先看進程間的互斥。在Linux內核中主要通過semaphore機制和spin_lock機制實現。主要的區別是在semaphore機制中，進不了臨界區時會進行進程的切換，而spin_lock剛執行忙等（在SMP中）。先看內核中的semaphore機制。前提是對引用計數count增減的原子性操作。內核用atomic_t的數據結構和在它上面的一系列操作如atomic_add()、atomic_sub()等等實現。（定義在atomic.h中）semaphone機制主要通過up()和down()兩個操作實現。semaphone的結構為:
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--，如果這時它的值大於等於0，則從down()中直接返回。如果count少於0，則A的state改為TASK_INTERRUPTIBLE後進入這個信號量的等待隊列中，同時使sleepers++;然後重新計算count=sleepers - 1 + count,若這時引用計數仍小於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，喚醒等待隊列裡的一個進程，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的值小於等於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的值已經大於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，那麼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()操作後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()裡面就不必要再執行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）。先後分別進行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，並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在以後才得到機會運行） 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（這時隊列裡沒進程了） 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（這時隊列裡沒進程了） 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()裡就必須執行一次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，執行了也沒什麼影響，不過多余罷了）。而為什麼要把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，由於在只有一個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後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())
對於UP來說，上面已經是足夠了，不過對於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，對於UP來說，spin_lock（）是空的，所以以上的定義就一起適用於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 )
就是spin_lock的一個小小的變型而己了。
