〇、前言
本文將會結合源代碼談論 sleep、wakeup 這兩個系統調用。
一、sleep()系統調用
以下是sleep()函數源碼：
// Atomically release lock and sleep on chan.
// Reacquires lock when awakened.
void
sleep(void *chan, struct spinlock *lk)
{struct proc *p = myproc();// Must acquire p->lock in order to// change p->state and then call sched.// Once we hold p->lock, we can be// guaranteed that we won't miss any wakeup// (wakeup locks p->lock),// so it's okay to release lk.acquire(&p->lock); //DOC: sleeplock1release(lk);// Go to sleep.p->chan = chan;p->state = SLEEPING;sched();// Tidy up.p->chan = 0;// Reacquire original lock.release(&p->lock);acquire(lk);
}
先來看看 lost wakeup 問題。當一個進程在 sleep() 時，如果 sleep() 了一半，狀態還沒來得及修改為SLEEPING，這時候發生了中斷，并且被某些進程調用了 wakeup()，那么這個 wakeup()肯定不能把這個進程喚醒。而且，在被中斷恢復后，它將永遠等不到喚醒，因為喚醒已經錯過。所以，在這里必須要正不可中斷性和操作先后性。因為在下面就會看到 wakeup() 只喚醒狀態為 SLEEPING 的進程。
因此我們必須保證，sleep() 是一個原子操作，在 sleep() 執行過程中，要么執行完全，要么沒有被執行。所以這里必須加一個進程鎖。所以在下面就會看到 wakeup() 中也會嘗試獲取休眠的進程鎖。
在持有進程鎖的時候，將進程的狀態設置為 SLEEPING 并記錄sleep channel，之后再調用 sched() 函數，這個函數中會再調用 swtch() 函數（而這會返回到 scheduler()函數中），此時 sleep() 函數中仍然持有了進程的鎖，wakeup() 仍然不能做任何事情。
因此在 sleep()之后，這個鎖必須釋放。我們來看看細節：
void
scheduler(void)
{...swtch(&c->context, &p->context);// Process is done running for now.// It should have changed its p->state before coming back.c->proc = 0; // 返回的位置，此刻繼續執行}release(&p->lock);...
}
在這里，它會繼續執行上一次執行到的位置，即 c->proc = 0，然后執行 release(&p->lock)，也就是釋放鎖，而且釋放的是 sleep() 中的當前進程的鎖。（這一點不是很好理解，可以理解為用的上一個進程的代碼釋放當前進程的鎖？總之，這些代碼就冰冷冷的放在內存里，被 pc 不斷地指一遍又一遍）。更有意思的是，在 sched() 函數返回之后，繼續運行：
void
sleep(void *chan, struct spinlock *lk)
{...sched();// Tidy up.p->chan = 0; // 就緒執行的位置// Reacquire original lock.release(&p->lock);acquire(lk);
}
這里 release(&p->lock) 實際上釋放的是 scheduler() 中選中的進程的鎖。
所以在調度器線程釋放進程鎖之后，wakeup() 才能終于獲取進程的鎖，發現它正在 SLEEPING狀態，并喚醒它。
這里的效果是由之前定義的一些規則確保的，這些規則包括了：
- 調用 sleep 時需要持有condition lock，這樣 sleep 函數才能知道相應的鎖；
- sleep函數只有在獲取到進程的鎖
p->lock之后，才能釋放 condition lock； - wakeup需要同時持有兩個鎖才能查看進程。
二、wakeup()調用
以下是 wakeup() 的源碼：
// Wake up all processes sleeping on chan.
// Must be called without any p->lock.
void
wakeup(void *chan)
{struct proc *p;for(p = proc; p < &proc[NPROC]; p++) {if(p != myproc()){acquire(&p->lock);if(p->state == SLEEPING && p->chan == chan) {p->state = RUNNABLE;}release(&p->lock);}}
}
可以看到它的工作很簡單，檢查兩個條件之后，就修改進程的狀態為 RUNNABLE。
三、總結
這篇文章詳細地介紹了 xv6 操作系統中的 sleep() 和 wakeup() 系統調用的實現原理以及相關的內部工作機制。主要強調了在 sleep() 中的原子操作性，確保了操作的完整性，以及在 wakeup() 中喚醒休眠進程的方式。
關于 sleep()：
強調了 sleep() 操作的原子性，使用進程鎖確保 sleep() 操作是一個原子操作，避免了 “lost wakeup” 問題的發生。
通過釋放持有的鎖，讓出 CPU 控制權，進入 SLEEPING 狀態，然后釋放進程鎖，使得其他進程能夠繼續運行。
調度器在合適的時機恢復了進程的執行，完成 sleep() 操作。
關于 wakeup()：
wakeup() 通過遍歷進程列表，并獲取每個進程的鎖，查看處于 SLEEPING 狀態且 sleep channel 匹配的進程，將其狀態設置為 RUNNABLE，喚醒進程。
整體上，這篇文章清晰地解釋了 sleep() 和 wakeup() 這兩個關鍵系統調用的工作原理和實現細節，突出了在并發環境下確保原子性操作和避免死鎖的重要性。
全文完，感謝閱讀。
