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前言
📫作者简介：小明java问道之路，专注于研究 Java/ Liunx内核/ C++及汇编/计算机底层原理/源码，就职于大型金融公司后端高级工程师，擅长交易领域的高安全/可用/并发/性能的架构设计与演进、系统优化与稳定性建设。
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本文导读
本文深入Linux内核源码，从核心源码入口讲起，详细对信号量、互斥量的内核代码讲解。
其中对P-V操作实现逐行剖析，Linux内核并发控制原理的锁实现和原理在后续文章中一一讲解，本文深入浅出Linux中断控制的实现原理。
一、Linux内核P-V原语
获取信号量 P 操作，通过内联汇编原子性对 counte 操作。首先通过 decl 同时根据是否是多处理器加 lock 前缀，保证了单条指令的原子性，然后根据递减后的值是否为负数来判断获取信号量是否成功，如果失败，那么需要将线程进行睡眠，此时调用 _down_failed 函数完成此操作。
下面我们来看，如何 获取信号量 P 操作原理解析与# void__down最终实现函数。
二、获取信号量 P 操作原理解析
此时调用 _down_failed 函数完成此操作，具体实现原理如下。
通过 lock 前缀实现原子性的-sem->count操作，decl指令相当于对操作数自减
static inline void down(struct semaphore*sem) {
_asm__volatile_( // 通过 lock 前缀实现原子性的-sem->count操作，decl指令相当于对操作数自减
LOCK "decl %O" // 如果减完后发现sign标志位为1，则表明count值为负，往前跳到标号2处，调用 __down_failed处理，否则获取成功，直接退出
"js 2f"
"1: "
LOCK_SECTION_START("")
"2:call__down_failed"
"jmp 1b"
// 这里采用了 LOCK SECTION START 和LOCK SECTION END 宏定义，将call
// __down_failed 和 jmp 1b的汇编代码放到.textlock段中
// 所以如果执行完 __down_failed 方法后调用jmp 1b
// 会回到 LOCK SECTION START之前的段中，即退出down方法
LOCK SECTION END:
: "=m" (sem -> count)
:"c" (sem)
:"memory");
}
// 通过汇编声明了 __down_failed的代码地址
asm(
".text"
".align 4" // 4字节对齐
".globl___down_failed"
"__down failed:"
#if defined(CONFIG_FRAME_POINTER) // 如果定义了栈帧指针，那么开辟新的方法帧
"pushl %ebp"
"movl %esp, %ebp"
#endif
// 保存影响的寄存器值，因为随后要调用_down 函数， 可能会影响 eax、edx、ecx 寄存器，
// 所以这里需要先对其进行保存，在方法返回后再还原
"pushl %eax"
"pushl %edx"
"pushl %ecx"
"call __down" // 调用 __down来执行当counter为0时的操作
"popl %ecx" // 调用返回后恢复保存的寄存器
"popl %edx"
"popl %eax"
#if defined(CONFIG_FRAME_POINTER) //还原方法帧
"movl %ebp,%esp"
"popl %ebp"
#endif
"ret"
);
我们最终是调用函数 __ down 来执行最终的 __down_failed 操作。
三、void__down最终实现函数
下面是 void__down 函数源码，通过current 宏获取当前任务结构体，获取到了任务PCB，初始化wait_queuet，也就是等待线程代表，宏定义为;wait_queue_t name = {.task = tsk, .func = defauft_wake_function, .tasklist = {NULL, NULL}}
设置任务状态为TASK_UNINTERRUPTIBLE，表明不可中断的阻塞，获取自旋锁，将等待任务节点插入等待链表的队尾处，增加等待计数，循环等待释放信号量，对等待线程减1后与当前信号量的counter值相加
1、任务状态TASK_RUNNING
如果结果等于0则结束循环，这里等于0的条件就是等待信号量足够容纳更多的线程，所以不需要阻塞，设置等待任务数为1，释放自旋锁，唤醒调度器执行其他任务，当前任务就被阻塞在了等待队列里
当任务重新被唤醒时，将重新获取自旋锁，重新设置任务状，唤醒等待任务，释放自旋锁，设置当前任务状态为TASK_RUNNING。
2、Liunx内核实现原理
void__down(struct semaphore *sem) {
// 通过current 宏获取当前任务结构体,获取到了任务PCB
struct task_struct *tsk = current;
// 初始化wait_queue t,也就是等待线程代表
// 宏定义为;wait_queue_t name = {.task = tsk, .func = defauft_wake_function, .tasklist = {NULL, NULL}}
DECLARE_WAITQUEUE(wait, tsk);
unsigned long flags;
tsk->state = TASK UNINTERRUPTIBLE; // 设置任务状态为TASK_UNINTERRUPTIBLE,表明不可中断的阻塞
spin_lock_irqsave(&sem -> waitlock, flags); // 获取自旋锁
add_wait_queue_exclusive_locked(&sem -> wait, &wait); // 将等待任务节点插入等待链表的队尾处
sem -> sleepers++; // 增加等待计数
for (; ; ) { // 循环等待释放信号量
int sleepers = sem -> sleepers;
// 对等待线程减1后与当前信号量的counter值相加
// 如果结果等于0则结束循环,这里等于0的条件就是等待信号量足够容纳更多的线程,所以不需要阻塞
if (!atomic_add_negative(sleepers - 1, & sem -> count)){
sem -> sleepers = 0;
break;
}
sem -> sleepers = 1; // 设置等待任务数为1
spin_unlock_irqrestore( & sem -> wait.lock, flags); // 释放自旋锁
// 唤醒调度器执行其他任务,当前任务就被阻塞在了等待队列里
schedule();
spin_lock_irqsave( & sem -> wait.lock flags); // 当任务重新被唤醒时,将重新获取自旋锁
tsk -> state = TASK UNINTERRUPTIBLE; // 重新设置任务状态为不可中断状态,继续循环
}
// 至此任务已经获取了信号量,等待线程从队列中移出来
remove_wait_queue_locked( & sem -> wait, &wait);
wake_up_locked( & sem -> wait); // 唤醒等待任务
spin_unlock_irqrestore( & sem -> wait.lock, flags); // 释放自旋锁
tsk->state = TASK_RUNNING; // 设置当前任务状态为TASK_RUNNING
}
上面代码我们可以看到，使用了自旋锁、P-V操作，并增加了阻塞队列实现信号量。如果读者对Linux进程调度原理不清楚，这里面方法 schedule ，其作用就是释放 CPU 的控制权，交给调度程序
然后由调度程序切换到其他进程执行，直到信号量释放后，再由其他进程将其状态设置为 RUNNABLE 后，交由调度进程重新调度执行。
