退出事件，并调用waitid系统调用来完成“收尸”工作；
init进程不会被暂停、也不会被杀死（这是由内核来保证的）。它在等待子进程退出的过程中处于TASK_INTERRUPTIBLE状态，“收尸”过程中则处于TASK_RUNNING状态。 Linux进程状态：X (TASK_DEAD – EXIT_DEAD)，退出状态，进程即将被销毁。 而进程在退出过程中也可能不会保留它的task_struct。比如这个进程是多线程程序中被detach过的进程（进程？线程？参见《linux线程浅析》）。或者父进程通过设置SIGCHLD信号的handler为SIG_IGN，显式的忽略了SIGCHLD信号。（这是posix的规定，尽管子进程的退出信号可以被设置为SIGCHLD以外的其他信号。）
此时，进程将被置于EXIT_DEAD退出状态，这意味着接下来的代码立即就会将该进程彻底释放。所以EXIT_DEAD状态是非常短暂的，几乎不可能通过ps命令捕捉到。 进程的初始状态 进程是通过fork系列的系统调用（fork、clone、vfork）来创建的，内核（或内核模块）也可以通过kernel_thread函数创建内核进程。这些创建子进程的函数本质上都完成了相同的功能——将调用进程复制一份，得到子进程。（可以通过选项参数来决定各种资源是共享、还是私有。）
那么既然调用进程处于TASK_RUNNING状态（否则，它若不是正在运行，又怎么进行调用？），则子进程默认也处于TASK_RUNNING状态。
另外，在系统调用调用clone和内核函数kernel_thread也接受CLONE_STOPPED选项，从而将子进程的初始状态置为 TASK_STOPPED。 进程状态变迁 进程自创建以后，状态可能发生一系列的变化，直到进程退出。而尽管进程状态有好几种，但是进程状态的变迁却只有两个方向——从TASK_RUNNING状态变为非TASK_RUNNING状态、或者从非TASK_RUNNING状态变为TASK_RUNNING状态。
也就是说，如果给一个TASK_INTERRUPTIBLE状态的进程发送SIGKILL信号，这个进程将先被唤醒（进入TASK_RUNNING状态），然后再响应SIGKILL信号而退出（变为TASK_DEAD状态）。并不会从TASK_INTERRUPTIBLE状态直接退出。 进程从非TASK_RUNNING状态变为TASK_RUNNING状态，是由别的进程（也可能是中断处理程序）执行唤醒操作来实现的。执行唤醒的进程设置被唤醒进程的状态为TASK_RUNNING，然后将其task_struct结构加入到某个CPU的可执行队列中。于是被唤醒的进程将有机会被调度执行。 而进程从TASK_RUNNING状态变为非TASK_RUNNING状态，则有两种途径：
1、响应信号而进入TASK_STOPED状态、或TASK_DEAD状态；
2、执行系统调用主动进入TASK_INTERRUPTIBLE状态（如nanosleep系统调用）、或TASK_DEAD状态（如exit系统调用）；或由于执行系统调用需要的资源得不到满足，而进入TASK_INTERRUPTIBLE状态或TASK_UNINTERRUPTIBLE状态（如select系统调用）。
显然，这两种情况都只能发生在进程正在CPU上执行的情况下。 内核模块代码：
—————-killd.c—————-

include #include #include //for_each_process

MODULE_LICENSE(“BSD”);
static int pid = -1;
module_param(pid, int, S_IRUGO);
static int killd_init(void)
{
struct task_struct * p;
printk(KERN_ALERT “killd: force D status process to death ”);
printk(KERN_ALERT “killd: pid=%d ”, pid);
//read_lock(&tasklist_lock);
for_each_process(p){
if(p->pid == pid){
printk(“killd: found ”);
set_task_state(p, TASK_STOPPED);
printk(KERN_ALERT “killd: aha, dead already ”);
return 0;
}
}
printk(“not found”);
//read_unlock(&tasklist_lock);
return 0;
}
static void killd_exit(void)
{
printk(KERN_ALERT “killd: bye ”);
}
module_init(killd_init);
module_exit(killd_exit);
—–Makefile————
obj-m := killd.o
编译模块
make -C yourkerneltree M=pwd modules
插入模块的时候提供D状态的进程号，就可以将其转换为stopped状态，使用普通kill就可以杀死。
./insmod ./killd.ko pid=1234