rw_semaphoree

设计思想

基本

• 读与读不互斥；
• 读与写互斥；
• 写与写互斥；

等待机制

• 读只有睡眠等待
• 写有忙等待，与睡眠等待；

唤醒

• 读：唤醒链表上的读进程，直到遇到一个写进程为止；
• 写：一次只能唤醒一个写者

count计数:（不保证完全正确）

概述

通过count标识锁的状态；

• 空闲状态：(0,0)
• 等待队列存在waiter：#define RWSEM_WAITING_BIAS (-RWSEM_ACTIVE_MASK-1)
• 只通过RWSEM_WAITING_BIAS标识存在waiter，不标识有多少个waiter；
• 标识存在写或读的：#define RWSEM_ACTIVE_BIAS 0x00000001L
  • 标识存在读：(0, 1)
  • 标识存在写：(-1, 1)

设计思想

• 可以看作一个二元组(x,y)，(0,0)标识空闲;
• 1（RWSEM_ACTIVE_BIAS）标识存在读或写，为了区分读或者写通过二元组的x标识；

注释中的count：

• 0x00000000：锁空闲
• 0x0000000X：只有x个读
• 0xffff000X：（-1，x）模型，-1表示有写，x表示有读；
  • 所以可能是有x-1个读获取锁，有1个写；
  • 1个写获取锁，x-1个读在等待；
• 0xffff0001：（-1，1）
  • 只有一个写；
• 0xfffe0001：（-2，1）；有一个写，又进入一个写waiter，太巧妙了这值；（-65535 - 65536，背后的数学逻辑？）

代码解读：

获取读锁：__down_read

主要路径：

• 尝试获取锁：atomic_long_inc_return_acquire
• 获取锁失败进入失败路径：rwsem_down_read_failed
• 读锁只有加入等待队列睡眠路径，所以有以下代码：
  • 加入等待队列：list_add_tail(&waiter.list, &sem->wait_list);
  • 判断锁是否获取没：!waiter.task
  • 睡眠等待：schedule();

一个特殊路径：

可以看见主要路径很符合预期，就是：获取锁，获取锁失败，加入等待队列睡眠等待获取锁；
猜测是作者实验测试的过程中，发现了一个可以优化的点，在正式睡眠之前判断了一次当前锁是否空闲,如果空闲就要唤醒等待队列中睡眠的进程，于是就有了如下代码：

	if (count == RWSEM_WAITING_BIAS ||	/* 只有RWSEM_WAITING_BIAS，表示写锁已经释放了 */
	    (count > RWSEM_WAITING_BIAS &&	/* -65536 */	/* 存在的情况是：有一个写着，一个读者代码走到这里的过程中，如果又有锁进来了，并且其他的锁还没有走到atomic_long_add_return把之前加的值减回去 */
	     adjustment != -RWSEM_ACTIVE_READ_BIAS))	/* != -1 */	/* 理解是限制个数，比如又65535个锁，这里值就刚好是-1了，不知道理解对不对 */
		__rwsem_mark_wake(sem, RWSEM_WAKE_ANY, &wake_q);    /* 把waiter加入唤醒队列 */

获取写锁：__down_write

主要路径

• 获取锁：atomic_long_add_return_acquire(RWSEM_ACTIVE_WRITE_BIAS,
• 获取锁失败进入失败路径：rwsem_down_write_failed
• 乐观自旋获取锁：rwsem_optimistic_spin
• 加入等待队列睡眠等待：
  • 尝试获取锁:rwsem_try_write_lock(count, sem)
  • 睡眠等待：schedule;

特殊路径：

估计也是作者实验的过程中发现的，也加了一些特殊处理：
正式睡眠之前检测等待队列是否为空，检测此时写锁是否释放了，如果写锁释放了唤醒读者，代码如下：

		if (count > RWSEM_WAITING_BIAS) {	/* 如果此时的计数大于0，证明写释放锁了， */
			__rwsem_mark_wake(sem, RWSEM_WAKE_READERS, &wake_q);	/* 唤醒读者 */

为什么只对读进行了判断，如果此时的wait是写呢？
代码里面没有对写进行特殊处理，估计让写走正常路径获取把

释放锁：rwsem_wake

无论是读还是写都会调用到该函数；

• 唤醒等待队列中的wait：__rwsem_mark_wake(sem, RWSEM_WAKE_ANY, &wake_q);
  做了一个特殊处理：

	if (rwsem_has_spinner(sem)) {
		if (!raw_spin_trylock_irqsave(&sem->wait_lock, flags))	/* 获取锁 */
			return sem;	/* 没有获取到锁直接返回 */
		goto locked;	/* 获取到锁 */
	}

认为存在自旋获取锁时，wait_lock获取很难，为了不浪费这点时间，就直接返回了？？没太看懂