进程的互斥与P、V操作

一、临界资源

什么是临界资源：任何时候只允许一个进程使用的资源为临界资源。

什么是临界区：访问临界资源的代码段为临界区。

例如：
代码段1  

 代码段2   

为临界区，count为临界资源。

对临界资源的访问必须满足以下条件：
一次只能有一个进程进入，其他进程等待。
进入者必须在有限时间内退出。
等待者应该有机会进入。

二、信号量

信号量的结构模型：(S,Q)
在2.4.x内核中，信号量数据结构定义为(include/asm/semaphore.h)：  

信号量操作：
1) 初始化
2) P操作
a) S--
b) if(S < 0) 在Q队列中睡眠
     else 进入
3) V操作
a) S++
b) if(S <= 0) 唤醒一睡眠进程(等待队列中有进程在睡眠)
     else 继续
P操作可以理解为申请资源，V操作可以理解为释放资源，在2.4.x内核semaphore结构中，count是资源计数，为正数或0时表示可用资源数，-1表示没有空闲资源且有等待进程，至于等待进程的数量并不关心，实现中依赖了sleepers，比较复杂，但好处是是up操作非常简单，只需汇编原子地将count加1，如果小于等于0表示有进程等待，调用__up_wakeup() --> __up()，否则返回。linux中的实现可以到arch/i386/kernel/semaphore.c中看到(2.4.x kernel)，__down()和__up()。

信号量实现：
用ITRON的一个简单实现<An ITRON Implementation>做为例子。我粗略地看了一下代码，关于信号量(semaphore)的P/V操作，有计数器控制和等待队列。
SEMCB（semaphore control block）结构中有id，队列，计数器等成员。 

注：V操作中S先加1再判断是否小于等于0和先判断是否小于0再加1是等价的。
注：在这个实现中，semcnt值不仅正负分别表示资源空闲或有进程等待，其绝对值也是有意义的，为负时值代表等待的进程数，为正或零时值代表空闲的资源数。

三、同步互斥模型

S=1

A 

B 

生产者消费者问题
(生产者计算生成数，消费者打印之。)

1个生产者1个消费者，缓冲buf为1
2个信号量实现模型：put = 1 get = 0

A 

B 

1个生产者2个消费者，缓冲buf为1(2个消费者一个打印奇数一个打印偶数)
3个信号量实现模型：put = 1 getj = 0 geto = 0

A 

B 

C 

这个模型比较直观，但是用了3个信号量。在计算出x后判断其奇偶再"V"不同的信号量。
如果只使用2个信号量如何实现，生产者计算出x后直接"V"一个信号量，2个消费者取出后判断是否打印还是不于理会。
2个信号量实现模型：put = 1 get = 0

A 

B 

 C

1个生产者1个消费者，缓冲buf为m
2个信号量实现模型：put = m get = 0

A 

 B 

N个生产者M个消费者，缓冲buf为m
4个信号量实现模型：put = m get = 0 T = 1 K = 1

A 

B 

 
四、删除一个信号量

删除一个信号量，系统应该释放一些资源。如果无进程在等待此信号量，处理比较简单。
如果有进程在等待此信号量，如何处理这些进程，有人说kill，但我看到的一个实现是唤醒。
除进程之外，这个等待队列也需要释放，否则会造成内存泄露。
不仅是删除一个信号量，在系统中当删除某个资源时，会释放等待队列的所有task。

OS_DelFlag --|
OS_DelMessageBuffer --|--> call wait_delete(QUEUE *) --> OS_DelSemaphore --| 

五、由来

为什么敲打这么个东西。因为有个自主实现的基于ITRON的OS需要测试。在测试其信号量资源时我补充了一个测试用例，即当有进程在等待一个信号量时删除此信号量系统会有如何反应。基于此，先给测试人员做了presentation介绍信号量及同步互斥模型。然后粗略地看了看linux 2.4.x，ITRON和ucLinux三个系统的P/V操作和删除信号量的实现。因工作繁忙没有深入研究，简单整理一下用了两个小时边解bug边偷闲着输入完。然后steedhorse帮忙做了检查，经过了一个小时的讨论，改了一些错误，在此感谢。
有的问题我不是很清楚，希望看了后能提出来大家讨论。

非抢占（Non-Preemptive）内核中如果任务不主动放弃，就不会被其他的高优先极任务抢掉对于CPU的控制。一个ISR可以使一个更高优先级的任务进入等待运行状态，但ISR总是返回被中断的任务。如图：

①低优先级任务（LPT）执行；
②低优先级任务被中断；
③执行中断服务例程，使高优先级任务（HPT）就绪；
④中断服务例程返回到被中断的低优先级任务；
⑤低优先级任务继续执行；
⑥低优先级任务放弃CPU；
⑦高优先级任务运行。
这个比较简单，而非抢占内核的其他优点也都好理解。可书上有这么一句话：非抢占内核的一个优点是中断等待时间通常比较低。什么是中断等待时间？
往后翻10页，书上又写：中断等待时间=中断被禁止的最长时间量+在ISR中开始执行第一个指令的时间。
这个式子我看了大约五分钟。又翻回前面那句话反复默念。然后我决定认为自己理解了。一个任务在执行，收到一个中断，而这时中断有可能是被禁止的，一直到中断重新被打开，CPU保存现场环境到堆栈，跳转到ISR。所谓“中断被禁止的最长时间”的意思是从收到中断到开中断这一段时间。而保存CPU现场后才开始执行ISR，那么保存现场的这个时间是不是包含在中断等待时间内？从上面的式子看是的。
但是又来个式子：中断响应时间=中断等待时间+保存CPU状态的时间（非抢占内核）。

糊涂了，什么是“在ISR中开始执行第一个指令的时间”？
问题出在哪？出在ISR。开中断后，ISR即接管，保存现场的动作是ISR做的，中断等待时间就是从收到中断到ISR接管的时间，然后保存现场，然后开始执行用户代码，到这时是中断响应时间。对于抢占内核，保存完现场后要调用一个内核函数，通知内核一个ISR在处理并允许内核记录中断嵌套的情况，所以前面说，非抢占内核的一个优点是中断等待时间通常比较低。

非抢占内核最大的问题是响应时间。一个就绪的高优先级任务可能要等待不可预期的一段时间才能运行，所以实时内核多是抢占内核。如图是抢占内核的情况：

①低优先级任务执行；
②异步事件使任务中断；
③响应异步事件，运行中断服务例程，使高优先级任务就绪；
④中断服务例程返回到高优先级任务；
⑤高优先级任务执行，直到它被中断转向执行优先级更高的任务；
⑥高优先级任务结束，内核切换到低优先级任务；
⑦低优先级任务继续执行。 

文件访问权限附加标记（用在可执行文件）。
suid（set user id）：进程执行一个文件时通常保持进程拥有者的UID。如果设置了suid标志位，进程就获得了该文件拥有者的UID。
sguid（set group id）：进程执行一个文件时保持进程组的GID。如果折纸了sgid标志位，进程就获得了该文件组的ID。
当进程创建一个文件时，文件拥有者的ID就是该进程的UID。其组ID既可以是进程创建者的GID，也可以是父目录的GID，取决于父目录sgid标志位的值。

Unix的每个进程都有一个当前的工作目录，它属于进程执行上下文（execution context）。

不允许给目录创建hard link，这可能会把目录树变为环形图，从而不能定位文件。

只同一文件系统中的文件间可创建hard link。

MIPS体系结构具有独立的指令缓存和数据缓存。CPU可同时获取指令和读写内存变量。