操作系统是很多人每天必须打交道的东西，因为在你打开电脑的一刹那，随着bios自检结束，你的windows系统已经开始运行了。如果问大家操作系统是什么？可能有的人会说操作系统就是windows，就是那些可以放大、缩小、移动的窗口。对曾经是计算机专业的朋友来说，这个答案还要稍微复杂一些，操作系统可能还有linux、unix、ios、sun solaris、aix等。如果再细化一点，对嵌入式工具比较解的朋友还会有新的补充，因为在他们看来，vxworks、eCos、ucos也都是操作系统，虽然它们好多系统连界面都没有。
既然操作系统称之为一个系统，那么它必然是由好多的部件组成的。有过linux嵌入式开发经验的朋友都知道，要想使一个linux在arm芯片上真正跑起来，它必须有三个部分组成，即boot + 内核 + 文件系统。而真正内核的东西其实很少，也就是cpu初始化、线程调度、内存分配、文件系统、网络协议栈、驱动这些部分组成。那么是不是所有的芯片都需要跑操作系统呢？我们可以举个例子。
现在有一个简单的温度测量电路，它由三部分组成：1、单片机；2、温度传感器模块；3、无线发射模块。我们设计这么一个温度测量电路其实就是一个目的，那就是为了实时获取当前的温度信息。那么，这么一个简单的电路应该怎么设计程序呢？其实很简单。
void sleep(int value)
{
int outer;
int inner;
for(; outer < value; outer++)
{
for(inner = 0; inner < 1000; inner++)
;
}
}
void main()
{
while(1)
{
/* read temperature from port*/
sleep(1000);
/* send temperature to wireless module */
sleep(1000);
}
}
如果我们需要cpu干的事情很少，甚至极端一点说只有一件事情，那么根本没有设计操作系统的必要。我们设计出操作系统，主要是想在单位时间内完成几件事情。打个比方来说，你完全可以在工作的时候一遍写文档、一遍收发电子邮件，偶尔还能开个小差休息一会。 所以操作系统就是为了共享资源而存在的。
认识操作系统的用途不难，关键是如何把操作系统用代码写出来。也许有人会跟你说，免费的代码一大堆，Linux就不错，你下载下来直接读就好了。但是我告诉你，最新的Linux内核版本已经轻松的越过了3.0，整个代码的长度远在千万行之上，你可能从哪看起都不知道。可能此时又有人不同意了，看不懂高版本的linux，可以看看linux低版本的代码，0.11版本的代码就不错，因为赵炯就是怎么推荐的。我要说的是，0.11的代码固然好，但是怎么编译版本、怎么修改代码、怎么构造文件系统、怎么跑起来是我们绕不过的一道难题。对于很多朋友来说，阅读linux代码尚且困难，更不要说后面还需要完成的一大摊子烂事了。
说了这么多，我们需要的的内核代码是什么样的？其实在我看来，很简单。它只要满足下面两个条件就可以了，
（1）像用户软件一样可以运行；
（2）像用户软件一样可以单步调试。
要解决这些问题，对linux系统来说上不难解决。要解决os的运行和调试问题，关键就在于如何仿真中断和实现os的任务切换。至于任务的开启、运行和挂起，内存分配，互斥量，信号量，文件系统，tcp/ip协议栈，GUI操作，这些其实都是可以在linux上进行仿真和操作的，朋友们可以尽请放心。这部分的内容，我们会在以后的博客中陆续展开。
为了能够更好地阅读后面发表的博文，我建议你巩固一下下面这些知识，这样会对你的理解有很大的裨益。
（1）cpu 结构，了解中断流程就行；
（2）linux 汇编语言；
（3）函数堆栈格式和内容；
（4）互斥量、信号量的使用方法；
（5）调度的基本策略；
（6）内存分配的基本方法；
（7）tcp/ip socket编程；
（8）gui编程方法，可以参考windows的方法；
（9）系统中的内存布局、编译原理等等。
互斥量
学过操作系统课程的朋友对这个词汇肯定不会很陌生。和信号量相比，互斥保护的资源一般是唯一的。也就是说，资源就一份，你占有了，我就没有办法占有；当然如果你释放了，此时我就有机会占有了。
一切的一切看上去没有什么问题。但是，我们都知道在实时嵌入式系统当中，线程之间的调度是严格按照优先级来进行调度。比方说，优先级为10的任务必须比优先级为11的任务优先得到调度。那么，有同学会问了，那优先级为11的任务什么时候才能得到调度呢，其实这个要求还是蛮苛刻的。要想优先级为11的任务得到调度，此时必须没有优先级10的任务、或者任务pend到资源上了、或者自身delay、或者被人suspend了。否则，优先级为10的任务会这么一直运行下去。那，这和我们的互斥量有什么关系呢？请听我一一讲来。
我们假设现在有两个任务都准备运行，分别人任务A、B，优先级依次是10、11。某一段时间后，优先级为10和优先级为11的任务都在尝试获取某个资源。本来按照优先级的先后顺序，优先级为10的任务应该率先获取资源，这都没问题。但是，假设在尝试获取资源前，优先级为10的任务开了个小差，sleep一会，那么这个时候优先级为11的任务就可以开始运行了。等到优先级为10的任务苏醒过来，想重新获取资源的时候，惊讶地发现资源早就被别人给占了。因为资源目前只有一份，所以它只好把自己pend到等待队列里面，慢慢等待好心人能快点把资源释放出来。一切的一切看上去没有什么问题，但是这却和实时系统设计的初衷是相违背的。前面我们规定高优先级的任务必须优先得到运行的机会，而目前这种情况和我们的设计原则是背道而驰的。
当然这个问题很早就被大家发现了，大家也在尝试不同的方法来解决。目前使用的比较多的就是两种方法，一种是给互斥量设定一个优先级，另外一种就是对优先级进行继承处理。看上去是两种方法，其实目的只有一个，就是让那些占有互斥量的thread提高优先级，赶快运行结束，把资源还给后面真正需要的人。看上去一切解决得都很完美，但是大家有没有考虑过这样一个问题，如果线程连续占有多个互斥量，优先级又该怎么处理？如果pend的任务被修改了优先级该怎么处理？如果这两种方法一起被使用，那又该怎么处理？我想，这就是作者在后期对互斥量代码进行重构的原因吧。当然了，上面讨论的内容已经是比较深的了，大家可以看看早期互斥量是怎么设计的，慢慢来，这样才会对作者的设计意图更加了解一些。
老规矩，我们首先看看互斥量是怎么设计的，
typedef struct RAW_MUTEX
{
RAW_COMMON_BLOCK_OBJECT common_block_obj;
RAW_U8 count;
/*ponit to occupy task*/
RAW_TASK_OBJ *occupy;
/*occupy task original priority*/
RAW_U8 occupy_original_priority;
} RAW_MUTEX;
看上去互斥量的东西多一点，其实也还可以，只要大家明白了互斥量处理逻辑再回头来看看这些东西的时候，认识就会更加深刻。我们看看，数据结构里面都有什么，
（1）通用互斥结构，这在前面信号量的时候已经介绍过一遍；
（2）计数，判断资源是否还在；
（3）当前所属的任务；
（4）该任务原来的优先级。
说好了基本结构，我们看看互斥量的构造、申请、释放、删除函数是怎么设计的，首先当然还是初始化函数，
RAW_U16 raw_mutex_create(RAW_MUTEX *mutex_ptr, RAW_U8 *name_ptr)
{
#if (RAW_MUTEX_FUNCTION_CHECK > 0)
if (mutex_ptr == 0)
return RAW_NULL_OBJECT;
#endif
/*Init the list*/
list_init(&mutex_ptr->common_block_obj.block_list);
mutex_ptr->common_block_obj.block_way = 0;
mutex_ptr->common_block_obj.name = name_ptr;
/*No one occupy mutex yet*/
mutex_ptr->occupy = 0;
/*resource is available at init state*/
mutex_ptr->count = 1;
mutex_ptr->occupy_original_priority = 0;
return RAW_SUCCESS;
}
初始化的函数还是比较简单的，主要做了下面的流程，
（1）初始化互斥结构的公共属性，比如名字、阻塞方式等等；
（2）初始化当前资源数量；
（3）初始化占有资源的线程指针，还有就是线程的优先级。
创建了互斥量之后，我们就要看看互斥量是怎么申请的？代码有点长，同学们可以心理调整一下了，
RAW_U16 raw_mutex_get(RAW_MUTEX *mutex_ptr, RAW_U32 wait_option)
{
RAW_U16 error_status;
RAW_SR_ALLOC();
#if (RAW_MUTEX_FUNCTION_CHECK > 0)
if (mutex_ptr == 0) {
return RAW_NULL_OBJECT;
}
if (raw_int_nesting) {
return RAW_NOT_CALLED_BY_ISR;
}
#endif
RAW_CRITICAL_ENTER();
/* mutex is available */
if (mutex_ptr->count) {
mutex_ptr->occupy = raw_task_active;
mutex_ptr->occupy_original_priority = raw_task_active->priority;
mutex_ptr->count = 0;
RAW_CRITICAL_EXIT();
return RAW_SUCCESS;
}
/*if the same task get the same mutex again, it causes deadlock*/
if (raw_task_active == mutex_ptr->occupy) {
#if (CONFIG_RAW_ASSERT > 0)
RAW_ASSERT(0);
#endif
RAW_CRITICAL_EXIT();
return RAW_MUTEX_DEADLOCK;
}
/*Cann't get mutex, and return immediately if wait_option is RAW_NO_WAIT*/
if (wait_option == RAW_NO_WAIT) {
RAW_CRITICAL_EXIT();
return RAW_NO_PEND_WAIT;
}
/*system is locked so task can not be blocked just return immediately*/
if (raw_sched_lock) {
RAW_CRITICAL_EXIT();
return RAW_SCHED_DISABLE;
}
/*if current task is a higher priority task and block on the mutex
*priority inverse condition happened, priority inherit method is used here*/
if (raw_task_active->priority < mutex_ptr->occupy->priority) {
switch (mutex_ptr->occupy->task_state) {
case RAW_RDY:
/*remove from the ready list*/
remove_ready_list(&raw_ready_queue, mutex_ptr->occupy);
/*raise the occupy task priority*/
mutex_ptr->occupy->priority = raw_task_active->priority;
/*readd to the ready list head*/
add_ready_list_head(&raw_ready_queue, mutex_ptr->occupy);
break;
case RAW_DLY:
case RAW_DLY_SUSPENDED:
case RAW_SUSPENDED:
/*occupy task is not on any list, so just change the priority*/
mutex_ptr->occupy->priority = raw_task_active->priority;
break;
case RAW_PEND: /* Change the position of the task in the wait list */
case RAW_PEND_TIMEOUT:
case RAW_PEND_SUSPENDED:
case RAW_PEND_TIMEOUT_SUSPENDED:
/*occupy task is on the block list so change the priority on the block list*/
mutex_ptr->occupy->priority = raw_task_active->priority;
change_pend_list_priority(mutex_ptr->occupy);
break;
default:
RAW_CRITICAL_EXIT();
return RAW_INVALID_STATE;
}
}
/*Any way block the current task*/
raw_pend_object(&mutex_ptr->common_block_obj, raw_task_active, wait_option);
RAW_CRITICAL_EXIT();
/*find the next highest priority task ready to run*/
raw_sched();
/*So the task is waked up, need know which reason cause wake up.*/
error_status = block_state_post_process(raw_task_active, 0);
return error_status;
}
这段代码其实开头都还好，关键是末尾要结束的时候有一段代码比较费解。我想，这就是我前面说过的优先级反转问题。为了解决这一问题，在rawos版本中采取了优先级继承的方法。我们还是详细看一下逻辑本身是怎么样的，
（1）判断参数合法性；
（2）判断资源是否可取，如果可取，则在记录当前线程和优先级后返回；
（3）如果资源被自己重复申请，返回；
（4）如果线程不愿等待，返回；
（5）如果此时禁止调度，返回；
（6）如果此时优先级大于互斥量占有者的优先级，分情况处理
a）占有者处于ready的状态，那么修改它的优先级，重新加入调度队列；
b）占有者处于sleep的状态，直接修改优先级即可；
c）占有者也被pend到别的资源上面了，那么修改那个资源的pend列表，可能设计到调度顺序问题。
（7）线程把自己pend到互斥量等待队列上面；
（8）线程调用系统调度函数，切换到其他线程运行；
（9）线程再次得到运行的机会，从task获取结果后返回。
基本上上面的介绍算得上是很详细了，那么互斥量的释放基本上是一个逆操作的过程，朋友也可以思考一下应该怎么解决才好，
RAW_U16 raw_mutex_put(RAW_MUTEX *mutex_ptr)
{
LIST *block_list_head;
RAW_SR_ALLOC();
#if (RAW_MUTEX_FUNCTION_CHECK > 0)
if (mutex_ptr == 0) {
return RAW_NULL_OBJECT;
}
#endif
block_list_head = &mutex_ptr->common_block_obj.block_list;
RAW_CRITICAL_ENTER();
/*Must release the mutex by self*/
if (raw_task_active != mutex_ptr->occupy) {
RAW_CRITICAL_EXIT();
return RAW_MUTEX_NOT_RELEASE_BY_OCCYPY;
}
/*if no block task on this list just return*/
if (is_list_empty(block_list_head)) {
mutex_ptr->count = 1;
RAW_CRITICAL_EXIT();
return RAW_SUCCESS;
}
/*if priority was changed, just change it back to original priority*/
if (raw_task_active->priority != mutex_ptr->occupy_original_priority) {
remove_ready_list(&raw_ready_queue, raw_task_active);
raw_task_active->priority = mutex_ptr->occupy_original_priority;
add_ready_list_end(&raw_ready_queue, raw_task_active);
}
/* there must have task blocked on this mutex object*/
mutex_ptr->occupy = list_entry(block_list_head->next, RAW_TASK_OBJ, task_list);
/*the first blocked task became the occupy task*/
mutex_ptr->occupy_original_priority = mutex_ptr->occupy->priority;
/*mutex resource is occupied*/
mutex_ptr->count = 0;
/*Wake up the occupy task, which is the highst priority task on the list*/
raw_wake_object(mutex_ptr->occupy);
RAW_CRITICAL_EXIT();
raw_sched();
return RAW_SUCCESS;
}
和之前的信号量释放相比，互斥量的释放要复杂一切，关键就在于修改优先级的问题。我们来梳理一下，
（1）判断参数合法性；
（2）判断线程是否为互斥量的占有线程，不是则返回；
（3）判断等待队列是否为空，为空的话则返回；
（4）判断占有任务的优先级有没有发生变化，如果有则需要重新修改优先级，重新加入调度队列中；
（5）选择下一个可以调度的线程；
（6）函数返回。
说了这么些，就剩下最后一个删除互斥量了，大家再接再厉，一起去学习。
RAW_U16 raw_mutex_delete(RAW_MUTEX *mutex_ptr)
{
LIST *block_list_head;
RAW_TASK_OBJ *mutex_occupy;
RAW_SR_ALLOC();
#if (RAW_MUTEX_FUNCTION_CHECK > 0)
if (mutex_ptr == 0) {
return RAW_NULL_OBJECT;
}
#endif
block_list_head = &mutex_ptr->common_block_obj.block_list;
RAW_CRITICAL_ENTER();
mutex_occupy = mutex_ptr->occupy;
/*if mutex is occupied and occupy priority is not the original priority*/
if ((mutex_occupy) && (mutex_occupy->priority != mutex_ptr->occupy_original_priority)) {
switch (mutex_occupy->task_state) {
case RAW_RDY:
/*remove from the ready list*/
remove_ready_list(&raw_ready_queue, mutex_ptr->occupy);
/*raise the occupy task priority*/
mutex_occupy->priority = mutex_ptr->occupy_original_priority;
/*readd to the ready list head*/
add_ready_list_end(&raw_ready_queue, mutex_ptr->occupy);
break;
case RAW_DLY:
case RAW_SUSPENDED:
case RAW_DLY_SUSPENDED:
/*occupy task is not on any list, so just change the priority*/
mutex_occupy->priority = mutex_ptr->occupy_original_priority;
break;
case RAW_PEND:
case RAW_PEND_TIMEOUT:
case RAW_PEND_SUSPENDED:
case RAW_PEND_TIMEOUT_SUSPENDED:
/*occupy task is on the block list so change the priority on the block list*/
mutex_occupy->priority = mutex_ptr->occupy_original_priority;
change_pend_list_priority(mutex_occupy);
break;
default:
RAW_CRITICAL_EXIT();
return RAW_STATE_UNKNOWN;
}
}
/*All task blocked on this queue is waken up*/
while (!is_list_empty(block_list_head)) {
delete_pend_obj(list_entry(block_list_head->next, RAW_TASK_OBJ, task_list));
}
RAW_CRITICAL_EXIT();
raw_sched();
return RAW_SUCCESS;
}
互斥量的操作在实际情形下未必是存在的，所以作者在设计的时候添加了一个编译宏。不过删除所做的工作也不难理解，一个是处理好当前占有者的关系，一个是处理好等待队列的关系。我们来细看一下流程，
（1）判断当前参数合法性；
（2）判断占有者的情况，修改任务优先级，这里的情形和上面申请互斥量的处理方式是一样的，不再赘述；
（3）唤醒所有的等待线程，如果线程已经suspend掉了，那么继续suspend；
（4）调度到其他线程，防止有优先级高的任务已经被释放出来了；
（5）函数返回，结束。
信号量
之前因为工作的原因，操作系统这块一直没有继续写下去。一方面是自己没有这方面的经历，另外一方面就是操作系统比较复杂和琐碎，调试起来比较麻烦。目前在实际项目中，使用的实时操作系统很多，很多国内的朋友也写过操作系统，有些项目现在还在维护和修改中，这是十分难得的。就我知道和熟悉的就有三个系统，比如
（1）RT-THREAD
（2）RAW-OS
（3）ClearRTOS
这里有比较介绍一下，这三个系统是国内的三位朋友开发的。其中rt-thread时间比较久一点，模块也比较全，bsp、cpu、fs、lwip、gui等辅助的代码也比较多，有兴趣的朋友可以到网站上面下载代码看一看。raw-os是我今年才发现的一个实时系统，从网站的注册时间和软件版本号上来看，系统开发的时间不是很长，不过整个系统代码的结构非常清晰，是我重点推荐阅读的代码。如果朋友们自己download下来，好好看一下其中的代码，肯定会有不少的收获。最后一个代码是作者李云在编写《专业嵌入式软件开发》这本书的时候，为了说明os的基本原理而开发的软件，前后设计了线程、互斥、内存、定时器、驱动框架等内容，值得一读。
当然有了这么多优秀的代码，我觉得现在自己的工作就不是重新造一个车轮了，而是和大家分享这些优秀的代码是如何设计的。理解代码本身不是目的，关键是理解代码背后的基本思路。就我个人看过来，rt-thread和raw-os都可以用来学习，不过raw-os更好一些，主要是因为作者将raw-os移植到的vc上面，学起来也十分方便，要是个人在使用过程中有什么疑问，可以通过邮件和作者及时交流。不过由于raw-os的版本在一直在update之中，所以部分代码在前后稍微有点差别，不过这些都不是重点，暂时不了解的内容可以通过后面的了解和学习逐步掌握，不会成为太大的障碍。
就像今天的题目一样，我们重点介绍一下信号量的设计原理。首先看一下信号量的数据结构是怎么样的，
typedef struct RAW_SEMAPHORE
{
RAW_COMMON_BLOCK_OBJECT common_block_obj;
RAW_U32 count;
} RAW_SEMAPHORE;
这些代码都是从raw-os上面摘抄下来的，这个版本是0.94版本，和最新的0.96c版本有点差别。首先分析一下信号量的基本结构，其实非常简单，就两个变量，其中comm_block_obj是一个通用类型，记录了当前结构的名称、类型和阻塞队列，而count就是计数，判断是否还有释放的资源。
说到了信号量的操作，无非就是信号量的创建、获取、释放、删除操作，当然这里作者考虑的比较详细，在信号量释放的时候还分成了 WAKE_ONE_SEM和WAKE_ALL_SEM两种类型。意思很简单，就是当信号量来临的时候是唤醒一个等待线程呢，还是唤醒所有的等待线程呢，就是这么回事。下面，我们就按照顺序介绍这几个函数，首先是创建函数，
RAW_U16 raw_semaphore_create(RAW_SEMAPHORE *semaphore_ptr, RAW_U8 *name_ptr, RAW_U32 initial_count)
{
#if (RAW_SEMA_FUNCTION_CHECK > 0)
if (semaphore_ptr == 0) {
return RAW_NULL_OBJECT;
}
if (initial_count == 0xffffffff) {
return RAW_SEMOPHORE_OVERFLOW;
}
#endif
/*Init the list*/
list_init(&semaphore_ptr->common_block_obj.block_list);
/*Init resource*/
semaphore_ptr->count = initial_count;
semaphore_ptr->common_block_obj.name = name_ptr;
semaphore_ptr->common_block_obj.block_way = 0;
return RAW_SUCCESS;
}
看着初始化函数，我们发现信号量的初始化其实也非常简单，基本工作主要有：
（1）判断参数合法性；
（2）初始化阻塞队列、名称等；
（3）初始化信号量的计数。
说完了这些，我们看看信号量的获取是怎么完成的，代码可能长度稍微长一些，不过也不用太紧张，
RAW_U16 raw_semaphore_get(RAW_SEMAPHORE *semaphore_ptr, RAW_U32 wait_option)
{
RAW_U16 error_status;
RAW_SR_ALLOC();
#if (RAW_SEMA_FUNCTION_CHECK > 0)
if (semaphore_ptr == 0) {
return RAW_NULL_OBJECT;
}
if (raw_int_nesting) {
return RAW_NOT_CALLED_BY_ISR;
}
#endif
RAW_CRITICAL_ENTER();
if (semaphore_ptr->count) {
semaphore_ptr->count--;
RAW_CRITICAL_EXIT();
return RAW_SUCCESS;
}
/*Cann't get semphore, and return immediately if wait_option is RAW_NO_WAIT*/
if (wait_option == RAW_NO_WAIT) {
RAW_CRITICAL_EXIT();
return RAW_NO_PEND_WAIT;
}
if (raw_sched_lock) {
RAW_CRITICAL_EXIT();
return RAW_SCHED_DISABLE;
}
raw_pend_object(&semaphore_ptr->common_block_obj, raw_task_active, wait_option);
RAW_CRITICAL_EXIT();
raw_sched();
error_status = block_state_post_process(raw_task_active, 0);
return error_status;
}
信号量的获取情况比较复杂一些，这在长度上也体现出来了。不过没关系，我们一步一步看函数做了什么，
（1）判断参数合法性；
（2）判断当前函数是否处于中断处理的流程中，如果是选择返回；
（3）判断当前count是否为0，如果不为 0，则减1返回；
（4）如果当前count是0，且线程不愿意等待，那么选择返回；
（5）如果当前禁止调度，那么依然选择返回；
（6）当前线程将自己挂起，从ready队列中删除，把自己pend到信号量的阻塞队列中；
（7）阻塞的线程再次获得了运行的机会，我们从task数据结构获得返回结果，此时也不一定是因为获得了资源的缘故哦。
上面的get函数看上去比较复杂，但是所有的同步函数基本上都是这样设计的，看多了反而有一种八股文的感觉。刚开始看的同学可能觉得不是很习惯。不要紧，每天多看两眼，时间长了就ok了。好了，接着我们继续去看看信号量的释放函数是怎么处理的，大家做好心理准备哦，
static RAW_U16 internal_semaphore_put(RAW_SEMAPHORE *semaphore_ptr, RAW_U8 opt_wake_all)
{
LIST *block_list_head;
RAW_SR_ALLOC();
#if (RAW_SEMA_FUNCTION_CHECK > 0)
if (semaphore_ptr == 0) {
return RAW_NULL_OBJECT;
}
#endif
block_list_head = &semaphore_ptr->common_block_obj.block_list;
RAW_CRITICAL_ENTER();
/*if no block task on this list just return*/
if (is_list_empty(block_list_head)) {
if (semaphore_ptr->count == 0xffffffff) {
RAW_CRITICAL_EXIT();
return RAW_SEMOPHORE_OVERFLOW;
}
/*increase resource*/
semaphore_ptr->count++;
RAW_CRITICAL_EXIT();
return RAW_SUCCESS;
}
/*wake all the task blocked on this semphore*/
if (opt_wake_all) {
while (!is_list_empty(block_list_head)) {
raw_wake_object(list_entry(block_list_head->next, RAW_TASK_OBJ, task_list));
}
}
else {
/*Wake up the highest priority task block on the semaphore*/
raw_wake_object(list_entry(block_list_head->next, RAW_TASK_OBJ, task_list));
}
RAW_CRITICAL_EXIT();
raw_sched();
return RAW_SUCCESS;
}
看上去，信号量的释放函数也比较长，不过只要有耐心，都是可以看明白的，我们就来具体分析一下，
（1）判断参数的合法性；
（2）判断当前是否有等待队列，如果没有，则count自增，函数返回，当然如果count达到了0xffffffff也要返回，不过概率极低；
（3） 当前存在等待队列，根据opt_wake_all的要求是唤醒一个线程还是唤醒所有的线程；
（4）调用系统调度函数，让高优先级任务及时得到运行的机会；
（5）当前线程再次得到运行的机会，函数返回。
有了上面的讲解，我们发现os的代码其实也没有那么恐怖。所以，请大家一鼓作气，看看信号量是怎么删除的吧，
RAW_U16 raw_semaphore_delete(RAW_SEMAPHORE *semaphore_ptr)
{
LIST *block_list_head;
RAW_SR_ALLOC();
#if (RAW_SEMA_FUNCTION_CHECK > 0)
if (semaphore_ptr == 0) {
return RAW_NULL_OBJECT;
}
#endif
block_list_head = &semaphore_ptr->common_block_obj.block_list;
RAW_CRITICAL_ENTER();
/*All task blocked on this queue is waken up*/
while (!is_list_empty(block_list_head)) {
delete_pend_obj(list_entry(block_list_head->next, RAW_TASK_OBJ, task_list));
}
RAW_CRITICAL_EXIT();
raw_sched();
return RAW_SUCCESS;
}
信号量删除的工作其实很少，也很简单，同样我们也来梳理一下，
（1）判断参数合法性；
（2）唤醒阻塞队列中的每一个线程；
（3）调用系统调度函数，因为高优先级的任务很有可能刚刚从阻塞队列中释放出来；
（4）当前线程再次运行，函数返回。
通过上面几个函数的讲解，我们发现关于os互斥部分的代码其实也不复杂。只要对系统本身和中断有一些了解，其实代码都是可以看懂的。当然，上面的代码我们还是讲的比较粗糙，所以有些细节还是要补充一下，
（1）全局变量操作的函数必须在关中断的情况下进行操作；
（2）实时系统的抢占是每时每刻都在进行的，比如中断返回时、信号量释放时、调用延时函数、调用调度函数的时候，所以大家心中要有抢占的概念；
（3）互斥函数中大量使用了链表的结构，建议大家好好掌握链表的相关算法；
（4）关于os的代码一定要多看、多思考、多练习才会有进步和提高，纸上得来终觉浅、绝知此事要躬行。
参考blog：https://blog.csdn.net/feixiaoxing/article/details/7976857