AIX内核的睡眠及唤醒

1. void e_assert_wait(tid_t event_word, boolean_t interruptible)  ... int e_block_thread()配对使用在效果上等同于int e_sleep_thread(tid_t *event_word, void *lock_word, int flags)，两者的区别在于e_sleep_thread在睡眠之前会释放掉参数lock_word所指定的锁，而e_assert_wait()与e_block_thread()每个独立个体均不涉及锁的操作，所以：如果有多于1个锁需要释放，那么应该放在e_assert_wait()与e_block_thread()之间，例如：

e_assert_wait();
simple_unlock(&lock0);
simple_unlock(&lock1);
simple_unlock(&lock2);
simple_unlock(&lock3);
e_block_thread();

如果此处我们和Linux内核做个类比，那么大约是：
e_assert_wait()  --------   enter_waitqueue(current); __set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
e_block_thread() --------   schedule()

这使得e_assert_wait()和e_block_thread()在不同进程间的同步方面有了独一无二的价值，比如下面的使用场景：有两个进程A和B
process_A()
{
       e_sleep_thread(event0, ...);
       e_wakeup(event1);
}

process_B()
{
       e_wakeup(event0);
       e_sleep_thread(event1, ...);
}

上面两个进程的本意是，B先唤醒A，然后等待A先结束，然后B退出。但是这里有个潜在的问题，在B通过e_wakeup唤醒A的时候，调度器的行为不可预测，这导致A的e_wakeup(event1)的调用有可能早于B的e_sleep_thread()，这种情形的出现将使得B一直睡眠（丢失了一个event1上的唤醒）。为了解决这个问题，必须将B写成这样：
process_B()
{
       e_assert_wait(event1, ...);
       e_wakeup(event0);
       e_block_thread();
}
改写后的B之所以能解决死锁的问题，是因为它先调用e_assert_wait将B加入event1的队列中，如果A被B唤醒后先于B调用e_wakeup(), 那么将会导致B从event1队列中移出，这样B后续的e_block_thread的调用不会导致sleep. 而如果A被B唤醒后，调度器先调度B执行e_block_thread()，这样B睡眠，直到A唤醒之。因此可以保证B退出时，A一定已经退出。

如果只有一个锁，那么：
e_assert_wait();
simple_unlock(&lock0);
e_block_thread();
就直接等同于：
e_sleep_thread(.., &lock0, ...);

为了叙述简化起见，称{e_assert_wait, e_block_thread}为S1函数， e_sleep_thread为S2函数。

e_sleep_thread有四个类型的返回值：THREAD_AWAKENED， THREAD_INTERRUPTED， THREAD_TIMED_OUT， THREAD_OTHER，这些返回值完全等同e_block_thread，这从另一个侧面反映出S1与S2的一致性。第一个返回值THREAD_AWAKENED无需多言，当S1或者S2被e_wakeup*等函数唤醒时返回该值，即所谓normal wakeup。第二种返回值THREAD_INTERRUPTED实际上表明S1或者S2除了被e_wakeup*等函数normal wakeup之外，还可以通过signal被唤醒，比如kthread_kill()的调用。第三种返回值THREAD_TIMED_OUT猛一看有点困惑，因为无论S1还是S2，其实都不涉及到时间参数，这个返回值主要是e_clear_wait()和e_wakeup_w_result()来做唤醒时，附加的参数。第四种返回值很少用，此处不提。

2. e_clear_wait()这个唤醒函数有点特别，其原型为：void e_clear_wait（tid_t tid，int result）
特别之处在于其第一个参数是tid_t tid，而不是tid_t event_word，所以它跟event没有什么关系，即不是一个EVENT BASED的唤醒，它是基于thread id，如此就很容易区分它与其他e_wakeup*的区别：e_clear_wait()能明确确定某一个thread，而不是一堆sleep在event_word上的thread，再直白一点：它唤醒一个特定的由tid标识的thread，而不是一大堆睡眠在event_word上的众多的thread. e_clear_wait很专一，不花心. 用一个具体的例子说明：
tid_t  g_event = EVENT_NULL; //全局变量，表示一个event
tid_t  g_tid; //全局变量，表示一个kthread id

//内核线程0
void kthread_0(void *data)
{
     ...
     int rc;
     g_tid = thread_self(); // kernel service, get the id of current kthread
     rc = e_sleep_thread(&g_event, NULL, INTERRUPTIBLE); //sleeping...
     ...
}

假使我们想要唤醒内核线程0，有几种做法呢？
方法1(EVENT BASED)：
void kthread_1(void *data)
{
      ...
      e_wakeup*(&g_event);  // normal wakeup for kthread_0, rc=THREAD_AWAKENED
      ...
}

方法2(Signal based)
void kthread_1(void *data)
{
     ...
     kthread_kill(g_tid, SIGTERM); // interrupted wakeup for kthread_0, rc = THREAD_INTERRUPTED，不要轻易使用SIGSTOP,否则程序行为很怪异
     ...
}
对于方法2，如果我们将kthread_0中的e_sleep_thread(&g_event, NULL, INTERRUPTIBLE)改为e_sleep_thread(&g_event, NULL, 0)，则signal wakeup无效：不唤醒睡眠进程，但kill出的signal将pending直到被sig_chk().

方法3(thread based)
void kthread_1(void *data)
{
     ...
     e_clear_wait(&g_tid, result); // wakeup for kthread_0, rc = result
     ...
}
注意：方法3没有使用g_event，而是直接使用睡眠线程的id.