struct semaphore
{
atomic_t count;
int sleepers;
wait_queue_head_t wait;
};
 

相應的down()函數為:

static inline void down(struct semaphore*sem)
{
/* 1 */sem->count--; //為原子操作
if(sem->count<0)
{
struct task_struct *tsk = current;
DECLARE_WAITQUEUE(wait, tsk);
tsk->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;
add_wait_queue_exclusive(&sem->wait, &wait);
spin_lock_irq(&semaphore_lock);
/* 2 */ sem->sleepers++;
for (;;) {
int sleepers = sem->sleepers;
/*
* Add "everybody else" into it. They aren't
* playing, because we own the spinlock.
*/
/* 3 */ if (!atomic_add_negative(sleepers - 1, &sem->count)) {
/* 4 */ sem->sleepers = 0; //這時sem->count=0
break;
}
/* 4 */ sem->sleepers = 1; /* us - see -1 above */ // 這時sem
->count
=-1
spin_unlock_irq(&semaphore_lock);
schedule();
tsk->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;
spin_lock_irq(&semaphore_lock);
}
spin_unlock_irq(&semaphore_lock);
remove_wait_queue(&sem->wait, &wait);
tsk->state = TASK_RUNNING;
wake_up(&sem->wait);
}
}
 

相應的up()函數為:

void up(struct semaphore*sem)
{
sem->count++; //為原子操作
if(sem->count<=0)
{
//喚醒等待隊列中的一個符合條件的進程（因為每個進程都加了TASK_EXCLUSIVE標志）
。
};
 

假設開始時，count=1;sleepers=0。當進程A執行down()時，引用計數count--，如果這時它的值大于等于0，則從down()中直接返回。如果count少于0，則A的state改為TASK_INTERRUPTIBLE后進入這個信號量的等待隊列中，同時使sleepers++;然后重新計算count=sleepers - 1 + count,若這時引用計數仍小于0（一般情況下應為-1，因為count = - sleepers,不過在SMP結構中，期間別的進程可能執行了up()和down()從而使得引用計數的值可能變化），則執行進程切換。

當進程A又獲得機會運行時，它先執行wake_up(&sem->wait)操作，喚醒等待隊列里的一個進程，接著它進入臨界區，從臨界區出來時執行up()操作，使sem->count++,（如果進程A是從down()中直接返回，因為這時等待隊列一定為空，所以它不用執行wake_up()操作，直接進入臨界區，在從臨界區出來時一樣執行up()操作，使 sem->count++）。這時如果count的值小于等于0，這表明在它在臨界區期間又有一個進程（可能就是它進入臨界區時喚醒的那個進程）進入睡眠了，則執行wake_up()操作，反之，如果count的值已經大于0，這表明在它在臨界區期間沒有別的進程（包括在它進入臨界區時被它喚醒過的那個進程）進入睡眠，那么它就可以直接返回了。

從被喚醒的那個進程看看，如果在喚醒它的進程沒執行up()之前它就得到了運行機會，這時它又重新計算count=sleepers - 1 + count=-1；從而sleepers被賦值1；這時它又必須進行調度讓出運行的機會給別的進程，自己去睡眠。這正是發生在喚醒它的進程在臨界區時運行的時候。如果是在喚醒它的進程執行了up()操作后它才得到了運行機會，而且在喚醒它的進程在臨界區期間時沒別的進程執行down()，則count的值在進程執行up()之前依然為0，這時在up()里面就不必要再執行wake_up()函數了。可以通過一個例子來說明具體的實現。設開始sem->count=sem->sleepers=0。也就是有鎖但無等待隊列 （一個進程已經在運行中）。先后分別進行3個down()操作，和3個up()操作，如下：為了闡述方便，只保留了一些會改變sleepers和count值的步驟，并且遵循從左到右依次進行的原則。

down1:
count(0->-1),sleepers(0->1),sleepers-1+count(-1),count(-1),sleepers(1),調度
down2:
count(-1->-2),sleepers(1->2),sleepers-1+count(-1),count(-1),sleepers(1),調度

down3:
count(-1->-2),sleepers(1->2),sleepers-1+count(-1),count(-1),sleepers(1),調度
 

up1:
count(-1->0),喚醒一個睡眠進程（設為1）,（進程1得到機會運行）
sleepers-1+count(0),count(0),sleepers(0),break,
喚醒另一個睡眠進程（設為2），（進程2得到機會運行）
sleepers-1+count(-1),count(-1),sleepers(1),
調度（沒達到條件，又得睡覺）也可能是這樣的：
up1`:
count(-1->0),喚醒一個睡眠進程（設為1）,（進程1得到機會運行）
sleepers-1+count(0),count(0),sleepers(0),break,
喚醒另一個睡眠進程（設為2），進程2在以后才得到機會運行）
up2:
count(-1->0),（因為count<=0）喚醒一個睡眠進程（設為2）,進程2得到機會運行）
sleepers-+count(0) , count(0) , sleepers(0) ,break,
喚醒另一個睡眠進程（設為3），進程3得到機會運行）
sleepers-1+count(-1),count(-1),sleepers(1),
調度（沒達到條件，又得睡覺）對應上面的1`：
up2`:
count(0->1),（因為count>0,所以直接返回）進程2得到機會運行）
sleepers-1+count(0),count(0),sleepers(0),break,
喚醒另一個睡眠進程，（設為3）
up3:
count(-1->0),（因為count<=0）喚醒一個睡眠進程（設為3）,進程3得到機會運行）
sleepers-1+count(0),count(0),sleepers(0),break,
喚醒另一個睡眠進程（這時隊列里沒進程了）
進程3運行結束，執行up(), 使count =1 ,這時變成沒鎖狀態 ）
對應上邊的2`：
up3`:
count(0->1),（因為count>0,所以直接返回）進程3得到機會運行）
sleepers-1+count(0),count(0),sleepers(0),break,
喚醒另一個睡眠進程（這時隊列里沒進程了）
進程3運行結束，執行up(), 使count =1 ,這時變成沒鎖狀態 ）
 

當然，還有另一種情況，就是up()操作和down()操作是交*出現的，一般的規律就是，如果進程在臨界區期間又有進程（無論是哪個進程，新來的還是剛被喚醒的那個）進入睡眠，就會令count的值從0變為-1，從而進程在從臨界區出來執行up()里就必須執行一次wake_up()，以確保所有的進程都能被喚醒，因為多喚醒幾個是沒關系的。如果進程在臨界區期間沒有別的進程進入睡眠，則從臨界區出來執行up()時就用不著去執行wake_up()了（當然，執行了也沒什么影響，不過多余罷了）。而為什么要把wake_up()和count++分開呢，可以從上面的up1看出來，例如，進程2第一次得到機會運行時，本來這時喚醒它的進程還沒執行up()的，但有可能其它進程執行了up()了，所以真有可能會發現count==1的情況，這時它就真的不用睡覺了，令count=sleepers=0，就可以接著往下執行了。還可看出一點，一般的，( count ,sleepers)的值的取值范圍為(n ,0)[n>0] 和(0 ,0)和 (1 ,-1)。下邊看看spin_lock機制。

Spin_lock采用的方式是讓一個進程運行，另外的進程忙等待，由于在只有一個cpu的機器(UP)上微觀上只有一個進程在運行。所以在UP中，spin_lock和spin_unlock就都是空的了。在SMP中，spin_lock()和spin_unlock()定義如下：

typedef struct {
volatile unsigned int lock;
} spinlock_t;
static inline void spin_lock(spinlock_t *lock)
{
__asm__ __volatile__(
"\n1:\t"
"lock ; decb %0\n\t"
"js 2f\n" //lock->lock< 0 ,jmp 2 forward
".section .text.lock,\"ax\"\n"
"2:\t"
"cmpb $0,%0\n\t" //wait lock->lock==1
"rep;nop\n\t"
"jle 2b\n\t"
"jmp 1b\n"
".previous"
:"=m" (lock->lock) : : "memory");
}
static inline void spin_unlock(spinlock_t *lock)
{
__asm__ __volatile__(
"movb $1,%0"
:"=m" (lock->lock) : : "memory"); //lock->lock=1
}
 

一般是如此使用:

#define SPIN_LOCK_UNLOCKED (spinlock_t) { 1 }
spinlock_t xxx_lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;
spin_lock_(&xxx_lock)
...
critical section
...
spin_unlock (&xxx_lock)
 
可以看出，它和semaphore機制解決的都是兩個進程的互斥問題，都是讓一個進程退出臨界區后另一個進程才進入的方法，不過sempahore機制實行的是讓進程暫時讓出CPU，進入等待隊列等待的策略，而spin_lock實行的卻是卻進程在原地空轉，等著另一個進程結束的策略。

下邊考慮中斷對臨界區的影響。要互斥的還有進程和中斷服務程序之間。當一個進程在執行一個臨界區的代碼時，可能發生中斷，而中斷函數可能就會調用這個臨界區的代碼，不讓它進入的話就會產生死鎖。這時一個有效的方法就是關中斷了。

#define local_irq_save(x) __asm__ __volatile__("pushfl ; popl %0 ;
cli":
"=g" (x): /* no input */ :"memory")
#define local_irq_restore(x) __asm__ __volatile__("pushl %0 ; popfl": /*
no
output */ :"g" (x):"memory")
#define local_irq_disable() __asm__ __volatile__("cli": : :"memory")
#define local_irq_enable() __asm__ __volatile__("sti": : :"memory")
#define cpu_bh_disable(cpu) do { local_bh_count(cpu)++; barrier(); } while (0)
#define cpu_bh_enable(cpu) do { barrier(); local_bh_count(cpu)--; } while (0)
#define local_bh_disable() cpu_bh_disable(smp_processor_id())
#define local_bh_enable() cpu_bh_enable(smp_processor_id())
 

對于UP來說，上面已經是足夠了，不過對于SMP來說，還要防止來自其它cpu的影響，這時解決的方法就可以把上面的spin_lock機制也綜合進來了。

#define spin_lock_irqsave(lock, flags) do {
local_irq_save(flags); sp
in_lock(lock); } while (0)
#define spin_lock_irq(lock) do { local_irq_disable();
spin_lock(lo
ck); } while (0)
#define spin_lock_bh(lock) do { local_bh_disable();
spin_lock(loc
k); } while (0)
#define spin_unlock_irqrestore(lock, flags) do { spin_unlock(lock); local_i
rq_restore(flags); } while (0)
#define spin_unlock_irq(lock) do { spin_unlock(lock);
local_irq_enable();
} while (0)
#define spin_unlock_bh(lock) do { spin_unlock(lock);
local_bh_enable();
} while (0)
 

前面說過，對于UP來說，spin_lock（）是空的，所以以上的定義就一起適用于UP 和SMP的情形了。

read_lock_irqsave(lock, flags) , read_lock_irq(lock),
read_lock_bh(lock) 和
write_lock_irqsave(lock, flags) , write_lock_irq(lock),
write_lock_bh(lock
)
 關鍵字：同步、互斥、SMP