内核同步原语
一. 情景
首先，初始化一个信号量，调用 sema_init(sem, 1)。 这相当于初始化一个
互斥量。之后有三个进程申请这个信号量保护的互斥资源，p[0..2]。而且，p0
首先申请到，所以p1和p2会休眠，之后，p0释放这个信号量。
p[0..2]的申请过程，使用a[0..2]来分别代表。
/**
* 内核版本 2.6.10
* 用到的函数和结构体的定义都是在
* include/asm-i386/semaphore.h
**/
/**
* 定义
**/
struct semaphore {
atomic_t count;
int sleepers;
wait_queue_head_t wait;
};
static inline void sema_init (struct semaphore *sem, int val)
{
/*
* *sem = (struct semaphore)__SEMAPHORE_INITIALIZER((*sem),val);
*
* i'd rather use the more flexible initialization above, but sadly
* GCC 2.7.2.3 emits a bogus warning. EGCS doesn't. Oh well.
*/
atomic_set(&sem->count, val);
sem->sleepers = 0;
init_waitqueue_head(&sem->wait);
}
这里，我们可以看出，初始化过程中，是将 count 设置成了1，sleepers设置成0
并且初始化了等待队列的头wait。
现在，p0申请信号量sem，调用down()函数。
static inline void down(struct semaphore * sem)
{
might_sleep();
__asm__ __volatile__(
"# atomic down operation\n\t"
LOCK "decl %0\n\t" /* --sem->count */ /*@a1: 锁住总线，原子的将count减 1，这时候，count是0！*/
"js 2f\n" /*@a1: 只有count减为负数的时候，才会跳转。所以直接执行LOCK_SECTION_START("")
，申请成功。
@a2: 由于count在为0的时候减1变成了-1，出现了负数，执行跳转！
@a3: 在p3到达这里的时候，sem->count的值变成-2，调用__down_failed
*/
"1:\n"
LOCK_SECTION_START("")
"2:\tlea %0,%%eax\n\t" /*@a2: 将count的值，存入eax，调用__down_failed，p2需要休眠*/
"call __down_failed\n\t"
"jmp 1b\n"
LOCK_SECTION_END
:"=m" (sem->count)
:
:"memory","ax");
}
由于以下代码 arch/i386/kernel/semaphore.c
asm(
".section .sched.text\n"
".align 4\n"
".globl __down_failed\n"
"__down_failed:\n\t"
#if defined(CONFIG_FRAME_POINTER)
"pushl %ebp\n\t"
"movl %esp,%ebp\n\t"
#endif
"pushl %edx\n\t"
"pushl %ecx\n\t"
"call __down\n\t"
"popl %ecx\n\t"
"popl %edx\n\t"
#if defined(CONFIG_FRAME_POINTER)
"movl %ebp,%esp\n\t"
"popl %ebp\n\t"
#endif
"ret"
);
这就将down_failed函数，在i386环境下，定义为了以上的这段代码，其实调用的是__down函数。
fastcall void __sched __down(struct semaphore * sem)
{
struct task_struct *tsk = current; /*创建task struct，创建和p2相关的wait_queue*/
DECLARE_WAITQUEUE(wait, tsk);
unsigned long flags;
tsk->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE; /*将当前进程的状态改为TASK_UNINTERRUPTIBLE*/
spin_lock_irqsave(&sem->wait.lock, flags); /*使用信号量等待队列的自旋锁构建临界区*/
add_wait_queue_exclusive_locked(&sem->wait, &wait); /*将当前进程加入到信号量的等待队列*/
sem->sleepers++; /*a2:这时候，将sem的sleeper加一，变成1*/
for (;;) {
int sleepers = sem->sleepers; /*a3:当p3到达这里的时候，sleepers临时变成2，count变成-2*/
/*
* Add "everybody else" into it. They aren't
* playing, because we own the spinlock in
* the wait_queue_head.
*/
if (!atomic_add_negative(sleepers - 1, &sem->count)) {
/*a2:原子的将sleeper-1加到count上，这时候，count是-1，sleeper-1是0，
所以，结果是-1，返回true，整个表达式返回假
a3:由于count是-2，sleeper减一是1，所以结果还是负数，整个表达式
返回假。
在这里，我们可以总结出，这个算法的核心思想:
开始：
count是-1，sleepers是1，这样结果是-1，
迭代：
count是-2，这时候sleepers是2，这样结果还是-1，
count变成-1，sleepers变成1。
所以，无论执行多少次，count都是临时会变成-2，然后
sleepers也是临时变成2，之后原子的相加，结果是count
变回-1，sleepers变回1.
*/
sem->sleepers = 0;
break;
}
sem->sleepers = 1; /* us - see -1 above */ /*当count为-1的时候，就会执行到这里*/
spin_unlock_irqrestore(&sem->wait.lock, flags); /*结束临界区*/
schedule(); /*开始调度*/
spin_lock_irqsave(&sem->wait.lock, flags);
tsk->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;
}
remove_wait_queue_locked(&sem->wait, &wait);
wake_up_locked(&sem->wait);
spin_unlock_irqrestore(&sem->wait.lock, flags);
tsk->state = TASK_RUNNING;
}
当，p1释放信号量的时候，会唤醒sem->wait中的进程。这时候，count的值会变成0，然后，例如p2被唤醒，
这时候，sleepers是1，所以 atomic_add_negative(sleepers - 1, &sem->count) 之后，count仍然是0，sleepers是0!
下一次，p3被唤醒的时候，count是1， atomic_add_negative(sleepers - 1, &sem->count) 之后，count变成了0，
sleepers变成了0！
所以这里，我们可以看出，只要是有进程等待在wait队列上，有进程释放信号量的时候，count就会在第一次
的时候从-1变成0，sleepers有1变成0，之后一直保持！
如果在这期间，还有进程申请信号量，那么count就会再次变成-1，而sleepers也会再次变成1。重复上述过程。
直到最后一个进程释放信号量的时候，count变成了1，sleepers变成了0！回到了最初状态！
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