分类： LINUX
2011-11-13 11:44:21
法律声明：《LINUX3.0内核源代码分析》系列文章由谢宝友（）发表于http://xiebaoyou.blog.chinaunix.net，文章中的LINUX3.0源代码遵循GPL协议。除此以外，文档中的其他内容由作者保留所有版权。谢绝转载。
信号量也是一种锁，它与自旋锁的区别在于：当资源不可用时，它会使进程挂起，而自旋锁是让等待者忙等。一般情况下，信号量用于进程上下文，自旋锁用于中断上下文。
信号量的结构如下：
/**
* 信号量
*/
struct semaphore {
/**
* 保护信号量数据结构的信号量
*/
spinlock_t lock;
/**
* 可用计数。如果仅仅用于互斥，那么其初值为１；如果用于计数信号量，则大于１.
*/
unsigned int count;
/**
* 等待获得此信号量的进程列表。
*/
struct list_head wait_list;
};
可以看到，linux3.0中的信号量数据结构与linux2.6.11相比，有了非常大的变化。总的来说，变得很清晰了。
获得信号量的原语是：
/**
* 获得信号量，如果信号量不可用，则睡眠。
* 根据代码注释，不推荐直接使用此函数，而应当使用down_interruptible和down_killable。
* 直接使用此函数会导致进程处于"D"状态，不能被kill掉。
*/
void down(struct semaphore *sem)
{
unsigned long flags;
/**
* 获得保护此信号量的自旋锁，并关中断。
* 这里需要关中断，因为有另外一个down_trylock的原语能够在中断里面使用。如果不关中断，则在中断中调用down_trylock用形成自旋锁死锁。
*/
spin_lock_irqsave(&sem->lock, flags);
if (likely(sem->count > 0))/* 自旋锁处于可用状态。 */
sem->count--;/* 将信号量可用计数减１后直接返回，表示信号量被当前进程获得的事实 */
else
__down(sem);/* 信号量不可用，调用__down进入慢速处理流程。 */
spin_unlock_irqrestore(&sem->lock, flags);/* 释放自旋锁 */
}
当信号量不可用时，调用__down将当前进程挂起：
static noinline void __sched __down(struct semaphore *sem)
{
/**
* 请注意TASK_UNINTERRUPTIBLE标志，它表示将任务置为不可中断状态。这里down原语不被推荐使用的原因。
* MAX_SCHEDULE_TIMEOUT表示没有超时，进程会一直等待。
*/
__down_common(sem, TASK_UNINTERRUPTIBLE, MAX_SCHEDULE_TIMEOUT);
}
/**
* 将进程挂入信号量的等待队列。
*/
static inline int __sched __down_common(struct semaphore *sem, long state,
long timeout)
{
struct task_struct *task = current;
struct semaphore_waiter waiter;
/**
* 将等待节点挂到信号量的等待队列上。
*/
list_add_tail(&waiter.list, &sem->wait_list);
/**
* 等待节点上的任务是当前任务
*/
waiter.task = task;
waiter.up = 0;
for (;;) {/* 这里使用一个死循环，是考虑到等待过程可能被信号打断，导致睡眠时间不足。这主要是用于down_timeout */
/**
* 如果是TASK_INTERRUPTIBLE或TASK_WAKEKILL状态，并且有信号将进程唤醒，则将当前进程从等待队列中取出并退出。
*/
if (signal_pending_state(state, task))
goto interrupted;
if (timeout <= 0)/* 进程不是被信号唤醒的，而是等待的超时时间到达，则向上层返回超时错误。 */
goto timed_out;
/**
* 将进程设置为指定的状态，并调度出去。
*/
__set_task_state(task, state);
/**
* 在调度出去之前，需要将自旋锁释放。
*/
spin_unlock_irq(&sem->lock);
/**
* 根据调用者指定的睡眠时间，调用schedule_timeout。
* 如果由于信号等原因导致进程过早的被唤醒，那么timeout就是还需要继续睡眠的时间。
*/
timeout = schedule_timeout(timeout);
/**
* 进程被唤醒了，可能是睡眠时间已经到达，或者获得了信号量，或者被信号唤醒了。
* 在继续进行判断之前，需要获得信号量的自旋锁。
*/
spin_lock_irq(&sem->lock);
if (waiter.up)/* 进程是被其他进程释放信号量而唤醒的，向上层返回成功 */
return 0;
}
timed_out:
list_del(&waiter.list);
return -ETIME;
interrupted:
list_del(&waiter.list);
return -EINTR;
}
释放信号量的函数是up:
/**
* 释放信号量
* 注意，信号量不仅可以用于互斥，也可以用于同步。
* 也就是说，某个进程即使没有调用down，也可以直接调用up唤醒等待的任务。
* 也可以在中断上下文使用。
*/
void up(struct semaphore *sem)
{
unsigned long flags;
spin_lock_irqsave(&sem->lock, flags);/* 获得保护信号量的自旋锁。 */
if (likely(list_empty(&sem->wait_list)))/* 没有进程在等待此信号量 */
sem->count++;/* 直接将信号量计数加１.注意，这与vxworks的二进制信号量的不同 */
else
__up(sem);/* 唤醒等待队列上的任务 */
spin_unlock_irqrestore(&sem->lock, flags);/* 释放自旋锁 */
}
/**
* 唤醒等待队列上的任务。
* 这个实现已经与linux2.6.11有了非常大的变化。不再考虑一次唤醒多个任务的情况。只唤醒队列头上的任务。
* 这样的实现简单，但是不支持按优先级排队。影响系统实时性。这是因为实时信号量可以使用rt_mutex。
*/
static noinline void __sched __up(struct semaphore *sem)
{
/**
* 取等待队列上的第一个任务。
*/
struct semaphore_waiter *waiter = list_first_entry(&sem->wait_list,
struct semaphore_waiter, list);
/**
* 将第一个任务从等待队列上摘除。
*/
list_del(&waiter->list);
/**
* 设置up标志，表示任务是被信号量唤醒的。
* 而不是被信号或者定时器唤醒的。
*/
waiter->up = 1;
/**
* 唤醒等待任务。
*/
wake_up_process(waiter->task);
}
除了down以外，linux还提供了以下原语供使用：
|
函数名 |
功能 |
备注 |
|
down |
获取信号量，不可被信号唤醒 |
不推荐使用 |
|
down_interruptible |
获取信号量，但可被信号唤醒 |
|
|
down_killable |
获取信号量，但可被致命信号唤醒 |
|
|
down_trylock |
获取信号量，如果信号量不可用，则返回失败而不等待 |
可用于中断上下文 |
|
down_timeout |
获取信号量，如果在指定的时间内，任务没有被信号量唤醒，则返回失败 |
|
根据我们的分析，普通信号量的实现很简单。在信号量不可用时，直接将当前进程挂入信号量的等待队列末尾。而没有按等待任务的优先级进行排除。
如果获得信号量的任务被抢占，导致信号量迟迟不能释放，那么等待的任务就会一直被阻塞。即使等待的任务优先级再高也没有用。这在实时系统中是不可容忍的。这是典型的“优先级反转”。要解决这个问题，需要信号量实现优先级可继承。业界典型的实现有一级优先级可继承和二级优先级可继承。
优先级反转问题曾经引起火星探测的故障。有兴趣的同学可以深入了解一下。
Linux3.0在rtmutex.c中实现了另外一种互斥信号量，这种信号量实现了优先级继承协议，仅仅能够用于互斥而不能象信号量一样也用于同步。
详细的文档请参见documentation/rt-mutex.txt和documentation/rt-mutex-design.txt。
linux还实现了另外一种类似于信号量的东东：completion。从代码上来看，它可以用于互斥和同步。但是在linux中，几乎都是将它用于同步。
它的实现方法和信号量非常相似，同时保留两套接口，可能是出于兼容的原因。
Completion数据结构的声明是：
struct completion {
/**
* 相当于信号量中的计数变量。
* 当done大于０时，表示任务已经完成。
*/
unsigned int done;
/**
* 等待事件完成的队列。
*/
wait_queue_head_t wait;
};
等待事件完成的函数是wait_for_completion：
void __sched wait_for_completion(struct completion *x)
{
wait_for_common(x, MAX_SCHEDULE_TIMEOUT, TASK_UNINTERRUPTIBLE);
}
其中wait_for_common是一个通用函数，除wait_for_completion外，其他几个等待completion完成的函数也是对它的封装函数。
/**
* 等待completion事件完成的通用函数。
* completion: 要等待的完成变量
* timeout: 超时时间，以tick为单位。MAX_SCHEDULE_TIMEOUT表示永远等待。
* state: 当需要阻塞时，将进程设置为何种状态。
*/
static long __sched
wait_for_common(struct completion *x, long timeout, int state)
{
might_sleep();/* 这个调试函数用于通知调用者，本函数可能睡眠，如果在不可睡眠的上下文(如中断上下文或关抢占的上下文) 调用了此函数，则系统会产生警告 */
/**
* 在关中断状态下，是不应当调用本函数的。
* 因此，可以确保此时系统是开中断的，因此也就可用spin_lock_irq来强开强关中断了。
*/
spin_lock_irq(&x->wait.lock);
/**
* 如果事件还没有完成，那么就将当前任务挂到等待队列并挂起。
*/
timeout = do_wait_for_common(x, timeout, state);
/**
* 释放自旋锁并强开中断。
*/
spin_unlock_irq(&x->wait.lock);
return timeout;
}
/**
* 等待事件完成。
* 需要注意本函数的返回值:0表示超时，大于０表示成功。小于０表示需要重新执行系统调用。
*/
static inline long __sched
do_wait_for_common(struct completion *x, long timeout, int state)
{
if (!x->done) {/* 事件还没有完成，进入等待流程 */
DECLARE_WAITQUEUE(wait, current);/* 定义一个等待节点，并将当前任务设置为等待任务 */
/**
* 将当前任务加入到等待队列中。
*/
__add_wait_queue_tail_exclusive(&x->wait, &wait);
do {/* 循环等待，直到事件完成或者被信号唤醒或者超时 */
if (signal_pending_state(state, current)) {/* 被信号唤醒了 */
timeout = -ERESTARTSYS;/* 返回ERESTARTSYS，表示需要重新执行系统调用。 */
break;
}
/* 设置任务状态，必须在开中断之前执行，否则可能会使中断中唤醒任务的操作失效。请读者在熟悉调度以后慢慢领会。 */
__set_current_state(state);
/**
* 释放自旋锁并开中断。
*/
spin_unlock_irq(&x->wait.lock);
/**
* 调度出去，等待被唤醒。
*/
timeout = schedule_timeout(timeout);
/**
* 被唤醒后，需要对completion的状态进行判断，必须再次获得自旋锁。
*/
spin_lock_irq(&x->wait.lock);
} while (!x->done && timeout);/* 如果被事件唤醒或者超时时间到，则退出 */
/**
* 无论如何，都需要将任务从等待队列中取出。
*/
__remove_wait_queue(&x->wait, &wait);
if (!x->done)/* 事件还没有完成，如果是被信号打断，则返回ERESTARTSYS，否则返回０表示超时。 */
return timeout;
}
/**
* 运行到这里，说明事件已经完成，则递减done。
*/
x->done--;
/**
* 请注意返回值，这里确保不会返回０值。因为０值表示超时。
*/
return timeout ?: 1;
}
当事件完成时，调用complete通知等待队列上的任务。
/**
* 完成事件，并唤醒等待的任务。
*/
void complete(struct completion *x)
{
unsigned long flags;
/**
* 获得等待队列的自旋锁并关中断
* 注意，这里不是强关强开中断。因为可以在关中断上下文(如果中断上下文)中调用此函数。不能简单的强开中断。
*/
spin_lock_irqsave(&x->wait.lock, flags);
x->done++;/* 增加计数，表示事件已经完成。 */
__wake_up_common(&x->wait, TASK_NORMAL, 1, 0, NULL);/* 唤醒等待队列上的任务。请注意:只唤醒了第一个任务 */
spin_unlock_irqrestore(&x->wait.lock, flags);
}
系统还提供以下相关函数：
|
函数名 |
作用 |
备注 |
|
complete_all |
唤醒等待队列上的所有任务 |
|
|
wait_for_completion_timeout |
等待事件完成，直到预定的时间到达 |
|
|
wait_for_completion_interruptible |
等待事件完成，可以被信号打断 |
|
|
wait_for_completion_interruptible_timeout |
等待事件完成，直到预定的时间到达，或者被信号打断 |
|
|
wait_for_completion_killable |
等待事件完成，可以被致命信号打断 |
|
|
wait_for_completion_killable_timeout |
等待事件完成，直到预定的时间到达，或者被致命信号打断 |
|
|
try_wait_for_completion |
等待事件完成，如果事件没有完成，则返回错误信息并直接返回，不等待。 |
|
|
completion_done |
判断事件是否完成 |
|
