Unix环境高级编程-阻塞访问原理——等待队列

　　有些时候，一个系统调用可能无法马上取到或者送出数据：一个温度采集器如果没有采用中断或者轮询的策略，而是在用户发出请求时才进行采集，并在一定的时间后返回结果。如果用户程序希望调用read或write并且在调用返回时能确保得到想要的结果，那么用户程序应该阻塞，直到有结果或者错误后返回，用户程序的阻塞体现为进程的睡眠，也即系统调用中将进程状态切换为睡眠态。

 

　　睡眠和等待队列

　　一个进程的睡眠意味着它的进程状态标识符被置为睡眠，并且从调度器的运行队列中去除，直到某些事件的发生将它们从睡眠态中唤醒，在睡眠态，该进程将不被CPU调度，并且，如果不被唤醒，它将永远不被运行。

　　在驱动中很容易通过调度等方式使当前进程睡眠，但是进程并不是在任何时候都是可以进入睡眠状态的。

　　　　第一条规则是：当运行在原子上下文时不能睡眠：比如持有自旋锁，顺序锁或者RCU锁。

　　　　在关中断中也不能睡眠。

　　　　持有信号量时睡眠是合法的，但它所持有的信号量不应该影响唤醒它的进程的执行。另外任何等待该信号量的线程也将睡眠，因此发生在持有信号量时的任何睡眠都应当短暂。

　　　　进程醒来后应该进行等待事件的检查，以确保它确实发生了。

　　等待队列可以完成进程的睡眠并在事件发生时唤醒它，它由一个进程列表组成。在 Linux 中, 一个等待队列由一个"等待队列头"来管理：

linux/wait.h
struct __wait_queue_head {
    spinlock_t lock;
    struct list_head task_list;
};
typedef struct __wait_queue_head wait_queue_head_t;

　　由于睡眠的进程很有可能在等待一个中断来改变某些状态，或通告某些事件的发生，那么中断上下文很有可能修改该等待队列，所以该结构中的自旋锁lock必须考虑禁中断，也即使用spin_lock_irqsave。

　　队列中的成员是如下数据结构的实例，它们组成了一个双向链表：

typedef struct __wait_queue wait_queue_t;
typedef int (*wait_queue_func_t)(wait_queue_t *wait, unsigned mode, int flags, void *key);
int default_wake_function(wait_queue_t *wait, unsigned mode, int flags, void *key);
struct __wait_queue {
    unsigned int flags;
#define WQ_FLAG_EXCLUSIVE    0x01
    void *private;
    wait_queue_func_t func;
    struct list_head task_list;
};

flags的值或者为0，或者为WQ_FLAG_EXCLUSIVE。后者表示等待进程想要被独占地唤醒。
private指针指向等待进程的task_struct实例。该变量本质上可以指向任何私有数据，单内核只有很少情况下才这么用。
调用func，唤醒等待进程。
task_list用作一个链表元素，将wait_queue_t实例放置到等待队列中。

　　为了使用等待队列，通常需要如下步骤：首先应该建立一个等待队列头：

DECLARE_WAIT_QUEUE_HEAD(name);

　　另外一种方法是静态声明，并显式初始化它：

wait_queue_head_t wait_queue;
init_waitqueue_head(&wait_queue);

　　接着为使得当前进程进入睡眠，并等待某一事件的发生，需要将它加入到等待队列中，内核提供了以下函数完成此功能：

wait_event(queue, condition);
wait_event_interruptible(queue, condition);
wait_event_timeout(queue, condition, timeout);
wait_event_interruptible_timeout(queue, condition, timeout);

　　在所有的形式中，参数queue是要等待的队列头，由于这几个函数都是通过宏实现的，这里的队列头不是指针类型，而是对它的直接使用。条件condition是一个被这些宏在睡眠前后所要求值的任意的布尔表达式。直到条件求值为真，进程持续睡眠。

　　通过wait_event进入睡眠的进程是不可中断的，此时进程的state成员置TASK_UNINTERRUPTIBLE位。但是它应该被wait_event_interruptible所替代，它可以被信号中断，这意味着用户程序在等待的过程中可以通过信号中断程序的执行。一个不能被信号中断的程序很容易激怒使用它的用户。wait_event函数没有返回值，而wait_event_interruptible有一个可以识别睡眠被某些信号打断的返回值-ERESTARTSYS。

　　wait_event_timeout和wait_event_interruptible_timeout意味着等待一段时间，它以滴答数表示，在这个时间期间超时后，该宏返回一个0值，而不管事件是否发生。

　　最后，我们需要在其他进程或者线程(也可能是中断)中通过相对应的函数，唤醒这些队列上沉睡的进程。内核提供了如下函数：

void wake_up(wait_queue_head_t *queue);
void wake_up_interruptible(wait_queue_head_t *queue);

wake_up唤醒所有的在给定队列上等待的进程。
wake_up_interruptible唤醒所有的在给定队列上等待的可中断的睡眠的进程。

 

　　尽管wake_up可以替代wake_up_interruptible的功能，但是它们应该使用与wait_event对应的函数。通过等待队列实现一个管道的读写是可行的，内核中fs/pipe.c对管道的实现就是基于等待队列实现的，尽管它有些复杂。另外对于设备驱动来说，一个温度采集器在收到读数据请求后，该进程被放入等待队列，然后唤醒它的布尔变量在该设备对应的中断处理程序中被置为真。

　　注意 wake_up_interruptible的调用可能使多个个睡眠进程醒来，而它们又是独占访问某一资源，如何使仅一个进程看到这个真值，这就是WQ_FLAG_EXCLUSIVE的作用，其他进程将继续睡眠。

　　等待队列实现原理

　　wait_event函数的核心实现如下：

#define __wait_event(wq, condition)                     \
do {                                    \
    DEFINE_WAIT(__wait);                        \
                                    \
    for (;;) {                            \
        prepare_to_wait(&wq, &__wait, TASK_UNINTERRUPTIBLE);    \
        if (condition)                        \
            break;                        \
        schedule();                        \
    }                                \
    finish_wait(&wq, &__wait);                    \
} while () 

DEFINE_WAIT注册了一个名为__wait的队列元素，其中包含一个名为autoremove_wake_function的钩子函数，它用来唤醒的进程并将该元素从等待队列中删除。
prepare_to_wait用来将队列元素计入等待队列，并指定进程的state状态标识为TASK_UNINTERRUPTIBLE，当然对应wait_event_interruptible，则是TASK_INTERRUPTIBLE。
for无限循环决定了当前进程在不满足condition时总是被调度，其他进程将替换该进程执行。并且这个循环实际上永远只执行一次，并且只在唤醒时直接
在满足条件时，finish_wait将进程状态设置为TASK_RUNNING，并从等待队列中将其移除。

　　需要仔细考虑的是for循环的执行，显然它可能执行一次，也可能是多次，当condition不满足时，将会产生调度，而在此被调度时，将执行for的下一次循环，那么prepare_to_wait不是每次都添加一次__wait元素吗？查看prepare_to_wait代码可以发现，只有wait->task_list指向的链表为空时，也即__wait元素没有加入任何其他等待队列时才会把它加入到当前等待队列中，这也表明一个等待队列元素只能加入一个等待队列。

void prepare_to_wait(wait_queue_head_t *q, wait_queue_t *wait, int state)
{
    unsigned long flags;
    wait->flags &= ~WQ_FLAG_EXCLUSIVE;
    spin_lock_irqsave(&q->lock, flags);
    if (list_empty(&wait->task_list))
        __add_wait_queue(q, wait);
    set_current_state(state);
    spin_unlock_irqrestore(&q->lock, flags);
}

　　唤醒一个等待队列是通过wake_up系列函数完成的，一些列的唤醒函数都有对应的可中断形式：

#define wake_up(x)            __wake_up(x, TASK_NORMAL, 1, NULL)
#define wake_up_nr(x, nr)        __wake_up(x, TASK_NORMAL, nr, NULL)
#define wake_up_all(x)            __wake_up(x, TASK_NORMAL, 0, NULL)
#define wake_up_locked(x)        __wake_up_locked((x), TASK_NORMAL)

　　这里分析它们的核心实现：

kernel/sched.c
void __wake_up(wait_queue_head_t *q, unsigned int mode,
            int nr_exclusive, void *key)
{
    unsigned long flags;
    spin_lock_irqsave(&q->lock, flags);
    __wake_up_common(q, mode, nr_exclusive, , key);
    spin_unlock_irqrestore(&q->lock, flags);
}

　　__wake_up首先获取了自旋锁，然后调用__wake_up_common。该函数通过list_for_each_entry_safe遍历等待队列，如果没有设置独占标志，则根据mode唤醒每个睡眠的进程。nr_exclusiv表示需要唤醒的设置了独占标志进程的数目，它在wake_up中设置为1，表明当处理了一个含有WQ_FLAG_EXCLUSIVE标志进程后，将不再处理，独占标志的意义也在于此。另外看到这里通过func指针执行了真正的唤醒函数。

kernel/sched.c
static void __wake_up_common(wait_queue_head_t *q, unsigned int mode,
            int nr_exclusive, int wake_flags, void *key)
{
    wait_queue_t *curr, *next;
    list_for_each_entry_safe(curr, next, &q->task_list, task_list) {
        unsigned flags = curr->flags;
        if (curr->func(curr, mode, wake_flags, key) &&
                (flags & WQ_FLAG_EXCLUSIVE) && !--nr_exclusive)
            break;
    }
}

　　如果含有独占标志的进程并不位于队列尾部，将导致其后的不含有该标志的进程无法执行，prepare_to_wait_exclusive解决了该问题，它总是将含有独占标志的进程插入到队列尾部，该函数被wait_event_interruptible_exclusive宏调用。

　　转自：http://blog.chinaunix.net/uid-20608849-id-3126863.html