http://ftp.gnu.org/pub/gnu/glibc/glibc-2.3.5.tar.gz
首先说数据结构：
typedef union
{
struct
{
int __lock
unsigned int __count
int __owner
unsigned int __nusers
/* KIND must stay at this position in the structure to maintain
binary compatibility. */
int __kind
int __spins
} __data
char __size[__SIZEOF_PTHREAD_MUTEX_T]
long int __align
} pthread_mutex_t
int __lock 资源竞争引用计数
int __kind锁类型，init 函数中mutexattr 参数传递，该参数可以为NULL，一般为 PTHREAD_MUTEX_NORMAL
结构体其他元素暂时不了解，以后更新。
/*nptl/pthread_mutex_init.c*/
int
__pthread_mutex_init (mutex, mutexattr)
pthread_mutex_t *mutex
const pthread_mutexattr_t *mutexattr
{
const struct pthread_mutexattr *imutexattr
assert (sizeof (pthread_mutex_t) <= __SIZEOF_PTHREAD_MUTEX_T)
imutexattr = (const struct pthread_mutexattr *) mutexattr ?: &default_attr
/* Clear the whole variable. */
memset (mutex, '\0', __SIZEOF_PTHREAD_MUTEX_T)
/* Copy the values from the attribute. */
mutex->__data.__kind = imutexattr->mutexkind &~0x80000000
/* Default values: mutex not used yet. */
// mutex->__count = 0 already done by memset
// mutex->__owner = 0 already done by memset
// mutex->__nusers = 0 already done by memset
// mutex->__spins = 0 already done by memset
return 0
}
init函数就比较简单了，将mutex结构体清零，设置结构体中__kind属性。
/*nptl/pthread_mutex_lock.c*/
int
__pthread_mutex_lock (mutex)
pthread_mutex_t *mutex
{
assert (sizeof (mutex->__size) >= sizeof (mutex->__data))
pid_t id = THREAD_GETMEM (THREAD_SELF, tid)
switch (__builtin_expect (mutex->__data.__kind, PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP))
{
…
default:
/* Correct code cannot set any other type. */
case PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP:
simple:
/* Normal mutex. */
LLL_MUTEX_LOCK (mutex->__data.__lock)
break
…
}
/* Record the ownership. */
assert (mutex->__data.__owner == 0)
mutex->__data.__owner = id
#ifndef NO_INCR
++mutex->__data.__nusers
#endif
return 0
}
该函数主要是调用LLL_MUTEX_LOCK， 省略部分为根据mutex结构体__kind属性不同值做些处理。
宏定义函数LLL_MUTEX_LOCK最终调用，将结构体mutex的__lock属性作为参数传递进来
#define __lll_mutex_lock(futex) \
((void) ({ \
int *__futex = (futex) \
if (atomic_compare_and_exchange_bool_acq (__futex, 1, 0) != 0) \
__lll_lock_wait (__futex) \
}))
atomic_compare_and_exchange_bool_acq (__futex, 1, 0)宏定义为：
#define atomic_compare_and_exchange_bool_acq(mem, newval, oldval) \
({ __typeof (mem) __gmemp = (mem) \
__typeof (*mem) __gnewval = (newval) \
\
*__gmemp == (oldval) ? (*__gmemp = __gnewval, 0) : 1})
这个宏实现的功能是：
如果mem的值等于oldval，则把newval赋值给mem，放回0，否则不做任何处理，返回1.
由此可以看出，当mutex锁限制的资源没有竞争时，__lock 属性被置为1，并返回0，不会调用__lll_lock_wait (__futex)当存在竞争时，再次调用lock函数，该宏不做任何处理，返回1，调用__lll_lock_wait (__futex)
void
__lll_lock_wait (int *futex)
{
do
{
int oldval = atomic_compare_and_exchange_val_acq (futex, 2, 1)
if (oldval != 0)
lll_futex_wait (futex, 2)
}
while (atomic_compare_and_exchange_bool_acq (futex, 2, 0) != 0)
}
atomic_compare_and_exchange_val_acq (futex, 2, 1)宏定义：
/* The only basic operation needed is compare and exchange. */
#define atomic_compare_and_exchange_val_acq(mem, newval, oldval) \
({ __typeof (mem) __gmemp = (mem) \
__typeof (*mem) __gret = *__gmemp \
__typeof (*mem) __gnewval = (newval) \
\
if (__gret == (oldval)) \
*__gmemp = __gnewval \
__gret})
这个宏实现的功能是，当mem等于oldval时，将mem置为newval，始终返回mem原始值。
此时，futex等于1，futex将被置为2，并且返回1. 进而调用
lll_futex_wait (futex, 2)
#define lll_futex_timed_wait(ftx, val, timespec) \
({ \
DO_INLINE_SYSCALL(futex, 4, (long) (ftx), FUTEX_WAIT, (int) (val), \
(long) (timespec)) \
_r10 == -1 ? -_retval : _retval \
})
该宏对于不同的平台架构会用不同的实现，采用汇编语言实现系统调用。不过确定的是调用了Linux kernel的futex系统调用。
futex在linux kernel的实现位于：kernel/futex.c
SYSCALL_DEFINE6(futex, u32 __user *, uaddr, int, op, u32, val,
struct timespec __user *, utime, u32 __user *, uaddr2,
u32, val3)
{
struct timespec ts
ktime_t t, *tp = NULL
u32 val2 = 0
int cmd = op &FUTEX_CMD_MASK
if (utime &&(cmd == FUTEX_WAIT || cmd == FUTEX_LOCK_PI ||
cmd == FUTEX_WAIT_BITSET ||
cmd == FUTEX_WAIT_REQUEUE_PI)) {
if (copy_from_user(&ts, utime, sizeof(ts)) != 0)
return -EFAULT
if (!timespec_valid(&ts))
return -EINVAL
t = timespec_to_ktime(ts)
if (cmd == FUTEX_WAIT)
t = ktime_add_safe(ktime_get(), t)
tp = &t
}
/*
* requeue parameter in 'utime' if cmd == FUTEX_*_REQUEUE_*.
* number of waiters to wake in 'utime' if cmd == FUTEX_WAKE_OP.
*/
if (cmd == FUTEX_REQUEUE || cmd == FUTEX_CMP_REQUEUE ||
cmd == FUTEX_CMP_REQUEUE_PI || cmd == FUTEX_WAKE_OP)
val2 = (u32) (unsigned long) utime
return do_futex(uaddr, op, val, tp, uaddr2, val2, val3)
}
futex具有六个形参，pthread_mutex_lock最终只关注了前四个。futex函数对参数进行判断和转化之后，直接调用do_futex。
long do_futex(u32 __user *uaddr, int op, u32 val, ktime_t *timeout,
u32 __user *uaddr2, u32 val2, u32 val3)
{
int clockrt, ret = -ENOSYS
int cmd = op &FUTEX_CMD_MASK
int fshared = 0
if (!(op &FUTEX_PRIVATE_FLAG))
fshared = 1
clockrt = op &FUTEX_CLOCK_REALTIME
if (clockrt &&cmd != FUTEX_WAIT_BITSET &&cmd != FUTEX_WAIT_REQUEUE_PI)
return -ENOSYS
switch (cmd) {
case FUTEX_WAIT:
val3 = FUTEX_BITSET_MATCH_ANY
case FUTEX_WAIT_BITSET:
ret = futex_wait(uaddr, fshared, val, timeout, val3, clockrt)
break
…
default:
ret = -ENOSYS
}
return ret
}
省略部分为对其他cmd的处理，pthread_mutex_lock函数最终传入的cmd参数为FUTEX_WAIT，所以在此只关注此分之，分析futex_wait函数的实现。
static int futex_wait(u32 __user *uaddr, int fshared,
u32 val, ktime_t *abs_time, u32 bitset, int clockrt)
{
struct hrtimer_sleeper timeout, *to = NULL
struct restart_block *restart
struct futex_hash_bucket *hb
struct futex_q q
int ret
… … //delete parameters check and convertion
retry:
/* Prepare to wait on uaddr. */
ret = futex_wait_setup(uaddr, val, fshared, &q, &hb)
if (ret)
goto out
/* queue_me and wait for wakeup, timeout, or a signal. */
futex_wait_queue_me(hb, &q, to)
… … //other handlers
return ret
}
futex_wait_setup 将线程放进休眠队列中，
futex_wait_queue_me(hb, &q, to)将本线程休眠，等待唤醒。
唤醒后，__lll_lock_wait函数中的while (atomic_compare_and_exchange_bool_acq (futex, 2, 0) != 0)语句将被执行，由于此时futex在pthread_mutex_unlock中置为0，所以atomic_compare_and_exchange_bool_acq (futex, 2, 0)语句将futex置为2，返回0. 退出循环，访问用户控件的临界资源。
/*nptl/pthread_mutex_unlock.c*/
int
internal_function attribute_hidden
__pthread_mutex_unlock_usercnt (mutex, decr)
pthread_mutex_t *mutex
int decr
{
switch (__builtin_expect (mutex->__data.__kind, PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP))
{
… …
default:
/* Correct code cannot set any other type. */
case PTHREAD_MUTEX_TIMED_NP:
case PTHREAD_MUTEX_ADAPTIVE_NP:
/* Normal mutex. Nothing special to do. */
break
}
/* Always reset the owner field. */
mutex->__data.__owner = 0
if (decr)
/* One less user. */
--mutex->__data.__nusers
/* Unlock. */
lll_mutex_unlock (mutex->__data.__lock)
return 0
}
省略部分是针对不同的__kind属性值做的一些处理，最终调用 lll_mutex_unlock。
该宏函数最终的定义为：
#define __lll_mutex_unlock(futex) \
((void) ({ \
int *__futex = (futex) \
int __val = atomic_exchange_rel (__futex, 0) \
\
if (__builtin_expect (__val >1, 0)) \
lll_futex_wake (__futex, 1) \
}))
atomic_exchange_rel (__futex, 0)宏为：
#define atomic_exchange_rel(mem, value) \
(__sync_synchronize (), __sync_lock_test_and_set (mem, value))
实现功能为：将mem设置为value，返回原始mem值。
__builtin_expect (__val >1, 0) 是编译器优化语句，告诉编译器期望值，也就是大多数情况下__val >1 ？是0，其逻辑判断依然为if(__val >1)为真的话执行 lll_futex_wake。
现在分析，在资源没有被竞争的情况下，__futex 为1，那么返回值__val则为1，那么 lll_futex_wake (__futex, 1) 不会被执行，不产生系统调用。 当资源产生竞争的情况时，根据对pthread_mutex_lock 函数的分析，__futex为2， __val则为2，执行 lll_futex_wake (__futex, 1)从而唤醒等在临界资源的线程。
lll_futex_wake (__futex, 1)最终会调动同一个系统调用，即futex, 只是传递的cmd参数为FUTEX_WAKE。
在linux kernel的futex实现中，调用
static int futex_wake(u32 __user *uaddr, int fshared, int nr_wake, u32 bitset)
{
struct futex_hash_bucket *hb
struct futex_q *this, *next
struct plist_head *head
union futex_key key = FUTEX_KEY_INIT
int ret
if (!bitset)
return -EINVAL
ret = get_futex_key(uaddr, fshared, &key)
if (unlikely(ret != 0))
goto out
hb = hash_futex(&key)
spin_lock(&hb->lock)
head = &hb->chain
plist_for_each_entry_safe(this, next, head, list) {
if (match_futex (&this->key, &key)) {
if (this->pi_state || this->rt_waiter) {
ret = -EINVAL
break
}
/* Check if one of the bits is set in both bitsets */
if (!(this->bitset &bitset))
continue
wake_futex(this)
if (++ret >= nr_wake)
break
}
}
spin_unlock(&hb->lock)
put_futex_key(fshared, &key)
out:
return ret
}
该函数遍历在该mutex上休眠的所有线程，调用wake_futex进行唤醒，
static void wake_futex(struct futex_q *q)
{
struct task_struct *p = q->task
/*
* We set q->lock_ptr = NULL _before_ we wake up the task. If
* a non futex wake up happens on another CPU then the task
* might exit and p would dereference a non existing task
* struct. Prevent this by holding a reference on p across the
* wake up.
*/
get_task_struct(p)
plist_del(&q->list, &q->list.plist)
/*
* The waiting task can free the futex_q as soon as
* q->lock_ptr = NULL is written, without taking any locks. A
* memory barrier is required here to prevent the following
* store to lock_ptr from getting ahead of the plist_del.
*/
smp_wmb()
q->lock_ptr = NULL
wake_up_state(p, TASK_NORMAL)
put_task_struct(p)
}
wake_up_state(p, TASK_NORMAL) 的实现位于kernel/sched.c中，属于linux进程调度的技术。
Linux进程调度
1．调度方式
Linux系统的调度方式基本上采用“ 抢占式优先级 ”方式，当进程在用户模式下运行时，不管它是否自愿，核心在一定条件下（如该进程的时间片用完或等待I/O）可以暂时中止其运行，而调度其他进程运行。一旦进程切换到内核模式下运行时，就不受以上限制，而一直运行下去，仅在重新回到用户模式之前才会发生进程调度。
Linux系统中的调度基本上继承了UNIX系统的 以优先级为基础 的调度。也就是说，核心为系统中每个进程计算出一个优先级，该优先级反映了一个进程获得CPU使用权的资格，即高优先级的进程优先得到运行。核心从进程就绪队列中挑选一个优先级最高的进程，为其分配一个CPU时间片，令其投入运行。在运行过程中，当前进程的优先级随时间递减，这样就实现了“负反馈”作用，即经过一段时间之后，原来级别较低的进程就相对“提升”了级别，从而有机会得到运行。当所有进程的优先级都变为0（最低）时，就重新计算一次所有进程的优先级。
2．调度策略
Linux系统针对不同类别的进程提供了3种不同的调度策略，即SCHED_FIFO、SCHED_RR及SCHED_OTHER。其中，SCHED_FIFO适合于 短实时进程 ，它们对时间性要求比较强，而每次运行所需的时间比较短。一旦这种进程被调度且开始运行，就一直运行到自愿让出CPU或被优先级更高的进程抢占其执行权为止。
SCHED_RR对应“时间片轮转法”，适合于每次运行需要 较长时间的实时进程 。一个运行进程分配一个时间片（200 ms），当时间片用完后，CPU被另外进程抢占，而该进程被送回相同优先级队列的末尾，核心动态调整用户态进程的优先级。这样，一个进程从创建到完成任务后终止，需要经历多次反馈循环。当进程再次被调度运行时，它就从上次断点处开始继续执行。
SCHED_OTHER是传统的UNIX调度策略，适合于交互式的 分时进程 。这类进程的优先级取决于两个因素：一个是进程剩余时间配额，如果进程用完了配给的时间，则相应优先级降到0；另一个是进程的优先数nice，这是从UNIX系统沿袭下来的方法，优先数越小，其优先级越高。nice的取值范围是-20 19。用户可以利用nice命令设定进程的nice值。但一般用户只能设定正值，从而主动降低其优先级；只有特权用户才能把nice的值设置为负数。进程的优先级就是以上二者之和。
后台命令对应后台进程（又称后台作业）。后台进程的优先级低于任何交互（前台）进程的优先级。所以，只有当系统中当前不存在可运行的交互进程时，才调度后台进程运行。后台进程往往按批处理方式调度运行。
3．调度时机
核心进行进程调度的时机有以下5种情况：
（1）当前进程调用系统调用nanosleep( )或者pause( )，使自己进入睡眠状态，主动让出一段时间的CPU的使用权。
（2）进程终止，永久地放弃对CPU的使用。
（3）在时钟中断处理程序执行过程中，发现当前进程连续运行的时间过长。
（4）当唤醒一个睡眠进程时，发现被唤醒的进程比当前进程更有资格运行。
（5）一个进程通过执行系统调用来改变调度策略或者降低自身的优先级（如nice命令），从而引起立即调度。
4．调度算法
进程调度的算法应该比较简单，以便减少频繁调度时的系统开销。Linux执行进程调度时，首先查找所有在就绪队列中的进程，从中选出优先级最高且在内存的一个进程。如果队列中有实时进程，那么实时进程将优先运行。如果最需要运行的进程不是当前进程，那么当前进程就被挂起，并且保存它的现场—— 所涉及的一切机器状态，包括程序计数器和CPU寄存器等，然后为选中的进程恢复运行现场。
（二）Linux常用调度命令
· nohup命令
nohup命令的功能是以忽略挂起和退出的方式执行指定的命令。其命令格式是：
nohup command ［arguments］
其中，command是所要执行的命令，arguments是指定命令的参数。
nohup命令告诉系统，command所代表的命令在执行过程中不受任何结束运行的信号（hangup和quit）的影响。例如，
$ nohup find / -name exam.txt -print>f1 &
find命令在后台运行。在用户注销后，它会继续运行：从根目录开始，查找名字是exam.txt的文件，结果被定向到文件f1中。
如果用户没有对输出进行重定向，则输出被附加到当前目录的nohup.out文件中。如果用户在当前目录中不具备写权限，则输出被定向到$HOME/nohup.out 中。
· at命令
at命令允许指定命令执行的时间。at命令的常用形式是：
at time command
其中，time是指定命令command在将来执行时的时间和日期。时间的指定方法有多种，用户可以使用绝对时间，也可以用相对时间。该指定命令将以作业形式在后台运行。例如：
$ at 15:00 Oct 20
回车后进入接收方式，接着键入以下命令：
mail -s "Happy Birthday!" liuzheny
按下D键，屏幕显示：
job 862960800.a at Wed Oct 20 15:00:00 CST 1999
$
表明建立了一个作业，其作业ID号是862960800.a，运行作业的时间是1999年10月20日下午3:00，给liuzheny发一条标题为“Happy Birthday！”（生日快乐）的空白邮件。
利用 at -l 可以列出当前at队列中所有的作业。
利用 at -r 可以删除指定的作业。这些作业以前由at或batch命令调度。例如，
at -r 862960797.a
将删除作业ID号是862960797.a的作业。其一般使用形式是：
at -r job_id
注意，结尾是.a的作业ID号，表示这个作业是由at命令提交的；结尾是.b的作业ID号，表示这个作业是由batch命令提交的。
· batch命令
batch命令不带任何参数，它提交的作业的优先级比at命令提交的作业的优先级低。batch无法指定作业运行的时间。实际运行时间要看系统中已经提交的作业数量。如果系统中优先级较高的作业比较多，那么，batch提交的作业则需要等待；如果系统空闲，则运行batch提交的作业。例如，
$ batch
回车后进入接收方式，接着键入命令：
find / -name exam.txt -print
按下D。退出接收方式，屏幕显示：
job 862961540.b at Thu Nov 18 14:30:00 CST 1999
表示find命令被batch作为一个作业提交给系统，作业ID号是862961540.b。如果系统当前空闲，这个作业被立即执行，其结果同样作为邮件发送给用户。
· jobs命令
jobs命令用来显示当前shell下正在运行哪些作业（即后台作业）。例如：
$ jobs
[2] + Running tar tv3 *&
[1] - Running find / -name README -print >logfile &
$
其中，第一列方括号中的数字表示作业序号，它是由当前运行的shell分配的，而不是由 *** 作系统统一分配的。在当前shell环境下，第一个后台作业的作业号为1，第二个作业的作业号为2，等等。
第二列中的“ ”号表示相应作业的优先级比“－”号对应作业的优先级高。
第三列表明作业状态，是否为运行、中断、等待输入或停止等。
最后列出的是创建当前这个作业所对应的命令行。
利用 jobs -l 形式，可以在作业号后显示出相应进程的PID。如果想只显示相应进程的PID，不显示其它信息，则使用 jobs -p 形式。
· fg命令
fg命令把指定的后台作业移到前台。其使用格式是：
fg [job…]
其中，参数job是一个或多个进程的PID，或者是命令名称或者作业号（前面要带有一个“%”号）。例如：
$ jobs
[2] + Running tar tv3 *&
[1] - Running find / -name README -print >logfile&
$ fg %find
find / -name README -print >logfile
注意，显示的命令行末尾没有“&”符号。下面命令能产生同样的效果：
$ fg %1
这样，find命令对应的进程就在前台执行。当后台只有一个作业时，键入不带参数的fg命令，就能使相应进程移到前台。当有两个或更多的后台作业时，键入不带参数的fg，就把最后进入后台的进程首先移到前台。
· bg命令
bg命令可以把前台进程换到后台执行。其使用格式是：
bg [job…]
其中，job是一个或多个进程的PID、命令名称或者作业号，在参数前要带“%”号。例如，在cc（C编译命令）命令执行过程中，按下Z键，使这个作业挂起。然后键入以下命令：
$ bg %cc
该挂起的作业在后台重新开始执行。
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