假如一个阅览室最多可容纳N个人，读者进入和离开阅览室时，都必须在每次只允许一个人写的登记表上做进入登记和离开登记，试用P、V操作实现读者间的协调关系。

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POSIX有信号量，SysV IPC有信号量，核内也有信号量，接口很简单，一个down()，一个up()，分别对应P操作和V操作，down()调用可能引起线程挂起，因此和sleep_on类似，也有interruptible系列接口。down意味着信号量减1，up意味着信号量加1，这两个操作显然需要互斥。在Linux 2.4中，并没有如想象中的用锁实现，而是使用了原子操作。
在include/asm/atomic.h中定义了一系列原子操作，包括原子读、原子写、原子加等等，大多是直接用汇编语句来实现的，这里就不详细解释。
我们从信号量数据结构开始，它定义在include/asm/semaphore.h中：
struct semaphore {
        atomic_t count;
        int sleepers;
        wait_queue_head_t wait;
}
  
down()操作可以理解为申请资源，up()操作可以理解为释放资源，因此，信号量实际表示的是资源的数量以及是否有进程正在等待。在semaphore结构中，count相当于资源计数，为正数或0时表示可用资源数，-1则表示没有空闲资源且有等待进程。而等待进程的数量并不关心。这种设计主要是考虑与信号量的原语相一致，当某个进程执行up()函数释放资源，点亮信号灯时，如果count恢复到0，则表示尚有进程在等待该资源，因此执行唤醒操作。一个典型的down()-up()流程是这样的：
down()-->count做原子减1操作，如果结果不小于0则表示成功申请，从down()中返回；
-->如果结果为负（实际上只可能是-1），则表示需要等待，则调用__down_fail()；
__down_fail()调用__down()，__down()用C代码实现，要求已不如down()和__down_fail()严格，在此作实际的等待（arch/i386/kernel/semaphore.c）：
void __down(struct semaphore * sem)
{
        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);
        sem->sleepers++;
        for (;;) {
                int sleepers = sem->sleepers;

                /*
                 * Add "everybody else" into it. They aren't
                 * playing, because we own the spinlock.
                 */
                if (!atomic_add_negative(sleepers - 1, &sem->count)) {
                        sem->sleepers = 0;
                        break;
                }
                sem->sleepers = 1;      /* us - see -1 above */
                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);
}
   
__down()-->当前进程进入wait等待队列，状态为不可中断的挂起，sleepers++，如果这是第一次申请失败，则sleepers值为1，否则为2--这个设置纯粹是为了下面这句原子加而安排的。
在真正进入休眠以前，__down()还是需要判断一下是不是确实没有资源可用，因为在spin_lock之前什么都可能发生。atomic_add_negative()将sleepers-1（只可能是0或者1，分别表示仅有一个等待进程或是多个）加到count（如果有多个进程申请资源失败进入__down()，count可能为-2、-3等）之上，这个加法完成后，结果为0只可能是在sleepers等于1的时候发生（因为如果sleepers等于2，表示有多个进程执行了down()，则count必然小于-1，因此sleepers-1+count必然小于0），表示count在此之前已经变为0了，也就是说已经有进程释放了资源，因此本进程不用休眠而是获得资源退出__down()，从而也从down()中返回；如果没有进程释放资源，那么在所有等待进程的这一加法完成后，count将等于-1。因此，从down()调用外面看（无论是在down()中休眠还是获得资源离开down()），count为负时只可能为-1（此时sleepers等于1），这么设计使得up()操作只需要对count加1，判断是否为0就可以知道是否有必要执行唤醒操作__up_wakeup()了。
获得了资源的进程将把sleepers设为0，并唤醒所有其他等待进程，这个操作实际上只是起到恢复count为-1，并使它们再次进入休眠的作用，因为第一个被唤醒的等待进程执行atomic_add_negative()操作后会将count恢复为-1，然后将sleepers置为1；以后的等待进程则会像往常一样重新休眠。
将down()操作设计得如此复杂的原因和结果就是up操作相当简单。up()利用汇编原子地将count加1，如果小于等于0表示有等待进程，则调用__up_wakeup()-->__up()唤醒wait；否则直接返回。
在down()中竞争获得资源的进程并不是按照优先级排序的，只是在up()操作完成后第一个被唤醒或者正在__down()中运行而暂未进入休眠的进程成功的可能性稍高一些。
尽管可以将信号量的count初始化为1从而实现一种互斥锁（mutex），但Linux并不保证这个count不会超过1，因为up操作并不考虑count的初值，所以只能依靠程序员自己来控制不要无谓的执行up()从而破坏mutex的语义。相关的初始化接口定义在include/asm/semaphore.h中，但一般程序员可以通过sema_init()接口来初始化信号量：
#define DECLARE_MUTEX(name) __DECLARE_SEMAPHORE_GENERIC(name,1)
#define DECLARE_MUTEX_LOCKED(name) __DECLARE_SEMAPHORE_GENERIC(name,0)
static inline void sema_init (struct semaphore *sem, int val)
static inline void init_MUTEX (struct semaphore *sem)
static inline void init_MUTEX_LOCKED (struct semaphore *sem)
   
除了down()以外，Linux还提供了一个down_interruptible()，操作序列与down()基本相同，仅在休眠状态为可中断和信号处理上有所不同。在标准的信号量以外，还有一套读写信号量，用于将资源的读写区分开来进行同步以提高效率，采用读写锁来实现，有兴趣的可以参阅文后列出的参考资料。

设s1=1,表示登记进入人数；s2=2,表示登记离开人数；s3=n，总共可容纳人数。
进入：
in()
{
p(s3);
p(s1);
...(其他操作)
v(s1);
}
out()
{
v(s3);
p(s2);
...(其他操作)
v(s2);
}

在in的函数中用对人数100进行p操作，对登记进行p操作，对登记进行v操作；在out函数中对人数进行v操作，对登记进行p操作，对登记进行v操作。

http://community.csdn.net/Expert/topic/3403/3403031.xml?temp=.703274