以下代码基于Linux0.11
sem.c //进入内核
typedef struct {//一个结构体数组，用来记录所有的信号量
char name [20];//信号量名称 如empty
int value; //信号量的值
task_struct * queue; //此信号量的相关 被阻塞的进程队列
}semtable[20];
sys_sem_open (char *name){
在semtable中寻找name对上的;
没找到则创建;
返回对应的下标;
}
sys_sem_wait(int sd){
//(配套实验环境里只有单CPU，可通过这种方式实现互斥访问)
cli(); //通过关中断 实现对信号量的原子操作
//根据前面传入的下标，找到对应信号量
if(semtable[sd].value-- < 0) {//执行P操作的-1 然后判断是否小于0
设置自己为阻塞;//修改进程PCB中的current的值，可参考进程调度代码里，是如何修改进程状态的
将自己加入semtable[sd].queue中;
schedule(); //切换其他进程
}
sti();
}
同步案例：进程启动磁盘读以后睡眠，等待磁盘读完由磁盘中断将其唤醒。
到磁盘上读一个磁盘块的过程：在内存中申请一段BUFFER，通过DMA技术将磁盘中的内容读到BUFFER里，CPU直接从BUFFER里读内容。所以这个buffer只能被此进程读，是互斥访问的，需要锁住。
启动磁盘读的程序流：用户态read——内核态sys_read——bread() 【下面仅解释bread()代码】
struct buffer_head {//忽略了buffer_head 结构的某些字段
struct buffer_head *b_next; /* 用于快速查找数据块缓存 */
unsigned long b_blocknr; /* 数据块号 */
unsigned short b_size; /* 数据块大小 */
unsigned short b_list; /* List that this buffer appears */
kdev_t b_dev; /* 数据块所属设备 */
atomic_t b_count; /* 引用计数器 */
kdev_t b_rdev; /* 数据块所属真正设备 */
...
};
bread (int dev ,int block) {
//到磁盘上读一个磁盘块的过程：在内存中申请一段BUFFER，通过DMA技术将磁盘中的内容读到BUFFER里，CPU直接从BUFFER里读内容
struct buffer_head * bh;//申请一段空闲缓冲区
ll_rw_block(READ,bh);//请求执行操作： 在磁盘里读bh记录的磁盘块 到 缓冲区
//读磁盘时，CPU会阻塞在缓冲区这里，等待将磁盘内容读到缓冲区
wait_on_buffer(bh);
}
在本节第一段就说过，为什么要对缓冲区加锁：一个进程请求 读磁盘到缓冲区的过程中 其他进程不能对此缓冲区进行操作 需要对缓冲区加锁。主要由lock_buffer()实现。
//b_lock是bh中的定义的一个信号量 各程序要根据b_lock的值判断能否操作缓冲区
lock_buffer(buffer_head*bh){
cli ();
while (bh->b_lock)//如果等于1 就是被其他进程锁上了，本进程需要睡眠
sleep_on(&bh->b_wait);
bh->b_lock = 1;//1表示上锁 上锁就表示没读完 读完后中断后会修改其值进行解锁
sti();
}
从代码里看到这个b_lock信号量的实现就很特殊，b_lock的值一直为1，没有往下减。那这是怎么实现信号量机制的呢？
首先，这个实现机制跟正常的流程是一样的：
1、用开关中断指令保证互斥访问，(正常的是：原子指令实现的信号量mutex 来实现互斥访问)
2、while根据信号量的值判断是否要让进程睡眠(sleep_on)，不睡眠则修改信号的值，(正常的是：原子操作PV对信号量+/-，然后判断是否让进程睡眠)
具体怎么运作的：要从sleep_on说起：
sleep_on主要功能是 将当前进程睡眠(阻塞)【就是PV操作里，if(…)将进程加入阻塞队列】，然后切换到下一个进程
以下代码也是分为 功能明显的三节：
1将当前进程放入阻塞队列
2设置进程状态为阻塞态并切到别的进程
3切回本进程时，唤醒队列里的下一个进程
void sleep_on (struct task_struct **p){
struct task _struct *tmp ;
tmp = *p;
*p = current;
//以上三行 “将当前进程放入阻塞队列”
current->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE; //设置进程状态为阻塞态
schedule ();//切到别的进程
//以下两句，唤醒队列里的所有进程，队首进程由读磁盘完成后的磁盘中断唤醒，队首的sleep_on唤醒前一个，前一个继续往后唤醒
//如果有下一个进程就唤醒这个进程(state=0表示唤醒进程) 这个被唤醒的进程从哪里执行？ 它schedule()的后一行，就是被唤醒的进程，又会去唤醒它的下一个进程，这样一个唤醒一个就唤醒了所有
if (tmp)
tmp->state=0;
//会把队列里所有的进程都唤醒 为什么要唤醒所有呢？都唤醒后，选择优先级最高的一个执行，此进程会将b_lock又设为1 (由进程调度的代码来决定谁执行，这里老师没讲具体代码)。所以必须用while包住sleep_on，其他优先级低的进程sleep_on执行完后又判断while的条件，然后再次睡眠。
//这种实现机制，信号量也不会为负，因为会把阻塞进程都唤醒，不需要记住有多少个
}
类似链表的头插法
1、新建tmp 保存当前队头
2、队头*p 指向 将要插入的 current
3、current的指针 指向 之前用tmp保存起来的队头 这样新加的元素就和之前队列连在一起了
很巧妙的是，第3步没有用指针，而是通过函数栈帧实现。tmp是sleep_on函数里新建的局部变量，存在当前进程的sleep_on函数的栈帧里。当前进程在schedule()被切出去，切回来后执行if (tmp)，这个tmp就是切出去之前保存在栈帧里的tmp，指向的是之前的队头。
为什么唤醒阻塞队列里所有的进程呢？
if机制是唤醒队首第一个，这样的话，相当于谁来得晚谁就优先级高了，现实中的优先级可能会有其他情况。
while机制将进程都唤醒后，由进程调度的代码来选择优先级最高的一个执行。
这种实现机制，信号量也不会为负，因为会把阻塞进程都唤醒，所有不需要记住有多少个。
总述： 队首进程由读磁盘完成后的磁盘中断唤醒。(下一小节讲)
队首进程里的sleep_on唤醒前一个，前一个继续往前唤醒，这样一个唤醒一个就唤醒了所有。
具体怎么唤醒的：
队首进程被唤醒后从哪里执行？ 它 schedule()的后一行if (tmp)，
tmp是什么呢? 在sleep_on最开始的三行代码里，解释了tmp是指向的是之前的队头，也就是当前进程被阻塞前的已经被阻塞的一个进程。
如果tmp存在就tmp->state=0;(state=0表示唤醒进程) 就是唤醒这个进程，
这个被唤醒的进程又会从它 schedule()的后一行if (tmp)开始执行，继续去唤醒之前被阻塞的进程。
这样一个唤醒一个就唤醒了所有。
这也是在回答 上个小节提到的阻塞进程队列的队首是怎么唤醒的？
由磁盘中断引起四个函数的调用执行，最后的wake_up()函数将队首唤醒。(state=0表示唤醒进程)
磁盘中断唤醒进程的程序流：read_intr() ——end_request() —— unlock_buffer() —— wake_up()
//磁盘中断
static void read_intr(void){
...
end_request(1);
}
end_request(int uptodate){
...
unlock_buffer(CURRENT->bh);
}
unlock_buffer(struct buffer_head * bh){
bh->b_lock=0;
wake_up(&bh->b_wait);
}
wake_up(struct task_struct**p){
if (p && *p) {
(**p).state=0; //唤醒队首
*p=NULL;
}
}