浪子清风
先看进程间的互斥。在linux内核中主要通过semaphore机制和spin_lock机制实现。主要
的区别是在semaphore机制中，进不了临界区时会进行进程的切换，而spin_lock刚执行
忙等（在SMP中）。
先看内核中的semaphore机制。前提是对引用计数count增减的原子性操作。内核用a
to
mic_t的数据结构和在它上面的一系列操作如atomic_add()、atomic_sub()等等实现。（
定义在atomic.h中）
semaphone机制主要通过up()和down()两个操作实现。
semaphone的结构为
struct semaphore {
atomic_t count;
int sleepers;
wait_queue_head_t wait;
};
相应的down()函数为
static inline void down(struct semaphore*sem)
{
/* 1 */sem->count--; //为原子操作
if(sem->count<0)
{
struct task_struct *tsk = current;
DECLARE_WAITQUEUE(wait, tsk);
tsk->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;
add_wait_queue_exclusive(&sem->wait, &wait);
spin_lock_irq(&semaphore_lock);
/* 2 */ sem->sleepers++;
for (;;) {
int sleepers = sem->sleepers;
/*
* Add "everybody else" into it. They aren't
* playing, because we own the spinlock.
*/
/* 3 */ if (!atomic_add_negative(sleepers - 1, &sem->count)) {
/* 4 */ sem->sleepers = 0; //这时sem->count=0
break;
}
/* 4 */ sem->sleepers = 1; /* us - see -1 above */ // 这时sem
->count
=-1
spin_unlock_irq(&semaphore_lock);
schedule();
tsk->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;
spin_lock_irq(&semaphore_lock);
}
spin_unlock_irq(&semaphore_lock);
remove_wait_queue(&sem->wait, &wait);
tsk->state = TASK_RUNNING;
wake_up(&sem->wait);
}
}
相应的up()函数为
void up(struct semaphore*sem)
{
sem->count++; //为原子操作
if(sem->count<=0)
{
//唤醒等待队列中的一个符合条件的进程（因为每个进程都加了TASK_EXCLUSIVE标志）
。
};
假设开始时，count=1;sleepers=0
当进程A执行down()时，引用计数count--，如果这时它的值大于等于0，则从down()中直
接返回。如果count少于0，则A的state改为TASK_INTERRUPTIBLE后进入这个信号量的等
待队列中，同时使sleepers++;然后重新计算count=sleepers - 1 + count,若这时引用
计数仍小于0（一般情况下应为-1，因为count = - sleepers,不过在SMP结构中，期间别
的进程可能执行了up()和down()从而使得引用计数的值可能变化），则执行进程切换。
当进程A又获得机会运行时，它先执行wake_up(&sem->wait)操作，唤醒等待队列里的一
个进程，接着它进入临界区，从临界区出来时执行up()操作，使sem->count++,（如果进
程A是从down()中直接返回，因为这时等待队列一定为空，所以它不用执行wake_up()操
作，直接进入临界区，在从临界区出来时一样执行up()操作，使 sem->count++）。这时
如果count的值小于等于0，这表明在它在临界区期间又有一个进程（可能就是它进入临
界区时唤醒的那个进程）进入睡眠了，则执行wake_up()操作，反之，如果count的值已
经大于0，这表明在它在临界区期间没有别的进程（包括在它进入临界区时被它唤醒过的
那个进程）进入睡眠，那么它就可以直接返回了。
从被唤醒的那个进程看看，如果在唤醒它的进程没执行up()之前它就得到了运行机会，
这时它又重新计算count=sleepers - 1 + count=-1；从而sleepers被赋值1；这时它又
必须进行调度让出运行的机会给别的进程，自己去睡眠。这正是发生在唤醒它的进程在
临界区时运行的时候。
如果是在唤醒它的进程执行了up()操作后它才得到了运行机会，而且在唤醒它的进程在
临界区期间时没别的进程执行down()，则count的值在进程执行up()之前依然为0，这时
在up()里面就不必要再执行wake_up()函数了。
可以通过一个例子来说明具体的实现。设开始sem->count=sem->sleepers=0。也就是有
锁但无等待队列 （一个进程已经在运行中）。先后分别进行3个down()操作，和3个up(
)操作，如下：
为了阐述方便，只保留了一些会改变sleepers和count值的步骤，并且遵循从左到右依次
进行的原则。
down1:
count(0->-1),sleepers(0->1),sleepers-1+count(-1),count(-1),sleepers(1),调度
down2:
count(-1->-2),sleepers(1->2),sleepers-1+count(-1),count(-1),sleepers(1),调度
down3:
count(-1->-2),sleepers(1->2),sleepers-1+count(-1),count(-1),sleepers(1),调度
up1:
count(-1->0),唤醒一个睡眠进程（设为1）,（进程1得到机会运行）sleepers-1+count
(0),count(0),sleepers(0),break,
唤醒另一个睡眠进程（设为2），
（进程2得到机会运行）sleepers-1+count(-1),count(-1),sleepers(1),调度（没达到
条件，又得睡觉）
也可能是这样的：
up1`:
count(-1->0),唤醒一个睡眠进程（设为1）,（进程1得到机会运行）sleepers-1+count
(0),count(0),sleepers(0),break,
唤醒另一个睡眠进程（设为2），
进程2在以后才得到机会运行）
up2:
count(-1->0),（因为count<=0）唤醒一个睡眠进程（设为2）,
进程2得到机会运行）sleepers-+count(0) , count(0) , sleepers(0) ,break,
唤醒另一个睡眠进程（设为3），
进程3得到机会运行）sleepers-1+count(-1),count(-1),sleepers(1),调度（没达到条
件，又得睡觉）
对应上面的1`：
up2`:
count(0->1),（因为count>0,所以直接返回）
进程2得到机会运行）sleepers-1+count(0),count(0),sleepers(0),break,
唤醒另一个睡眠进程，（设为3）
up3:
count(-1->0),（因为count<=0）唤醒一个睡眠进程（设为3）,
进程3得到机会运行）sleepers-1+count(0),count(0),sleepers(0),break,
唤醒另一个睡眠进程（这时队列里没进程了）
进程3运行结束，执行up(), 使count =1 ,这时变成没锁状态 ）
对应上边的2`：
up3`:
count(0->1),（因为count>0,所以直接返回）
进程3得到机会运行）sleepers-1+count(0),count(0),sleepers(0),break,
唤醒另一个睡眠进程（这时队列里没进程了）
进程3运行结束，执行up(), 使count =1 ,这时变成没锁状态 ）
当然，还有另一种情况，就是up()操作和down()操作是交*出现的，
一般的规律就是，如果进程在临界区期间又有进程（无论是哪个进程，新来的还是刚被
唤醒的那个）进入睡眠，就会令count的值从0变为-1，从而进程在从临界区出来执行up
()里就必须执行一次wake_up()，以确保所有的进程都能被唤醒，因为多唤醒几个是没关
系的。如果进程在临界区期间没有别的进程进入睡眠，则从临界区出来执行up()时就用
不着去执行wake_up()了（当然，执行了也没什么影响，不过多余罢了）。
而为什么要把wake_up()和count++分开呢，可以从上面的up1看出来，例如，进程2第一
次得到机会运行时，本来这时唤醒它的进程还没执行up()的，但有可能其它进程执行了
up()了，所以真有可能会发现count==1的情况，这时它就真的不用睡觉了，令count=sl
eepers=0，就可以接着往下执行了。
还可看出一点，一般的，( count ,sleepers)的值的取值范围为(n ,0)[n>0] 和(0
,0
)和 (1 ,-1)。
下边看看spin_lock机制。
Spin_lock采用的方式是让一个进程运行，另外的进程忙等待，由于在只有一个cpu
的机
器(UP)上微观上只有一个进程在运行。所以在UP中，spin_lock和spin_unlock就都是空
的了。
在SMP中，spin_lock()和spin_unlock()定义如下。
typedef struct {
volatile unsigned int lock;
} spinlock_t;
static inline void spin_lock(spinlock_t *lock)
{
__asm__ __volatile__(
"\n1:\t"
"lock ; decb %0\n\t"
"js 2f\n" //lock->lock< 0 ,jmp 2 forward
".section .text.lock,\"ax\"\n"
"2:\t"
"cmpb $0,%0\n\t" //wait lock->lock==1
"rep;nop\n\t"
"jle 2b\n\t"
"jmp 1b\n"
".previous"
:"=m" (lock->lock) : : "memory");
}
static inline void spin_unlock(spinlock_t *lock)
{
__asm__ __volatile__(
"movb $1,%0"
:"=m" (lock->lock) : : "memory"); //lock->lock=1
}
一般是如此使用:
#define SPIN_LOCK_UNLOCKED (spinlock_t) { 1 }
spinlock_t xxx_lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;
spin_lock_(&xxx_lock)
...
critical section
...
spin_unlock (&xxx_lock)
可以看出，它和semaphore机制解决的都是两个进程的互斥问题，都是让一个进程退出临
界区后另一个进程才进入的方法，不过sempahore机制实行的是让进程暂时让出CPU，进
入等待队列等待的策略，而spin_lock实行的却是却进程在原地空转，等着另一个进程结
束的策略。
下边考虑中断对临界区的影响。要互斥的还有进程和中断服务程序之间。当一个进程在
执行一个临界区的代码时，可能发生中断，而中断函数可能就会调用这个临界区的代码
，不让它进入的话就会产生死锁。这时一个有效的方法就是关中断了。
#define local_irq_save(x) __asm__ __volatile__("pushfl ; popl %0 ;
cli":
"=g" (x): /* no input */ :"memory")
#define local_irq_restore(x) __asm__ __volatile__("pushl %0 ; popfl": /*
no
output */ :"g" (x):"memory")
#define local_irq_disable() __asm__ __volatile__("cli": : :"memory")
#define local_irq_enable() __asm__ __volatile__("sti": : :"memory")
#define cpu_bh_disable(cpu) do { local_bh_count(cpu)++; barrier(); } while (
0)
#define cpu_bh_enable(cpu) do { barrier(); local_bh_count(cpu)--; } while
(0
)
#define local_bh_disable() cpu_bh_disable(smp_processor_id())
#define local_bh_enable() cpu_bh_enable(smp_processor_id())
对于UP来说，上面已经是足够了，不过对于SMP来说，还要防止来自其它cpu的影响，这
时解决的方法就可以把上面的spin_lock机制也综合进来了。
#define spin_lock_irqsave(lock, flags) do {
local_irq_save(flags); sp
in_lock(lock); } while (0)
#define spin_lock_irq(lock) do { local_irq_disable();
spin_lock(lo
ck); } while (0)
#define spin_lock_bh(lock) do { local_bh_disable();
spin_lock(loc
k); } while (0)
#define spin_unlock_irqrestore(lock, flags) do { spin_unlock(lock); local_i
rq_restore(flags); } while (0)
#define spin_unlock_irq(lock) do { spin_unlock(lock);
local_irq_enable();
} while (0)
#define spin_unlock_bh(lock) do { spin_unlock(lock);
local_bh_enable();
} while (0)
前面说过，对于UP来说，spin_lock（）是空的，所以以上的定义就一起适用于UP 和SM
P的情形了。
而read_lock_irqsave(lock, flags) , read_lock_irq(lock),
read_lock_bh(lock) 和
write_lock_irqsave(lock, flags) , write_lock_irq(lock),
write_lock_bh(lock
) 就是spin_lock的一个小小的变型而己了。
