本文基于arm linux 5.10来介绍内核中使用的读写信号量rw remphore的实现代码。
内核中信号量结构体struct rw_semaphore的定义在include/linux/rwsem.h
32位architectures下，结构体struct rw_semaphore中的count的使用如下：
先来看信号量的定义和初始化函数和宏：
宏DECLARE_RWSEM()定义了一个读写信号量，并初始化count为0.
如果我们已经定义了信号量变量，要初始化它，可以使用init_rwsem()或直接使用__init_rwsem(), 它们的定义如下：
init_rwsem()和__init_rwsem()他们初始化信号量计数count也是为0.
读写信号量，运行多个读，读与写互斥，写只能有一个。
先看读信号量获取: down_read().
down_read()先调用__down_read_trylock()去上锁, 如果trylock()上锁失败(返回0), 再调用__down_read()去上锁。
先来看__down_read_trylock().
__down_read_trylock() -> atomic_long_try_cmpxchg_acquire() -> atomic_try_cmpxchg_acquire()
这个atomic_try_cmpxchg_acquire()在include/linux/atomic-fallback.h中定义，它有两个定义处，用哪个依赖于对应architecture的atomic.h中定义。
我们来看armv7下的atomic.h中是否定义了atomic_try_cmpxchg_relaxed.
所以，在armv7下，atomic_try_cmpxchg_relaxed没有#define.故，__down_read_trylock() -> atomic_long_try_cmpxchg_acquire() -> atomic_try_cmpxchg_acquire()
这个atomic_try_cmpxchg_acquire()在include/linux/atomic-fallback.h中926行定义，如下：
故，atomic_try_cmpxchg_acquire() -> atomic_cmpxchg_acquire()。
atomic_cmpxchg_acquire() 定义如下：
故， atomic_cmpxchg_acquire() -> atomic_cmpxchg_relaxed().
所以，__down_read_trylock() -> atomic_long_try_cmpxchg_acquire() ->
atomic_try_cmpxchg_acquire() -> atomic_cmpxchg_acquire() -> atomic_cmpxchg_relaxed(),
atomic_cmpxchg_relaxed()定义在arch/arm/include/asm/atomic.h, 如下：
117行：加载信号量计数 sem->count.counter.
118行：清零res.
119行：比较信号量计数值和参数old的大小.
120行：信号量计数值和参数old相等，则将参数new更新到信号量计数。
126行：返回信号量计数更新前的值。
从实现代码看出，__down_read_trylock()是判断信号量计数是否为初值RWSEM_UNLOCKED_VALUE(0), 是的话，则将read计数设置为1(就是1<<8)。
当__down_read_trylock()失败时，则调用__down_read().
__down_read()先调用rwsem_read_trylock().
__down_read() -> rwsem_read_trylock() -> atomic_long_add_return_acquire() ->
atomic_add_return_acquire() -> atomic_add_return_relaxed().
atomic_add_return_relaxed()定义如下：
65行：加载信号量计数sem->count.counter
66行：sem->count.counter + (1 << 8)
67行：新值更新到sem->count.counter
74行：返回sem->count.counter新值。
所以，__down_read()-> rwsem_read_trylock()就是将信号量读计数+1.
rwsem_read_try_lock()拿到更新read计数后的新值时，判断锁是否存在写者或者等待者waiter(279行)，存在写者或者等待者waiter时，返回0；否则返回1.
当信号量有写者时，__down_read() –> rwsem_down_read_slowpath().
rwsem_down_read_slowpath()将当前task放入信号量等待队列sem->wait_list中，并设置为TASK_UNINTERRUPTIBLE状态，同时，将信号量计数sem->count减1.
好了，读信号量获取介绍完了，下面介绍读信号量释放: up_read().
up_read() -> __up_read() -> atomic_long_add_return_release() -> atomic_add_return_release() ->
atomic_add_return_relaxed()
atomic_add_return_relaxed() 定义如下：
可见，up_read() -> __up_read()就是将读计数-1。
__up_read()将读计数减1后，判断是等待队列是否有等待者wait_list，有则调用rwsem_wake()将去唤醒。如果等待队列中第一个是写占有请求，则唤醒这个写占有请求者去占有信号量；如果等待队列中第一个不是写等待者，则优先将等待队列中读请求者全部唤醒(最多0x100个)
信号量读操作介绍完了，来看看信号量写。
写信号量获取: down_write().
down_write()先调用__down_write_trylock()获取信号量，如果失败(返回0)，则再调用__down_write().
atomic_cmpxchg_acquire() 定义如下：
所以，down_write() -> __down_write_trylock() -> atomic_long_try_cmpxchg_acquire() ->
atomic_try_cmpxchg_acquire() -> atomic_cmpxchg_acquire() -> atomic_cmpxchg_relaxed().
atomic_cmpxchg_relaxed()定义在arch/arm/include/asm/atomic.h,
如下：
117行：加载信号量计数 sem->count.counter.
118行：清零res.
119行：比较信号量计数值和参数old的大小.
120行：信号量计数值和参数old相等，则将参数new更新到信号量计数。
126行：返回信号量计数更新前的值。
down_write() -> __down_write_trylock()就是先判断信号量是否为初值RWSEM_UNLOCKED_VALUE(0)。是的话，则设置信号量count为RWSEM_WRITER_LOCKED (1<<0). 否则__down_write_trylock()就是获取信号量失败，down_write()则调用__down_write()去获取写信号量。
__down_write()先调用atomic_long_try_cmpxchg_acquire(), 这个操作和
__down_write_trylock()一样。
atomic_cmpxchg_acquire() 定义如下：
down_write() -> __down_write() -> atomic_long_try_cmpxchg_acquire() ->
atomic_try_cmpxchg_acquire() -> atomic_cmpxchg_acquire() -> atomic_cmpxchg_relaxed().
atomic_cmpxchg_relaxed()定义在arch/arm/include/asm/atomic.h, 如下：
117行：加载信号量计数 sem->count.counter.
118行：清零res.
119行：比较信号量计数值和参数old的大小.
120行：信号量计数值和参数old相等，则将参数new更新到信号量计数。
126行：返回信号量计数更新前的值。
down_write() -> __down_write()就是判断信号量是否为初值RWSEM_UNLOCKED_VALUE(0)。是的话，则设置信号量count为RWSEM_WRITER_LOCKED (1<<0)，否则就是获取信号量失败，则进入rwsem_down_write_slowpath().
1166-1175行：将当前写信号量请求者添加到等待队列sem->wait_list.
1178-1196行：如果当前写信号量请求者不是第一个等待者，则唤醒等待队列前面的task，
读等待者优先。
1207行：设置当前有等待者flag: RWSEM_FLAG_WAITERS
1212行：设置当前进程状态为不可中断休眠状态TASK_UNINTERRUPTILE。
1214行：调用rwsem_try_write_lock(), 尝试去lock信号量。
1238行：重新调度，让出cpu。
好了，写信号量获取down_write()介绍完了，来介绍最后一个写信号量释放: up_write().
up_write() -> __up_write() -> atomic_long_fetch_add_release()
up_write() -> __up_write() -> atomic_long_fetch_add_release() -> atomic_fetch_add_release() ->
atomic_featch_add_relaxed()
atomic_featch_add_relaxed()的定义如下：
86行：加载sem->count.counter
87行：sem->count.counter + i
88行：保存sem->count.counter + i到sem->count.counter。
95行：返回值result为sem->count.counter更新前的值。
故，up_write() -> __up_write()就是删除write_lock, 即写者不再占有信号量。
当写者释放信号量时，如果该信号量有等待者waiters, 则调用rwsem_wake()去唤醒第一个写等待者；如果第一个不是写等待者，则优先唤醒等待队列中所有读等待者(最多0x100个)。
这里的唤醒没有reader优先，和rwsem_down_write_slowpath()不一样。
好了，我们讲解完了读写信号量。现在总结一下：
- 当信号量当前被读者占有时，允许其他task读lock, 每lock一次，读计数+1，读lock次数不限制(当然在计数器不溢出范围内)，也就是允许多个读存在。此时写占有请求被阻止，写占有请求者task将被放入等待队列sem->wait_list. 这之后来的读请求，都将被放入等待队列(因为被设置了waiters flag)。当信号量所有读占有者释放信号量时，写占有请求者task将被唤醒，去占有信号量。
- 当信号量当前被写者占有时，任何其他读请求者或写请求者，都将被组织，请求者被放入等待队列sem->wait_list.当信号量写占有者释放信号量时，如果有信号量占有请求，则去做唤醒动作。如果等待队列第一个是写占有请求，则将其唤醒去占有信号量。如果等待队列第一个不是写占有请求，则优先将所有读占有请求者(最多0x100个)唤醒去占有信号量。
