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在Linux系統(tǒng)中有大量的臨界資源需要保護(hù)，如何讓各個(gè)任務(wù)有條不紊的訪問(wèn)這些資源，這涉及到Linux中并發(fā)訪問(wèn)的保護(hù)機(jī)制設(shè)計(jì)相關(guān)知識(shí)。后面會(huì)詳細(xì)介紹這幾個(gè)機(jī)制。
（據(jù)可靠消息，鎖的實(shí)現(xiàn)經(jīng)常出現(xiàn)在筆試環(huán)節(jié)。既可以考察面試者對(duì)鎖的原理的理解，又可以考察面試者編程技能）。
注：部分代碼都是根據(jù)ARM64架構(gòu)匯編代碼翻譯成C語(yǔ)言并經(jīng)過(guò)精簡(jiǎn)（例如：spin lock、read-write lock）。
也有部分代碼實(shí)現(xiàn)是為了呈現(xiàn)背后設(shè)計(jì)的原理自己編寫(xiě)的，而不是精簡(jiǎn)Linux中實(shí)現(xiàn)的代碼（例如mutex）。
自旋鎖是Linux中使用非常頻繁的鎖，原理簡(jiǎn)單。
內(nèi)核當(dāng)發(fā)生訪問(wèn)資源沖突的時(shí)候，可以有兩種鎖的解決方案選擇：
Spinlock 是內(nèi)核中提供的一種比較常見(jiàn)的鎖機(jī)制，自旋鎖是“原地等待”的方式解決資源沖突的，即，一個(gè)線程獲取了一個(gè)自旋鎖后，另外一個(gè)線程期望獲取該自旋鎖，獲取不到，只能夠原地“打轉(zhuǎn)”（忙等待）。
由于自旋鎖的這個(gè)忙等待的特性，注定了它使用場(chǎng)景上的限制 —— 自旋鎖不應(yīng)該被長(zhǎng)時(shí)間的持有（消耗 CPU 資源），一般應(yīng)用在中斷上下文。
下面以去銀行辦業(yè)務(wù)為例來(lái)講解。
Linux中針對(duì)每一個(gè)spin lock會(huì)有兩個(gè)計(jì)數(shù)。
分別是next和owner（初始值為0）。進(jìn)程A申請(qǐng)鎖時(shí)，會(huì)判斷next和owner的值是否相等。
如果相等就代表鎖可以申請(qǐng)成功，否則原地自旋。直到owner和next的值相等才會(huì)退出自旋。
假設(shè)進(jìn)程A申請(qǐng)鎖成功，然后會(huì)next加1。
此時(shí)owner值為0，next值為1。
進(jìn)程B也申請(qǐng)鎖，保存next得值到局部變量temp（temp = 1）中。
由于next和owner值不相等，因此原地自旋讀取owner的值，判斷owner和temp是否相等，直到相等退出自旋狀態(tài)。
當(dāng)然next的值還是加1，變成2。
進(jìn)程A釋放鎖，此時(shí)會(huì)將owner的值加1，那么此時(shí)B進(jìn)程的owner和temp的值都是1，因此B進(jìn)程獲得鎖。當(dāng)B進(jìn)程釋放鎖后，同樣會(huì)將owner的值加1。
最后owner和next都等于2，代表沒(méi)有進(jìn)程持有鎖。next就是一個(gè)記錄申請(qǐng)鎖的次數(shù)，而owner是持有鎖進(jìn)程的計(jì)數(shù)值。
（1）進(jìn)程A在某個(gè)系統(tǒng)調(diào)用過(guò)程中訪問(wèn)了共享資源 R?
（2）進(jìn)程B在某個(gè)系統(tǒng)調(diào)用過(guò)程中也訪問(wèn)了共享資源 R 會(huì)不會(huì)造成沖突呢？
假設(shè)在A訪問(wèn)共享資源R的過(guò)程中發(fā)生了中斷，中斷喚醒了沉睡中的，優(yōu)先級(jí)更高的B，在中斷返回現(xiàn)場(chǎng)的時(shí)候，發(fā)生進(jìn)程切換，B啟動(dòng)執(zhí)行，并通過(guò)系統(tǒng)調(diào)用訪問(wèn)了R，如果沒(méi)有鎖保護(hù)，則會(huì)出現(xiàn)兩個(gè)thread進(jìn)入臨界區(qū)，導(dǎo)致程序執(zhí)行不正確。
OK，我們加上spin lock看看如何：
A在進(jìn)入臨界區(qū)之前獲取了spin lock，同樣的，在A訪問(wèn)共享資源R的過(guò)程中發(fā)生了中斷，中斷喚醒了沉睡中的，優(yōu)先級(jí)更高的B，B在訪問(wèn)臨界區(qū)之前仍然會(huì)試圖獲取spin lock，這時(shí)候由于A進(jìn)程持有spin lock而導(dǎo)致B進(jìn)程進(jìn)入了永久的spin……怎么破？
linux的kernel很簡(jiǎn)單，在A進(jìn)程獲取spin lock的時(shí)候，禁止本CPU上的搶占（上面的永久spin的場(chǎng)合僅僅在本CPU的進(jìn)程搶占本CPU的當(dāng)前進(jìn)程這樣的場(chǎng)景中發(fā)生）。
如果A和B運(yùn)行在不同的CPU上，那么情況會(huì)簡(jiǎn)單一些：A進(jìn)程雖然持有spin lock而導(dǎo)致B進(jìn)程進(jìn)入spin狀態(tài)，不過(guò)由于運(yùn)行在不同的CPU上，A進(jìn)程會(huì)持續(xù)執(zhí)行并會(huì)很快釋放spin lock，解除B進(jìn)程的spin狀態(tài)
（1）運(yùn)行在CPU0上的進(jìn)程A在某個(gè)系統(tǒng)調(diào)用過(guò)程中訪問(wèn)了共享資源 R?
（2）運(yùn)行在CPU1上的進(jìn)程B在某個(gè)系統(tǒng)調(diào)用過(guò)程中也訪問(wèn)了共享資源 R?
（3）外設(shè)P的中斷handler中也會(huì)訪問(wèn)共享資源 R 在這樣的場(chǎng)景下，使用spin lock可以保護(hù)訪問(wèn)共享資源R的臨界區(qū)嗎？
我們假設(shè)CPU0上的進(jìn)程A持有spin lock進(jìn)入臨界區(qū)，這時(shí)候，外設(shè)P發(fā)生了中斷事件，并且調(diào)度到了CPU1上執(zhí)行，看起來(lái)沒(méi)有什么問(wèn)題，執(zhí)行在CPU1上的handler會(huì)稍微等待一會(huì)CPU0上的進(jìn)程A，
等它立刻臨界區(qū)就會(huì)釋放spin lock的，但是，如果外設(shè)P的中斷事件被調(diào)度到了CPU0上執(zhí)行會(huì)怎么樣？
CPU0上的進(jìn)程A在持有spin lock的狀態(tài)下被中斷上下文搶占，而搶占它的CPU0上的handler在進(jìn)入臨界區(qū)之前仍然會(huì)試圖獲取spin lock，
悲劇發(fā)生了，CPU0上的P外設(shè)的中斷handler永遠(yuǎn)的進(jìn)入spin狀態(tài)，這時(shí)候，CPU1上的進(jìn)程B也不可避免在試圖持有spin lock的時(shí)候失敗而導(dǎo)致進(jìn)入spin狀態(tài)。
為了解決這樣的問(wèn)題，linux kernel采用了這樣的辦法：如果涉及到中斷上下文的訪問(wèn)，spin lock需要和禁止本 CPU 上的中斷聯(lián)合使用。
linux kernel中提供了豐富的bottom half的機(jī)制，雖然同屬中斷上下文，不過(guò)還是稍有不同。
我們可以把上面的場(chǎng)景簡(jiǎn)單修改一下：
外設(shè)P不是中斷handler中訪問(wèn)共享資源R，而是在的bottom half中訪問(wèn)。
使用spin lock+禁止本地中斷當(dāng)然是可以達(dá)到保護(hù)共享資源的效果，但是使用牛刀來(lái)殺雞似乎有點(diǎn)小題大做，這時(shí)候disable bottom half就OK了
同一種中斷handler之間在uni core和multi core上都不會(huì)并行執(zhí)行，這是linux kernel的特性。
如果不同中斷handler需要使用spin lock保護(hù)共享資源，對(duì)于新的內(nèi)核（不區(qū)分fast handler和slow handler），所有handler都是關(guān)閉中斷的，因此使用spin lock不需要關(guān)閉中斷的配合。
bottom half又分成softirq和tasklet，同一種softirq會(huì)在不同的CPU上并發(fā)執(zhí)行，因此如果某個(gè)驅(qū)動(dòng)中的softirq的handler中會(huì)訪問(wèn)某個(gè)全局變量，
對(duì)該全局變量是需要使用spin lock保護(hù)的，不用配合disable CPU中斷或者bottom half。tasklet更簡(jiǎn)單，因?yàn)橥环Ntasklet不會(huì)多個(gè)CPU上并發(fā)。
我們首先定義描述自旋鎖的結(jié)構(gòu)體arch_spinlock_t。
typedef?struct?{
???union?{
?????????unsigned?int?slock;
?????????struct?__raw_tickets?{
???????????????unsigned?short?owner;?????????
???????????????unsigned?short?next;
???????}?tickets;
??};?
}?arch_spinlock_t;
如上面的原理描述，我們需要兩個(gè)計(jì)數(shù)，分別是owner和next。
slock所占內(nèi)存區(qū)域覆蓋owner和next（據(jù)說(shuō)C語(yǔ)言學(xué)好的都能看得懂）。
下面實(shí)現(xiàn)申請(qǐng)鎖操作 arch_spin_lock。
static?inline?void?arch_spin_lock(arch_spinlock_t?*lock)?{
????????arch_spinlock_t?old_lock;
????????old_lock.slock?=?lock->slock;?????????????????????????????????/*?1?*/?
????????lock->tickets.next++;?????????????????????????????????????????/*?2?*/???????????
????????while?(old_lock.tickets.next?!=?old_lock.tickets.owner)?{?????/*?3?*/
????????????old_lock.tickets.owner?=?lock->tickets.owner;????????????/*?4?*/????????
????????}?
}
釋放鎖的操作就非常簡(jiǎn)單了。還記得上面銀行辦理業(yè)務(wù)的例子嗎？
釋放鎖的操作僅僅是顯示屏上面的排隊(duì)號(hào)加1。我們僅僅需要將owner計(jì)數(shù)加1即可。arch_spin_unlock實(shí)現(xiàn)如下。
static?inline?void?arch_spin_unlock(arch_spinlock_t?*lock)?{
?????????lock->tickets.owner++;?
}
信號(hào)量又稱(chēng)為信號(hào)燈，它是用來(lái)協(xié)調(diào)不同進(jìn)程間的數(shù)據(jù)對(duì)象的，而最主要的應(yīng)用是共享內(nèi)存方式的進(jìn)程間通信。本質(zhì)上，信號(hào)量是一個(gè)計(jì)數(shù)器，它用來(lái)記錄對(duì)某個(gè)資源（如共享內(nèi)存）的存取狀況。
它負(fù)責(zé)協(xié)調(diào)各個(gè)進(jìn)程，以保證他們能夠正確、合理的使用公共資源。它和spin lock最大的不同之處就是：無(wú)法獲取信號(hào)量的進(jìn)程可以睡眠，因此會(huì)導(dǎo)致系統(tǒng)調(diào)度。一般說(shuō)來(lái)，為了獲得共享資源，進(jìn)程需要執(zhí)行下列操作： ?
（1） 測(cè)試控制該資源的信號(hào)量。 ?
（2） 若此信號(hào)量的值為正，則允許進(jìn)行使用該資源。進(jìn)程將信號(hào)量減1。
（3） 若此信號(hào)量為0，則該資源目前不可用，進(jìn)程進(jìn)入睡眠狀態(tài)，直至信號(hào)量值大于0，進(jìn)程被喚醒，轉(zhuǎn)入步驟（1）。 ?
（4） 當(dāng)進(jìn)程不再使用一個(gè)信號(hào)量控制的資源時(shí)，信號(hào)量值加1。如果此時(shí)有進(jìn)程正在睡眠等待此信號(hào)量，則喚醒此進(jìn)程。 ?
維護(hù)信號(hào)量狀態(tài)的是Linux內(nèi)核操作系統(tǒng)而不是用戶(hù)進(jìn)程。
我們可以從頭文件/usr/src/linux/include/linux/sem.h 中看到內(nèi)核用來(lái)維護(hù)信號(hào)量狀態(tài)的各個(gè)結(jié)構(gòu)的定義。信號(hào)量是一個(gè)數(shù)據(jù)集合，用戶(hù)可以單獨(dú)使用這一集合的每個(gè)元素。 ?
信號(hào)量（semaphore）是進(jìn)程間通信處理同步互斥的機(jī)制。是在多線程環(huán)境下使用的一種措施，它負(fù)責(zé)協(xié)調(diào)各個(gè)進(jìn)程，以保證他們能夠正確、合理的使用公共資源。它和spin lock最大的不同之處就是：無(wú)法獲取信號(hào)量的進(jìn)程可以睡眠，因此會(huì)導(dǎo)致系統(tǒng)調(diào)度。
信號(hào)量一般可以用來(lái)標(biāo)記可用資源的個(gè)數(shù)。
舉2個(gè)生活中的例子：
為了記錄可用資源的數(shù)量，我們肯定需要一個(gè)count計(jì)數(shù)，標(biāo)記當(dāng)前可用資源數(shù)量。當(dāng)然還要一個(gè)可以像圖書(shū)管理員一樣的筆記本功能。
用來(lái)記錄等待借書(shū)的同學(xué)。所以，一個(gè)雙向鏈表即可。因此只需要一個(gè)count計(jì)數(shù)和等待進(jìn)程的鏈表頭即可。描述信號(hào)量的結(jié)構(gòu)體如下。
struct?semaphore?{
????unsigned?int?count;
????struct?list_head?wait_list;?
};
在Linux中，每個(gè)進(jìn)程就相當(dāng)于是每個(gè)借書(shū)的同學(xué)。
通知一個(gè)同學(xué)，就相當(dāng)于喚醒這個(gè)進(jìn)程。因此，我們還需要一個(gè)結(jié)構(gòu)體記錄當(dāng)前的進(jìn)程信息（task_struct）。
struct?semaphore_waiter?{
????struct?list_head?list;
????struct?task_struct?*task;?
};
struct semaphore_waiter的list成員是當(dāng)進(jìn)程無(wú)法獲取信號(hào)量的時(shí)候掛入semaphore的wait_list成員。task成員就是記錄后續(xù)被喚醒的進(jìn)程信息。
將當(dāng)前進(jìn)程賦給task，并利用其list成員將該變量的節(jié)點(diǎn)加入到以sem中的wait_list為頭部的一個(gè)列表中，假設(shè)有多個(gè)進(jìn)程在sem上調(diào)用down_interruptible，則sem的wait_list上形成的隊(duì)列如下圖：
(注：將一個(gè)進(jìn)程阻塞，一般的經(jīng)過(guò)是先把進(jìn)程放到等待隊(duì)列中，接著改變進(jìn)程的狀態(tài)，比如設(shè)為T(mén)ASK_INTERRUPTIBLE，然后調(diào)用調(diào)度函數(shù)schedule()，后者將會(huì)把當(dāng)前進(jìn)程從cpu的運(yùn)行隊(duì)列中摘下)?
一切準(zhǔn)備就緒，現(xiàn)在就可以實(shí)現(xiàn)信號(hào)量的申請(qǐng)函數(shù)。
void?down(struct?semaphore?*sem)?{
?????struct?semaphore_waiter?waiter;
?????if?(sem->count?>?0)?{
?????????sem->count--;??/*?1?*/
?????????return;????????????????????????????????????
?????}
?????waiter.task?=?current;??????????????????????????/*?2?*/
?????list_add_tail(&waiter.list,?&sem->wait_list);???/*?2?*/
?????schedule();?????????????????????????????????????/*?3?*/
}
釋放信號(hào)的實(shí)現(xiàn)也是比較簡(jiǎn)單。實(shí)現(xiàn)如下。
void?up(struct?semaphore?*sem)?{
????struct?semaphore_waiter?waiter;
????if?(list_empty(&sem->wait_list))?{
???????sem->count++;??????????????????????????/*?1?*/
???????return;?
????}
????waiter?=?list_first_entry(&sem->wait_list,?struct?semaphore_waiter,?list);?
????list_del(&waiter->list);??????????????????/*?2?*/
????wake_up_process(waiter->task);????????????/*?2?*/
}
不管是自旋鎖還是信號(hào)量在同一時(shí)間只能有一個(gè)進(jìn)程進(jìn)入臨界區(qū)。對(duì)于有些情況，我們是可以區(qū)分讀寫(xiě)操作的。因此，我們希望對(duì)于讀操作的進(jìn)程可以并發(fā)進(jìn)行。對(duì)于寫(xiě)操作只限于一個(gè)進(jìn)程進(jìn)入臨界區(qū)。而這種同步機(jī)制就是讀寫(xiě)鎖。讀寫(xiě)鎖一般具有以下幾種性質(zhì)。
讀寫(xiě)鎖有兩種，一種是信號(hào)量類(lèi)型，另一種是spin lock類(lèi)型。下面以spin lock類(lèi)型講解。
下面我們用廁所模型來(lái)理解讀寫(xiě)鎖。
我發(fā)現(xiàn)公司一般都會(huì)有保潔阿姨打掃廁所。如果以男廁所為例的話，我覺(jué)得男士進(jìn)入廁所就相當(dāng)于讀者進(jìn)入臨界區(qū)。因?yàn)榭梢杂卸鄠€(gè)男士進(jìn)廁所。而保潔阿姨進(jìn)入男士廁所就相當(dāng)于寫(xiě)者進(jìn)入臨界區(qū)。
假設(shè)A男士發(fā)現(xiàn)保潔阿姨不在打掃廁所，就進(jìn)入廁所。隨后B和C同時(shí)也進(jìn)入廁所。
然后保潔阿姨準(zhǔn)備打掃廁所，發(fā)現(xiàn)有男士在廁所里面，因此只能在門(mén)口等待。
ABC都離開(kāi)了廁所。保潔阿姨迅速進(jìn)入廁所打掃。然后D男士去上廁所，發(fā)現(xiàn)保潔阿姨在里面。灰溜溜的出來(lái)了在門(mén)口等著。現(xiàn)在體會(huì)到了寫(xiě)者（保潔阿姨）具有排他性，讀者（男士）可以并發(fā)進(jìn)入臨界區(qū)了吧。
既然我們?cè)试S多個(gè)讀者進(jìn)入臨界區(qū)，因此我們需要一個(gè)計(jì)數(shù)統(tǒng)計(jì)讀者的個(gè)數(shù)。同時(shí)，由于寫(xiě)者永遠(yuǎn)只存在一個(gè)進(jìn)入臨界區(qū)，因此只需要一個(gè)bit標(biāo)記是否有寫(xiě)進(jìn)程進(jìn)入臨界區(qū)。
所以，我們可以將兩個(gè)計(jì)數(shù)合二為一。只需要1個(gè)unsigned int類(lèi)型即可。最高位（bit31）代表是否有寫(xiě)者進(jìn)入臨界區(qū)，低31位（0~30bit）統(tǒng)計(jì)讀者個(gè)數(shù)。
描述讀寫(xiě)鎖只需要1個(gè)變量即可，因此我們可以定義讀寫(xiě)鎖的結(jié)構(gòu)體如下。
typedef?struct?{
????????volatile?unsigned?int?lock;
}?arch_rwlock_t;
既然區(qū)分讀寫(xiě)操作，因此肯定會(huì)有兩個(gè)申請(qǐng)鎖函數(shù)，分別是讀和寫(xiě)。首先，我們看一下read_lock操作的實(shí)現(xiàn)。
static?inline?void?arch_read_lock(arch_rwlock_t?*rw)
{
????????unsigned?int?tmp;
????????do?{
????????????????tmp?=?rw->lock;
????????????????tmp++;????????????????????????????/*?1?*/
????????}?while(tmp?&?(1?<31));?????????????????/*?2?*/
????????rw->lock?=?tmp;
}
當(dāng)讀進(jìn)程離開(kāi)臨界區(qū)的時(shí)候會(huì)調(diào)用read_unlock釋放鎖。read_unlock實(shí)現(xiàn)如下。
static?inline?void?arch_read_unlock(arch_rwlock_t?*rw)
{
????????rw->lock--;
}
遞減讀者計(jì)數(shù)即可。
讀操作看完了，我們看看寫(xiě)操作是如何實(shí)現(xiàn)的。arch_write_lock實(shí)現(xiàn)如下。
static?inline?void?arch_write_lock(arch_rwlock_t?*rw)
{
????????unsigned?int?tmp;
????????do?{
????????????????tmp?=?rw->lock;
????????}?while(tmp);???????????????????????/*?1?*/
????????rw->lock?=?1?<31;?????????????????/*?2?*/
}
當(dāng)寫(xiě)進(jìn)程離開(kāi)臨界區(qū)的時(shí)候會(huì)調(diào)用write_unlock釋放鎖。write_unlock實(shí)現(xiàn)如下。
static?inline?void?arch_write_unlock(arch_rwlock_t?*rw)
{
????????rw->lock?=?0;
}
同樣由于寫(xiě)者是排他的，因此只需要將rw->lock置0即可。代表沒(méi)有任何進(jìn)程進(jìn)入臨界區(qū)。
畢竟是因?yàn)橥粫r(shí)間只能有一個(gè)寫(xiě)者進(jìn)入臨界區(qū)，當(dāng)這個(gè)寫(xiě)者離開(kāi)臨界區(qū)的時(shí)候，肯定是意味著現(xiàn)在沒(méi)有任何進(jìn)程進(jìn)入臨界區(qū)。
以上的代碼實(shí)現(xiàn)其實(shí)會(huì)導(dǎo)致寫(xiě)進(jìn)程餓死現(xiàn)象。
例如，A、B、C三個(gè)進(jìn)程進(jìn)入讀臨界區(qū)，D進(jìn)程嘗試獲得寫(xiě)鎖，此時(shí)只能等待A、B、C三個(gè)進(jìn)程退出臨界區(qū)。如果在推出之前又有F、G進(jìn)程進(jìn)入讀臨界區(qū)，那么將出現(xiàn)D進(jìn)程餓死現(xiàn)象。
互斥體實(shí)現(xiàn)了“互相排斥”（mutual exclusion）同步的簡(jiǎn)單形式（所以名為互斥體(mutex)）。
互斥體禁止多個(gè)線程同時(shí)進(jìn)入受保護(hù)的代碼“臨界區(qū)”（critical section）。因此，在任意時(shí)刻，只有一個(gè)線程被允許進(jìn)入這樣的代碼保護(hù)區(qū)。
任何線程在進(jìn)入臨界區(qū)之前，必須獲取（acquire）與此區(qū)域相關(guān)聯(lián)的互斥體的所有權(quán)。
如果已有另一線程擁有了臨界區(qū)的互斥體，其他線程就不能再進(jìn)入其中。這些線程必須等待，直到當(dāng)前的屬主線程釋放（release）該互斥體。
什么時(shí)候需要使用互斥體呢？
互斥體用于保護(hù)共享的易變代碼，也就是，全局或靜態(tài)數(shù)據(jù)。這樣的數(shù)據(jù)必須通過(guò)互斥體進(jìn)行保護(hù)，以防止它們?cè)诙鄠€(gè)線程同時(shí)訪問(wèn)時(shí)損壞。 ?
前文提到的semaphore在初始化count計(jì)數(shù)的時(shí)候，可以分為計(jì)數(shù)信號(hào)量和互斥信號(hào)量（二值信號(hào)量）。
mutex和初始化計(jì)數(shù)為1的二值信號(hào)量有很大的相似之處。他們都可以用做資源互斥。但是mutex卻有一個(gè)特殊的地方：只有持鎖者才能解鎖。
但是，二值信號(hào)量卻可以在一個(gè)進(jìn)程中獲取信號(hào)量，在另一個(gè)進(jìn)程中釋放信號(hào)量。如果是應(yīng)用在嵌入式應(yīng)用的RTOS，針對(duì)mutex的實(shí)現(xiàn)還會(huì)考慮優(yōu)先級(jí)反轉(zhuǎn)問(wèn)題。
既然mutex是一種二值信號(hào)量，因此就不需要像semaphore那樣需要一個(gè)count計(jì)數(shù)。
由于mutex具有“持鎖者才能解鎖”的特點(diǎn)，所以我們需要一個(gè)變量owner記錄持鎖進(jìn)程。釋放鎖的時(shí)候必須是同一個(gè)進(jìn)程才能釋放。
當(dāng)然也需要一個(gè)鏈表頭，主要用來(lái)便利睡眠等待的進(jìn)程。原理和semaphore及其相似，因此在代碼上也有體現(xiàn)。
mutex的實(shí)現(xiàn)代碼和Linux中實(shí)現(xiàn)會(huì)有差異，但是依然可以為你呈現(xiàn)設(shè)計(jì)的原理。
下面的設(shè)計(jì)代碼更像是部分RTOS中的代碼。mutex和semaphore一樣，我們需要兩個(gè)類(lèi)似的結(jié)構(gòu)體分別描述mutex。
struct?mutex_waiter?{
????????struct?list_head???list;
????????struct?task_struct?*task;
};
struct?mutex?{
????long???owner;
????struct?list_head?wait_list;
};
struct mutex_waiter的list成員是當(dāng)進(jìn)程無(wú)法獲取互斥量的時(shí)候掛入mutex的wait_list鏈表。
首先實(shí)現(xiàn)申請(qǐng)互斥量的函數(shù)。
void?mutex_take(struct?mutex?*mutex)
{
????????struct?mutex_waiter?waiter;
????????if?(!mutex->owner)?{
????????????????mutex->owner?=?(long)current;???????????/*?1?*/
????????????????return;
????????}
????????waiter.task?=?current;
????????list_add_tail(&waiter.list,?&mutex->wait_list);?/*?2?*/
????????schedule();?????????????????????????????????????/*?2?*/
}
互斥量的釋放代碼實(shí)現(xiàn)也同樣和semaphore有很多相似之處。
int?mutex_release(struct?mutex?*mutex)
{
????????struct?mutex_waiter?*waiter;
????????if?(mutex->owner?!=?(long)current)?????????????????????????/*?1?*/
????????????????return?-1;
????????if?(list_empty(&mutex->wait_list))?{
????????????????mutex->owner?=?0;??????????????????????????????????/*?2?*/
????????????????return?0;
????????}
????????waiter?=?list_first_entry(&mutex->wait_list,?struct?mutex_waiter,?list);
????????list_del(&waiter->list);
????????mutex->owner?=?(long)waiter->task;?????????????????????????/*?3?*/
????????wake_up_process(waiter->task);?????????????????????????????/*?4?*/
????????return?0;
}?
end
一口Linux?
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