1. ucore lab7介绍
ucore在前面的实验中实现了进程/线程机制，并在lab6中实现了抢占式的线程调度机制。基于中断的抢占式线程调度机制使得线程在执行的过程中随时可能被操作系统打断，被阻塞挂起而令其它的线程获得CPU。多个线程并发的执行，大大提升了非cpu密集型应用程序的cpu吞吐量，使得计算机系统中宝贵的cpu硬件资源得到了充分利用。
操作系统提供的内核线程并发机制的优点是明显的，但同时也带来了一些问题，其中首当其冲的便是线程安全问题。
并发带来的线程安全问题
线程安全指的是在拥有共享数据的多条线程并行执行的程序中，线程安全的代码会通过同步机制保证各个线程都可以正常且正确的执行，不会出现数据污染等意外情况。
举一个经典的例子：在高级语言中对于某一共享整型变量i（假设i=5）进行的i++操作，在最终的机器代码中会被分解为几个更细致的机器指令：
1. 从内存的对应地址中读取出变量i的值（高级语言的变量在机器层面表现为一个内存地址），写入cpu的寄存器中（假设是edx）
2. 对寄存器edx进行+1运算（运算后edx寄存器中的值为5+1=6）
3. 将edx的值写入变量i对应的内存空间中（在高级语言层面看，写入edx中的新值后i变成了6）
通过之前lab5/lab6的学习，我们知道在i++具体的机器指令序列执行的每一步过程中，操作系统都可能通过时钟中断打断对应线程的执行，进行线程的上下文切换。机器指令是原子性的，但高级语言中的一条指令底层可能对应多个机器指令，在执行的过程中可能被中断介入，无法保证执行的连贯性。
线程安全问题举例
例如，存在两个并发执行的线程a、线程b，都对线程间的共享变量i（i=5）进行了i++操作。
两个线程的执行i++时的机器指令流按照时间顺序依次为：
1. 线程a读取内存中变量i的值，写入寄存器edx（此时内存中i的值为5，edx的值为5）。
2. 线程a令edx进行+1运算，此时寄存器edx的值为6。
3. 操作系统处理时钟中断，发现线程a的时间片已经用完，将其挂起，保存线程a的上下文（此时线程a的寄存器上下文中edx=6）；并调度线程b开始获取cpu执行。
4. 线程b读取内存中变量i的值，写入寄存器edx（此时内存中i的值为5，edx的值为5）。
5. 线程b令edx进行+1运算，此时寄存器edx的值为6。
6. 操作系统处理时钟中断，发现线程b的时间片已经用完，将其挂起，保存线程b的上下文（此时线程b的寄存器上下文中edx=6）；并调度线程a开始获取cpu执行。
7. 线程a恢复现场继续往下执行，将现场恢复后edx的值写回内存中变量i对应的内存地址中，写回后变量i=6。
8. 操作系统处理时钟中断，发现线程a的时间片已经用完，将其挂起；并调度线程a开始获取cpu执行。
9. 线程b恢复现场继续往下执行，将现场恢复后edx的值写会内存中变量i对应的内存地址中，写回后变量i=6。
上述的例子中，由于操作系统的抢占式调度以及高级语言中i++操作的非原子性，使得原本初始值为5的变量i，在执行两次i++之后得到的并不是预期的7，而是错误的6。这还仅仅是两个并发线程对于一个共享变量的操作问题，实际的程序中会涉及到更多的并发线程和共享变量，使得所编写的多线程并发程序正确性无法得到保证。
操作系统解决线程安全问题的手段
在绝大多数情况下，程序的正确性都比性能重要的多。操作系统在引入抢占式调度的线程并发机制的同时，也需要提供相应的手段来解决线程安全问题。
解决线程安全问题，主要有两个思路：一是消除程序的并发性；二是阻止多个线程并发的访问共享资源(共享内存、共享文件、共享外设等等)的访问，即互斥：使得一个线程在访问某一共享资源时，其它的线程不能进行同样的操作。
第一种思路被一些I/O密集型的应用程序所使用，即整个程序(进程)中只有一个线程在工作，通过操作系统底层提供的i/o多路复用机制进行工作，早期的redis以及nodeJS就是工作在单线程模型下的。单线程工作的应用程序由于不存在多个线程并发执行的场景，消除了线程的并发性，自然也不需要处理线程安全问题了。
而操作系统解决线程安全问题的方式采用的是第二种思路(通用操作系统是用于同时为大量进程、线程服务的，因此不能再回过头来禁止并发)，通过一些机制限制并发线程同时访问会引起线程安全问题的共享变量，保证访问的互斥性。
在关于操作系统原理的理论书籍中介绍了很多用于实现互斥机制的办法，而ucore在lab7中主要实现了“信号量”和“条件变量”这两种效率较高的、主流的、基于休眠/唤醒机制的同步互斥机制。lab7中也以哲学家就餐问题为例，通过信号量Semaphore以及管程Monitor解决并发领域中很经典的线程同步问题。
通过lab7的学习，将能够深入学习操作系统底层实现线程同步、互斥机制，理解信号量、条件变量、管程等同步互斥机制的工作原理；也可以对更上层的如java中的synchronized、AQS悲观锁、管程monitor、notify/wait等线程并发同步机制有更深的理解。
lab7是建立在之前实验的基础之上的，需要先理解之前的实验才能更好的理解lab7中的内容。
可以参考一下我关于前面实验的博客：
1. ucore操作系统学习(一) ucore lab1系统启动流程分析
2. ucore操作系统学习(二) ucore lab2物理内存管理分析
3. ucore操作系统学习(三) ucore lab3虚拟内存管理分析
4. ucore操作系统学习(四) ucore lab4内核线程管理
5. ucore操作系统学习(五) ucore lab5用户进程管理
6. ucore操作系统学习(六) ucore lab6线程调度器
2. ucore lab7实验细节分析
ucore在lab7中的内容大致分为以下几个部分：
1. 实现等待队列
2. 实现信号量
3. 使用信号量解决哲学家就餐问题
4. 基于信号量实现条件变量
5. 基于信号量和条件变量实现管程
6. 使用管程解决哲学家就餐问题
2.1 实现等待队列
等待队列介绍
前面提到，ucore在lab7中实现的同步机制是基于休眠/唤醒机制的。为了保证线程对于临界区访问的互斥性，在前一个线程已经进入了临界区后，后续要访问临界区的线程会被阻塞以等待前一个线程离开临界区，在之前进入临界区的线程离开临界区后被阻塞的线程会被再次唤醒获得进入临界区的资格。
在有许多线程并发时，可能会有不止一个线程被阻塞在对应的临界区，为此抽象出了等待队列结构(wait_queue)用于维护这一被阻塞线程的集合。当线程由于互斥而被阻塞在临界区时，将其加入等待队列并放弃cpu进入阻塞态；当之前获得临界区访问权限的线程离开后，再从对应的等待队列中选择一个被阻塞、处于等待状态的线程唤醒，被唤醒的线程能接着进入临界区。
利用等待队列，使得自始至终都只有最多一个线程在临界区中，保证了互斥性；而线程在等待队列中的休眠(阻塞)/唤醒动作，则实现了线程之间对于临界区访问的同步。
等待队列当然并不只适用于线程并发同步，当线程进入等待状态以等待某一特定完成事件时(定时休眠一段时间、等待阻塞IO读写完成等等事件)，底层都可以使用等待队列来实现。
等待队列实现
ucore在/kern/sync目录下的wait.c、wait.h中实现了等待队列wait_queue、等待队列节点项wait_t以及相关的函数。
ucore的等待队列底层是通过双向链表结构实现的。和前面的实验类似的，提供了一个宏定义le2wait用于访问wait_link节点项对应的wait_t结构。
等待队列结构：
/** * 等待队列 * */ typedef struct { // 等待队列的头结点(哨兵节点) list_entry_t wait_head; } wait_queue_t; struct proc_struct; /** * 等待队列节点项 * */ typedef struct { // 关联的线程 struct proc_struct *proc; // 唤醒标识 uint32_t wakeup_flags; // 该节点所属的等待队列 wait_queue_t *wait_queue; // 等待队列节点 list_entry_t wait_link; } wait_t; #define le2wait(le, member) to_struct((le), wait_t, member)
等待队列结构底层操作：
// 初始化wait_t等待队列项 void wait_init(wait_t *wait, struct proc_struct *proc); // 初始化等待队列 void wait_queue_init(wait_queue_t *queue); // 将wait节点项插入等待队列 void wait_queue_add(wait_queue_t *queue, wait_t *wait); // 将wait项从等待队列中移除 void wait_queue_del(wait_queue_t *queue, wait_t *wait); // 获取等待队列中wait节点的下一项 wait_t *wait_queue_next(wait_queue_t *queue, wait_t *wait); // 获取等待队列中wait节点的前一项 wait_t *wait_queue_prev(wait_queue_t *queue, wait_t *wait); // 获取等待队列的第一项 wait_t *wait_queue_first(wait_queue_t *queue); // 获取等待队列的最后一项 wait_t *wait_queue_last(wait_queue_t *queue); // 等待队列是否为空 bool wait_queue_empty(wait_queue_t *queue); // wait项是否在等待队列中 bool wait_in_queue(wait_t *wait);
// 将wait项从等待队列中删除（如果存在的话） #define wait_current_del(queue, wait) do { if (wait_in_queue(wait)) { wait_queue_del(queue, wait); } } while (0) #endif /* !__KERN_SYNC_WAIT_H__ */
/** * 初始化wait_t等待队列项 * */ void wait_init(wait_t *wait, struct proc_struct *proc) { // wait项与proc建立关联 wait->proc = proc; // 等待的状态 wait->wakeup_flags = WT_INTERRUPTED; // 加入等待队列 list_init(&(wait->wait_link)); } /** * 初始化等待队列 * */ void wait_queue_init(wait_queue_t *queue) { // 等待队列头结点初始化 list_init(&(queue->wait_head)); } /** * 将wait节点项插入等待队列 * */ void wait_queue_add(wait_queue_t *queue, wait_t *wait) { assert(list_empty(&(wait->wait_link)) && wait->proc != NULL); // wait项与等待队列建立关联 wait->wait_queue = queue; // 将wait项插入头结点前 list_add_before(&(queue->wait_head), &(wait->wait_link)); } /** * 将wait项从等待队列中移除 * */ void wait_queue_del(wait_queue_t *queue, wait_t *wait) { assert(!list_empty(&(wait->wait_link)) && wait->wait_queue == queue); list_del_init(&(wait->wait_link)); } /** * 获取等待队列中wait节点的下一项 * */ wait_t * wait_queue_next(wait_queue_t *queue, wait_t *wait) { assert(!list_empty(&(wait->wait_link)) && wait->wait_queue == queue); list_entry_t *le = list_next(&(wait->wait_link)); if (le != &(queue->wait_head)) { // *wait的下一项不是头结点，将其返回 return le2wait(le, wait_link); } return NULL; } /** * 获取等待队列中wait节点的前一项 * */ wait_t * wait_queue_prev(wait_queue_t *queue, wait_t *wait) { assert(!list_empty(&(wait->wait_link)) && wait->wait_queue == queue); list_entry_t *le = list_prev(&(wait->wait_link)); if (le != &(queue->wait_head)) { // *wait的前一项不是头结点，将其返回 return le2wait(le, wait_link); } return NULL; } /** * 获取等待队列的第一项 * */ wait_t * wait_queue_first(wait_queue_t *queue) { // 获取头结点的下一项 list_entry_t *le = list_next(&(queue->wait_head)); if (le != &(queue->wait_head)) { // 头结点的下一项不是头结点，将其返回 return le2wait(le, wait_link); } // 头结点的下一项还是头结点，说明等待队列为空(只有一个wait_head哨兵节点) return NULL; } /** * 获取等待队列的最后一项 * */ wait_t * wait_queue_last(wait_queue_t *queue) { // 获取头结点的前一项 list_entry_t *le = list_prev(&(queue->wait_head)); if (le != &(queue->wait_head)) { // 头结点的前一项不是头结点，将其返回 return le2wait(le, wait_link); } // 头结点的前一项还是头结点，说明等待队列为空(只有一个wait_head哨兵节点) return NULL; } /** * 等待队列是否为空 * */ bool wait_queue_empty(wait_queue_t *queue) { return list_empty(&(queue->wait_head)); } /** * wait项是否在等待队列中 * */ bool wait_in_queue(wait_t *wait) { return !list_empty(&(wait->wait_link)); }
等待队列休眠/唤醒等高层操作：
等待队列对于线程的休眠、唤醒对应的高级操作依赖于上面介绍的、底层的等待队列增删改查操作。
// 将等待队列中的wait项对应的线程唤醒 void wakeup_wait(wait_queue_t *queue, wait_t *wait, uint32_t wakeup_flags, bool del); // 将等待队列中的第一项对应的线程唤醒 void wakeup_first(wait_queue_t *queue, uint32_t wakeup_flags, bool del); // 将等待队列中的所有项对应的线程全部唤醒 void wakeup_queue(wait_queue_t *queue, uint32_t wakeup_flags, bool del); // 令对应wait项加入当前等待队列;令当前线程阻塞休眠，挂载在该等待队列中 void wait_current_set(wait_queue_t *queue, wait_t *wait, uint32_t wait_state);
/** * 将等待队列中的wait项对应的线程唤醒 * */ void wakeup_wait(wait_queue_t *queue, wait_t *wait, uint32_t wakeup_flags, bool del) { if (del) { // 将wait项从等待队列中删除 wait_queue_del(queue, wait); } // 设置唤醒的原因标识 wait->wakeup_flags = wakeup_flags; // 唤醒对应线程 wakeup_proc(wait->proc); } /** * 将等待队列中的第一项对应的线程唤醒 * */ void wakeup_first(wait_queue_t *queue, uint32_t wakeup_flags, bool del) { wait_t *wait; if ((wait = wait_queue_first(queue)) != NULL) { wakeup_wait(queue, wait, wakeup_flags, del); } } /** * 将等待队列中的所有项对应的线程全部唤醒 * */ void wakeup_queue(wait_queue_t *queue, uint32_t wakeup_flags, bool del) { wait_t *wait; if ((wait = wait_queue_first(queue)) != NULL) { if (del) { do { wakeup_wait(queue, wait, wakeup_flags, 1); } while ((wait = wait_queue_first(queue)) != NULL); } else { do { wakeup_wait(queue, wait, wakeup_flags, 0); } while ((wait = wait_queue_next(queue, wait)) != NULL); } } } /** * 令对应wait项加入当前等待队列;令当前线程阻塞休眠，挂载在该等待队列中 * */ void wait_current_set(wait_queue_t *queue, wait_t *wait, uint32_t wait_state) { assert(current != NULL); wait_init(wait, current); current->state = PROC_SLEEPING; current->wait_state = wait_state; wait_queue_add(queue, wait); }
2.2 实现信号量
信号量是一种同步互斥机制的实现，普遍存在于现在的各种操作系统内核里，最早是由著名计算机科学家Dijkstra提出。
ucore信号量定义：
信号量的定义和使用非常简单和基础，包含了一个信号量的值value以及用于线程同步的等待队列。
/** * 信号量 * */ typedef struct { // 信号量值 int value; // 信号量对应的等待队列 wait_queue_t wait_queue; } semaphore_t; /** * 初始化信号量 * */ void sem_init(semaphore_t *sem, int value) { sem->value = value; // 初始化等待队列 wait_queue_init(&(sem->wait_queue)); }
信号量的主要操作分别是down和up，对应于Dijkstra提出信号量时提出的P/V操作。
信号量作为同步互斥的基本结构，其down/up操作必须是原子性的，无法被打断发生上下文切换。令软件程序表现出原子性的方法有很多，由于ucore是运行在单核的80386cpu上的，简单起见便直接使用关闭中断的方式来实现信号量操作的原子性(多核cpu的情况下，关闭单核的中断是不够的，而关闭所有核心的中断则性能损失太大，需要采取锁总线等其它手段来实现软件原子性)。
信号量的down操作：
信号量的down操作，是请求获取一个信号量。
当信号量的value值大于0时，说明还能容纳当前线程进入临界区。
当信号量的value值等于0时，说明已经无法容纳更多的线程了，此时需要将当前线程阻塞在信号量的等待队列上，等待信号量的up操作将其唤醒。
/** * 信号量down操作 扣减信号量 * 当信号量value不足时将当前线程阻塞在信号量上，等待其它线程up操作时将其唤醒 * */ static __noinline uint32_t __down(semaphore_t *sem, uint32_t wait_state) { bool intr_flag; // 暂时关闭中断，保证信号量的down操作是原子操作 local_intr_save(intr_flag); if (sem->value > 0) { // 信号量对应的value大于0，还有权使用 sem->value --; local_intr_restore(intr_flag); return 0; } // 信号量对应的value小于等于0，需要阻塞当前线程 wait_t __wait, *wait = &__wait; // 令当前线程挂在信号量的阻塞队列中 wait_current_set(&(sem->wait_queue), wait, wait_state); // 恢复中断，原子操作结束 local_intr_restore(intr_flag); // 当前线程进入阻塞状态了，进行一次调度 schedule(); local_intr_save(intr_flag); // 唤醒后，原子操作将当前项从信号量的等待队列中删除 wait_current_del(&(sem->wait_queue), wait); local_intr_restore(intr_flag); if (wait->wakeup_flags != wait_state) { // 如果等待线程唤醒的标识与之前设置的参数wait_state不一致，将其状态返回给调用方做进一步判断 return wait->wakeup_flags; } return 0; }
信号量的up操作：
信号量的up操作，是增加一个信号量中的值。
当增加信号量值时发现当前信号量的等待队列为空时，则说明当前没有线程被阻塞、需要进入信号量管制的临界区中，简单的将信号量值加1。
当增加信号量时发现等待队列不为空，则说明存在线程想要进入临界区中，却由于没有满足信号量的条件，被阻塞在了临界区外。此时便从信号量的等待队列中挑选出最早被阻塞的线程，将其唤醒，使得其得以进入临界区。
/** * 信号量up操作 增加信号量或唤醒被阻塞在信号量上的一个线程（如果有的话） * */ static __noinline void __up(semaphore_t *sem, uint32_t wait_state) { bool intr_flag; // 暂时关闭中断，保证信号量的up操作是原子操作 local_intr_save(intr_flag); { wait_t *wait; if ((wait = wait_queue_first(&(sem->wait_queue))) == NULL) { // 信号量的等待队列为空，说明没有线程等待在该信号量上 // 信号量value加1 sem->value ++; } else { assert(wait->proc->wait_state == wait_state); // 将等待队列中的对应等待线程唤醒 wakeup_wait(&(sem->wait_queue), wait, wait_state, 1); } } local_intr_restore(intr_flag); }
信号量的down与up操作关系十分紧密，互相对照着看可以更好的理解其工作原理。
互斥信号量：
value值被初始化为1的信号量比较特殊，称为二元信号量，也被叫做互斥信号量。互斥信号量能够作为mutex互斥锁，用于保证临界区中数据不会被线程并发的访问。
2.3 使用信号量解决哲学家就餐问题
哲学家就餐问题介绍
哲学家就餐问题是Dijkstra提出的一个经典的多线程同步问题。大概场景是在一个环形的圆桌上，坐着五个哲学家，而桌上有五把叉子和五个碗。一个哲学家平时进行思考，饥饿时便试图取用其左右最靠近他的叉子，只有在他拿到两只叉子时才能进餐。进餐完毕，放下叉子继续思考。
解决哲学家就餐问题的基本思路是使用线程模拟哲学家，每个线程对应一个活动着的哲学家。但是由于5个并发活动的哲学家线程争抢仅有的5把叉子，且哲学家只有在同时拿到两根叉子时才能进餐，如果没有良好的同步机制对这5个哲学家线程进行协调，那么哲学家线程互相之间容易发生死锁(例如，五个哲学家线程同时拿起了自己左手边的叉子，都无法拿起自己右边的叉子，互相等待着。哲学家之间将永远无法进餐，纷纷饿死)。
使用Dijkstra提出的信号量机制可以很好的解决哲学家就餐问题，下面看看ucore中是如何使用信号量解决哲学家就餐问题的。
哲学家线程主体执行逻辑：
ucore的lab7中的check_sync函数是整个lab7实验的总控函数。在check_sync的前半部分使用kern_thread函数创建了N(N=5)个哲学家内核线程，用于执行philosopher_using_semaphore，模拟哲学家就餐问题。
philosopher_using_semaphore中哲学家循环往复的进行如下操作：
1. 哲学家进行思考(通过do_sleep系统调用进行休眠阻塞，模拟哲学家思考)
2. 通过phi_take_forks_sema函数尝试着同时拿起左右两个叉子（如果无法拿到左右叉子，则会陷入阻塞状态）
3. 哲学家进行就餐(通过do_sleep系统调用进行休眠阻塞，模拟哲学家就餐)
4. 通过phi_put_forks_sema函数同时放下左右两个叉子
拿起叉子的phi_take_forks_sema函数和放下叉子phi_put_forks_sema的函数内部都是通过信号量进行同步的，在下面进行更进一步的分析。
#define N 5 /* 哲学家数目 */ #define LEFT (i-1+N)%N /* i的左邻号码 */ #define RIGHT (i+1)%N /* i的右邻号码 */ #define THINKING 0 /* 哲学家正在思考 */ #define HUNGRY 1 /* 哲学家想取得叉子 */ #define EATING 2 /* 哲学家正在吃面 */ #define TIMES 4 /* 吃4次饭 */ #define SLEEP_TIME 10 void check_sync(void){ int i; //check semaphore 信号量解决哲学家就餐问题 sem_init(&mutex, 1); for(i=0;i<N;i++){ sem_init(&s[i], 0); int pid = kernel_thread(philosopher_using_semaphore, (void *)i, 0); if (pid <= 0) { panic("create No.%d philosopher_using_semaphore failed. "); } philosopher_proc_sema[i] = find_proc(pid); set_proc_name(philosopher_proc_sema[i], "philosopher_sema_proc"); } 。。。 条件变量(管程)解决哲学家就餐问题(暂时忽略) } //---------- philosophers problem using semaphore ---------------------- int state_sema[N]; /* 记录每个人状态的数组 */ /* 信号量是一个特殊的整型变量 */ semaphore_t mutex; /* 临界区互斥 */ semaphore_t s[N]; /* 每个哲学家一个信号量 */ /** * 哲学家线程主体执行逻辑 * */ int philosopher_using_semaphore(void * arg) /* i：哲学家号码，从0到N-1 */ { int i, iter=0; i=(int)arg; cprintf("I am No.%d philosopher_sema ",i); while(iter++<TIMES) { /* 无限循环 */ cprintf("Iter %d, No.%d philosopher_sema is thinking ",iter,i); /* 哲学家正在思考 */ // 使用休眠阻塞来模拟思考(哲学家线程阻塞N秒) do_sleep(SLEEP_TIME); // 哲学家尝试着去拿左右两边的叉子(如果没拿到会阻塞) phi_take_forks_sema(i); /* 需要两只叉子，或者阻塞 */ cprintf("Iter %d, No.%d philosopher_sema is eating ",iter,i); /* 进餐 */ // 使用休眠阻塞来模拟进餐(哲学家线程阻塞N秒) do_sleep(SLEEP_TIME); // 哲学家就餐结束，将叉子放回桌子。 // 当发现之前有临近的哲学家尝试着拿左右叉子就餐时却没有成功拿到，尝试着唤醒对应的哲学家 phi_put_forks_sema(i); /* 把两把叉子同时放回桌子 */ } cprintf("No.%d philosopher_sema quit ",i); return 0; }
拿起叉子/放下叉子函数分析：
phi_take_forks_sema函数表示哲学家尝试着拿起左右叉子想要就餐；而phi_put_forks_sema函数表示哲学家进餐结束后放下左右叉子。
两者都是通过全局的互斥信号量mutex的down操作进行全局的互斥，保证在同一时刻只有一个哲学家线程能够进入临界区，对临界区的资源叉子进行拿起/放下操作。对不同的哲学家线程进行互斥，保证查看左右叉子的状态时不会出现并发问题。在后面对mutex的up操作用于释放mutex互斥信号量，以离开临界区，唤醒可能阻塞在mutex信号量中的其它哲学家线程，让阻塞在mutex信号量中的另一个线程得以进入临界区。
phi_take_forks_sema函数分析：
在执行phi_take_forks_sema拿叉子时，通过关键的phi_test_sema函数进行条件的判断，判断当前哲学家线程i的左右哲学家线程是否都未就餐。
如果条件满足(在拿叉子时，phi_test_sema前哲学家i已经被预先设置为HUNGRY饥饿状态了)，则代表当前哲学家i可以进餐(其拿起了左右叉子，也代表着其相邻的左右哲学家无法就餐)。
而如果条件不满足则会在phi_take_forks_sema的最后，被down(&s[i])阻塞在信号量s[i]上，等待其被左右两旁就餐完毕的哲学家将其唤醒。
phi_put_forks_sema函数分析：
在执行phi_put_forks_sema放下叉子时，首先通过设置state_sema[i]的状态为Thinking，代表哲学家i已经就餐完毕重新进入思考状态。同时哲学家i在放下叉子后，通过phi_test_sema(LEFT)和phi_test_sema(RIGHT)来判断相邻的哲学家在自己就餐的这段时间是否也陷入了饥饿状态，却由于暂时拿不到叉子而被阻塞了(LEFT和RIGHT宏利用取模，解决下标回环计算的问题)。如果确实存在这种情况，通过phi_test_sema函数尝试着令相邻的哲学家进行就餐(也许被阻塞哲学家的隔壁另一边的哲学家依然在就餐，那么此时依然无法将其唤醒就餐；而需要等到另一边的哲学家就餐完毕来尝试将其唤醒)。
通过互斥信号量mutex实现哲学家线程就餐对临界区资源-叉子访问的互斥性，避免了并发时对叉子状态判断不准确的情况产生；同时利用信号量数组semaphore_t s[N]对哲学家拿取、放下叉子的操作进行同步，使得哲学家们在叉子资源有限、冲突的情况下有序的就餐，不会出死锁、饥饿等现象。
/** * 哲学家i拿起左右叉子 */ void phi_take_forks_sema(int i) /* i：哲学家号码从0到N-1 */ { // 拿叉子时需要通过mutex信号量进行互斥，防止并发问题(进入临界区) down(&mutex); // 记录下哲学家i饥饿的事实(执行phi_take_forks_sema尝试拿叉子，说明哲学家i进入了HUNGRY饥饿状态) state_sema[i]=HUNGRY; // 试图同时得到左右两只叉子 phi_test_sema(i); // 离开临界区(唤醒可能阻塞在mutex上的其它线程) up(&mutex); // phi_test_sema中如果成功拿到叉子进入了就餐状态，会先执行up(&s[i])，再执行down(&s[i])时便不会阻塞 // 反之，如果phi_test_sema中没有拿到叉子，则down(&s[i])将会令哲学家i阻塞在信号量s[i]上 down(&s[i]); } /** * 哲学家i放下左右叉子 */ void phi_put_forks_sema(int i) /* i：哲学家号码从0到N-1 */ { // 放叉子时需要通过mutex信号量进行互斥，防止并发问题(进入临界区) down(&mutex); /* 进入临界区 */ // 哲学家进餐结束(执行phi_put_forks_sema放下叉子，说明哲学家已经就餐完毕，重新进入THINKING思考状态) state_sema[i]=THINKING; // 当哲学家i就餐结束，放下叉子时。需要判断左、右临近的哲学家在自己就餐的这段时间内是否也进入了饥饿状态，却因为自己就餐拿走了叉子而无法同时获得左右两个叉子。 // 为此哲学家i在放下叉子后需要尝试着判断在自己放下叉子后，左/右临近的、处于饥饿的哲学家能否进行就餐,如果可以就唤醒阻塞的哲学家线程，并令其进入就餐状态(EATING) phi_test_sema(LEFT); /* 看一下左邻居现在是否能进餐 */ phi_test_sema(RIGHT); /* 看一下右邻居现在是否能进餐 */ up(&mutex); /* 离开临界区q(唤醒可能阻塞在mutex上的其它线程) */ } /** * 判断哲学家i是否可以拿起左右叉子 */ void phi_test_sema(i) /* i：哲学家号码从0到N-1 */ { // 当哲学家i处于饥饿状态(HUNGRY),且其左右临近的哲学家都没有在就餐状态(EATING) if(state_sema[i]==HUNGRY&&state_sema[LEFT]!=EATING &&state_sema[RIGHT]!=EATING) { // 哲学家i饿了(HUNGRY)，且左右两边的叉子都没人用。 // 令哲学家进入就餐状态（EATING） state_sema[i]=EATING; // 唤醒阻塞在对应信号量上的哲学家线程(当是哲学家线程i自己执行phi_test_sema(i)时，则信号量直接加1，抵消掉phi_take_forks_sema中的down操作，代表直接拿起叉子就餐成功而不用进入阻塞态) up(&s[i]); } }
2.4 实现条件变量和管程
条件变量和信号量的功能很相似，条件变量也提供了类似的线程同步机制，和信号量的down/up操作对应的是wait和signal操作。在原始的定义中条件变量可以用信号量作为基础实现；反过来信号量也能用已经实现的条件变量来实现。
ucore中的条件变量是基于信号量实现的，同时条件变量也作为管程Monitor结构的重要组成部分。
条件变量condvar结构定义：
/** * 条件变量 * */ typedef struct condvar{ // 条件变量相关的信号量，用于阻塞/唤醒线程 semaphore_t sem; // the sem semaphore is used to down the waiting proc, and the signaling proc should up the waiting proc // 等待在条件变量之上的线程数 int count; // the number of waiters on condvar // 拥有该条件变量的monitor管程 monitor_t * owner; // the owner(monitor) of this condvar } condvar_t;
管程monitor结构定义：
/** * 管程 * */ typedef struct monitor{ // 管程控制并发的互斥锁（应该被初始化为1的互斥信号量） semaphore_t mutex; // the mutex lock for going into the routines in monitor, should be initialized to 1 // 管程内部协调各并发线程的信号量（线程可以通过该信号量挂起自己，其它并发线程或者被唤醒的线程可以反过来唤醒它） semaphore_t next; // the next semaphore is used to down the signaling proc itself, and the other OR wakeuped waiting proc should wake up the sleeped signaling proc. // 休眠在next信号量中的线程个数 int next_count; // the number of of sleeped signaling proc // 管程所属的条件变量（可以是数组，对应n个条件变量） condvar_t *cv; // the condvars in monitor } monitor_t;
/** * 初始化管程 * */ void monitor_init (monitor_t * mtp, size_t num_cv) { int i; assert(num_cv>0); mtp->next_count = 0; mtp->cv = NULL; // 管程的互斥信号量值设为1（初始化时未被锁住） sem_init(&(mtp->mutex), 1); //unlocked // 管程的协调信号量设为0，当任何一个线程发现不满足条件时，立即阻塞在该信号量上 sem_init(&(mtp->next), 0); // 为条件变量分配内存空间（参数num_cv指定管程所拥有的条件变量的个数） mtp->cv =(condvar_t *) kmalloc(sizeof(condvar_t)*num_cv); assert(mtp->cv!=NULL); // 构造对应个数的条件变量 for(i=0; i<num_cv; i++){ mtp->cv[i].count=0; // 条件变量信号量初始化时设置为0，当任何一个线程发现不满足条件时，立即阻塞在该信号量上 sem_init(&(mtp->cv[i].sem),0); mtp->cv[i].owner=mtp; } }
条件变量的等待操作实现：
cond_wait函数实现条件变量的wait操作。条件变量的wait操作和信号量的down功能类似。当条件变量对应的条件不满足时，通过信号量的down操作，令当前线程阻塞、等待在条件变量所属的信号量上。
// Suspend calling thread on a condition variable waiting for condition Atomically unlocks // mutex and suspends calling thread on conditional variable after waking up locks mutex. Notice: mp is mutex semaphore for monitor's procedures /** * 条件变量阻塞等待操作 * 令当前线程阻塞在该条件变量上，等待其它线程将其通过cond_signal将其唤醒。 * */ void cond_wait (condvar_t *cvp) { //LAB7 EXERCISE1: YOUR CODE cprintf("cond_wait begin: cvp %x, cvp->count %d, cvp->owner->next_count %d ", cvp, cvp->count, cvp->owner->next_count); /* * cv.count ++; * if(mt.next_count>0) * signal(mt.next) * else * signal(mt.mutex); * wait(cv.sem); * cv.count --; */ // 阻塞在当前条件变量上的线程数加1 cvp->count++; if(cvp->owner->next_count > 0) // 对应管程中存在被阻塞的其它线程 // 唤醒阻塞在对应管程协调信号量next中的线程 up(&(cvp->owner->next)); else // 如果对应管程中不存在被阻塞的其它线程 // 释放对应管程的mutex二元信号量 up(&(cvp->owner->mutex)); // 令当前线程阻塞在条件变量上 down(&(cvp->sem)); // down返回，说明已经被再次唤醒，条件变量count减1 cvp->count --; cprintf("cond_wait end: cvp %x, cvp->count %d, cvp->owner->next_count %d ", cvp, cvp->count, cvp->owner->next_count); }
条件变量的唤醒操作实现：
cond_signal函数用于实现条件变量的signal操作。条件变量的signal操作和信号量的up功能类似。当条件变量对应的条件满足时，通过信号量的up操作，唤醒阻塞在对应条件变量中的线程。
// Unlock one of threads waiting on the condition variable. /** * 条件变量唤醒操作 * 解锁（唤醒）一个等待在当前条件变量上的线程 * */ void cond_signal (condvar_t *cvp) { //LAB7 EXERCISE1: YOUR CODE cprintf("cond_signal begin: cvp %x, cvp->count %d, cvp->owner->next_count %d ", cvp, cvp->count, cvp->owner->next_count); /* * cond_signal(cv) { * if(cv.count>0) { * mt.next_count ++; * signal(cv.sem); * wait(mt.next); * mt.next_count--; * } * } */ // 如果等待在条件变量上的线程数大于0 if(cvp->count>0) { // 需要将当前线程阻塞在管程的协调信号量next上，next_count加1 cvp->owner->next_count ++; // 令阻塞在条件变量上的线程进行up操作，唤醒线程 up(&(cvp->sem)); // 令当前线程阻塞在管程的协调信号量next上 // 保证管程临界区中只有一个活动线程，先令自己阻塞在next信号量上；等待被唤醒的线程在离开临界区后来反过来将自己从next信号量上唤醒 down(&(cvp->owner->next)); // 当前线程被其它线程唤醒从down函数中返回，next_count减1 cvp->owner->next_count --; } cprintf("cond_signal end: cvp %x, cvp->count %d, cvp->owner->next_count %d ", cvp, cvp->count, cvp->owner->next_count); }
条件变量与管程的交互：
仔细比对条件变量与信号量的实现，会发现大致的实现思路是一致的。但ucore中实现的条件变量是作为管程的一部分工作的，因此在wait和signal操作中都额外耦合了与对应管程owner交互的地方。
在管程中进入临界区的线程发现条件不满足而进行条件变量的wait操作时，需要释放管程中临界区的锁，在wait操作挂起自身时令其它想要进入管程内的线程获得临界区的访问权限。
在管程中临界区的线程发现某一条件得到满足时，将执行对应条件变量的signal操作以唤醒等待在其上的某一个线程。但是由于管程临界区的互斥性，不能允许临界区内有超过一个的线程在其中运行，因此执行signal操作的线程需要首先将自己阻塞挂起在管程的next信号量上，使得被唤醒的那一个线程独占临界区资源。当被唤醒的线程离开临界区时，也会及时的唤醒挂起在管程next信号量上的对应线程。
2.5 使用管程解决哲学家就餐问题
由于并发环境下多个线程通过条件变量等同步机制交替的休眠/唤醒，逻辑执行流并不是连贯的，因此条件变量和管程的实现显得比较绕，令人费解。通过学习如何用管程解决哲学家就餐问题，看看使用管程/条件变量是如何进行线程同步互斥的，加深对条件变量、管程工作机制的理解。
在checkSync函数的后半部分，是关于如何使用管程解决哲学家就餐问题。在check_sync的后半部分创建了N(N=5)个哲学家内核线程，用于执行philosopher_using_condvar函数，模拟哲学家就餐问题。
philosopher_using_condvar中哲学家循环往复的进行如下操作(整体流程和信号量的实现大体一致)：
1. 哲学家进行思考(通过do_sleep系统调用进行休眠阻塞，模拟哲学家思考)
2. 通过phi_take_forks_condvar函数尝试着同时拿起左右两个叉子（如果没有拿到左右叉子，陷入阻塞）
3. 哲学家进行就餐(通过do_sleep系统调用进行休眠阻塞，模拟哲学家就餐)
4. 通过phi_put_forks_condvar函数同时放下左右两个叉子，回到思考状态
拿起叉子的phi_take_forks_condvar函数和放下叉子phi_put_forks_condvar的函数内部都是通过条件变量进行同步的，在下面进行更进一步的分析。
checkSync函数：
void check_sync(void){ int i; //check semaphore sem_init(&mutex, 1); for(i=0;i<N;i++){ sem_init(&s[i], 0); int pid = kernel_thread(philosopher_using_semaphore, (void *)i, 0); if (pid <= 0) { panic("create No.%d philosopher_using_semaphore failed. "); } philosopher_proc_sema[i] = find_proc(pid); set_proc_name(philosopher_proc_sema[i], "philosopher_sema_proc"); } //check condition variable monitor_init(&mt, N); for(i=0;i<N;i++){ state_condvar[i]=THINKING; int pid = kernel_thread(philosopher_using_condvar, (void *)i, 0); if (pid <= 0) { panic("create No.%d philosopher_using_condvar failed. "); } philosopher_proc_condvar[i] = find_proc(pid); set_proc_name(philosopher_proc_condvar[i], "philosopher_condvar_proc"); } }
管程实现中拿起叉子/放下叉子函数分析：
phi_take_forks_condvar函数表达哲学家尝试着拿起左右叉子想要就餐；而phi_put_forks_condvar函数表达哲学家进餐结束后放下左右叉子。
两者通过管程中的互斥信号量mutex的down操作进行全局的互斥，保证在同一时刻只有一个哲学家线程能够进入临界区，对临界区的资源叉子进行拿起/放下操作，对不同的哲学家线程进行互斥，保证查看左右叉子的状态时不会出现并发问题。
在离开管程的临界区时(注释into routine in monitor和leave routine in monitor之间为管程的临界区代码)，当前线程会根据管程内是否存在其它线程(mtp->next_count>0)而有不同的操作。当发现管程中的next信号量上存在其它线程阻塞在上面时，优先唤醒next信号量上的线程(阻塞在next上的线程是由于要唤醒等待在某一条件变量上的线程，为了保证临界区互斥自愿被阻塞的，因此被唤醒的线程在离开临界区后需要第一时间将其唤醒)；而如果next信号量中不存在休眠的线程，那么就和信号量的实现类似，释放mutex互斥锁，唤醒可能等待在其上的某一线程。
上述ucore实现的管程其线程交互的逻辑是基于Hoare语义的，此外还存在MESA语义的管程和Hansen语义的管程(MESA管程和Hansen管程实现类似前面的信号量实现哲学家就餐)。
Hoare管程在signal唤醒其它线程时会令自己陷入休眠，严格的保证了临界区线程的互斥，理论上更加可靠，常见于教科书的理论中。由于Hoare语义的管程需要额外引入一个等待队列(next信号量)，因此其性能并不如其它两种语义的管程，现实中被使用的地方很少。
phi_take_forks_condvar函数(同时拿起左右叉子)：
void phi_take_forks_condvar(int i) { // 拿叉子时需要通过mutex信号量进行互斥，防止并发问题(进入临界区) down(&(mtp->mutex)); //--------into routine in monitor-------------- // LAB7 EXERCISE1: YOUR CODE // I am hungry // try to get fork // I am hungry // 记录下哲学家i饥饿的事实(执行phi_take_forks_condvar尝试拿叉子，说明哲学家i进入了HUNGRY饥饿状态) state_condvar[i]=HUNGRY; // 试图同时得到左右两只叉子 phi_test_condvar(i); if (state_condvar[i] != EATING) { // state_condvar[i]状态不为EATING，说明phi_test_condvar尝试拿左右叉子进餐失败 cprintf("phi_take_forks_condvar: %d didn't get fork and will wait ",i); // 等待阻塞在管程的条件变量cv[i]上 cond_wait(&mtp->cv[i]); } //--------leave routine in monitor-------------- if(mtp->next_count>0){ // 当离开管程临界区时，如果发现存在线程等待在mtp->next上 // 在当前实验中，执行到这里的当前线程可能是阻塞在cond_wait中被其它线程唤醒的，对应线程是通过phi_test_condvar的cond_signal操作唤醒当前线程的 // 执行cond_signal时为了保证管程临界区内不存在并发的线程访问，在唤醒其它线程时，会把自己阻塞在管程的next信号量上，等待此时离开临界区的线程将其唤醒 up(&(mtp->next)); }else{ // 当离开管程临界区时,没有其它线程等待在mtp->next上，直接释放管程的互斥锁mutex即可(唤醒可能阻塞在mutex上的其它线程) up(&(mtp->mutex)); } }
phi_put_forks_condvar函数(同时放下左右叉子)：
void phi_put_forks_condvar(int i) { // 放叉子时需要通过mutex信号量进行互斥，防止并发问题(进入临界区) down(&(mtp->mutex)); //--------into routine in monitor-------------- // LAB7 EXERCISE1: YOUR CODE // I ate over // test left and right neighbors // I ate over // 哲学家进餐结束(执行phi_put_forks_condvar放下叉子，说明哲学家已经就餐完毕，重新进入THINKING思考状态) state_condvar[i]=THINKING; // test left and right neighbors // 当哲学家i就餐结束，放下叉子时。需要判断左、右临近的哲学家在自己就餐的这段时间内是否也进入了饥饿状态，却因为自己就餐拿走了叉子而无法同时获得左右两个叉子。 // 为此哲学家i在放下叉子后需要尝试着判断在自己放下叉子后，左/右临近的、处于饥饿的哲学家能否进行就餐,如果可以就唤醒阻塞的哲学家线程，并令其进入就餐状态(EATING) phi_test_condvar(LEFT); // 看一下左邻居现在是否能进餐 phi_test_condvar(RIGHT); // 看一下右邻居现在是否能进餐 //--------leave routine in monitor-------------- // lab7的参考答案 if(mtp->next_count>0){ cprintf("execute here mtp->next_count>0 "); up(&(mtp->next)); }else{ cprintf("execute here mtp->next_count=0 "); up(&(mtp->mutex)); } // 个人认为放叉子和取叉子的情况并不一样，不会出现mtp->next_count>0的情况，这里只需要释放互斥锁即可（如果这里理解的有问题，还请指正） // 当放叉子的线程在phi_put_forks_condvar中离开管程临界区时，只有两种情况 // 1. 没有发现邻居可以进餐，自身不会被阻塞 // 2. 发现有邻居之前被拿不到叉子阻塞了，现在可以进餐了，phi_test_condvar中的cond_signal会暂时令自己阻塞在next信号量上 // 但是很快被自己叫醒的相邻的哲学家线程在被唤醒后一离开临界区就会将自己唤醒，在cond_signal被唤醒后的操作中mtp->next_count会自减，而变为0 // // 以上两种情况下，由于管程本身最外面有一个mutex互斥信号量，所以不会出现两个线程同时阻塞在next信号量中，因此也就不会出现参考答案中mtp->next_count>0的情况 // up(&(mtp->mutex)); }
phi_test_condvar函数(判断哲学家i是否能拿起左右叉子开始就餐)：
void phi_test_condvar (i) { // 当哲学家i处于饥饿状态(HUNGRY),且其左右临近的哲学家都没有在就餐状态(EATING) if(state_condvar[i]==HUNGRY&&state_condvar[LEFT]!=EATING &&state_condvar[RIGHT]!=EATING) { cprintf("phi_test_condvar: state_condvar[%d] will eating ",i); // 哲学家i饿了(HUNGRY)，且左右两边的叉子都没人用。 // 令哲学家进入就餐状态（EATING） state_condvar[i] = EATING ; cprintf("phi_test_condvar: signal self_cv[%d] ",i); // 唤醒阻塞在对应信号量上的哲学家线程 cond_signal(&mtp->cv[i]) ; } }
2.6 信号量和管程的区别
信号量是一个简单、高效的同步互斥机制，但也正是由于其过于底层，所以在编写线程同步代码时需要十分小心谨慎，对每一处信号量的使用仔细斟酌才能保证程序的正确性，对开发人员的心智是一个巨大的负担。
而将管程作为一个整体的结构来看的话，会发现管程虽然将控制同步的代码逻辑抽象为了一个固定的模板变得容易使用，但却与要保护的临界区业务逻辑代码耦合的很严重，操作系统的开发者很难将管程控制同步的代码植入进对应的应用程序内部。
因此操作系统通常只提供了信号量以及条件变量这种偏底层、耦合性低的同步互斥机制；而管程机制则更多的由高级语言的编译器在语言层面实现，以简化程序员开发复杂并发同步程序的复杂度。高级语言编译器在编译本地机器代码时，可以在需要进行同步的代码逻辑块中利用操作系统底层提供的信号量或是条件变量机制来实现管程。
例如java中如果在方法定义时简单的加上synchronized关键字就能控制多线程环境下不会并发的执行该方法。这是因为在编译成字节码时，相比于普通方法额外插入了一些管程Monitor相关的同步控制代码(管程底层依赖的信号量、条件变量机制还是取决于对应的操作系统平台，只不过被jvm屏蔽掉了差异，让java程序员感知不到)。
3. 总结
通过ucore的lab7的学习，让我理解了等待队列、信号量、条件变量以及管程的大致工作原理，也对平常会接触到的java中的synchronized、AQS、Reentrantlock其底层机制有了进一步的认识。
lab7的学习使我收获颇丰，但这对于线程同步相关领域的学习还是远远不够。同属于进程间通信IPC领域的经典问题除了哲学家就餐问题外，还有读者/写者问题等；对于线程安全问题，除了使用休眠/唤醒进行线程上下文切换的阻塞的方式之外，还有使用CAS等重试的方法；除了信号量、条件变量等基于单机系统内的线程同步方式外，还有基于分布式系统，通过网络进行多机器线程同步的机制等等。虽然不够了解的知识还有很多，但通过ucore操作系统的学习，为我学习相关的领域知识打下了基础，也给了我相信最终能融会贯通这些知识的信心。
这篇博客的完整代码注释在我的github上：https://github.com/1399852153/ucore_os_lab (fork自官方仓库)中的lab7_answer。
希望我的博客能帮助到对操作系统、ucore os感兴趣的人。存在许多不足之处，还请多多指教。