2.2.2 等待队列

前一节我们曾简要的提到进程（也就是正在运行的程序）可以转入休眠状态以等待某个特 定事件，当该事件发生时这些进程能够被再次唤醒。内核实现这一功能的技术要点是把等 待队列（wait queue）和每一个事件联系起来。需要等待事件的进程在转入休眠状态后插 入到队列中。当事件发生之后，内核遍历相应队列，唤醒休眠的任务让它投入运行状态。 任务负责将自己从等待队列中清除。 等待队列的功能强大得令人吃惊，它们被广泛应用于整个内核中。更重要的是，实现等待 队列的代码量并不大。 1. wait_queue结构 18662：简单的数据结构就是等待队列节点，它包含两个元素： * task—指向struct task_struct结构的指针，它代表一个进程。从16325行开始的 struct task_struct结构将在第7章中进行介绍。 * next—指向队列中下一节点的指针。因而，等待队列实际上是一个单链表。 通常，我们用指向等待队列队首的指针来表示等待队列。例如，printk使用的等待队列 log_wait（25647行）。 2. wait_event 16840：通过使用这个宏，内核代码能够使当前执行的进程在等待队列wq中等待直至给定 condition（可能是任何的表达式）得到满足。 16842：如果条件已经为真，当前进程显然也就无需等待了。 16844：否则，进程必须等待给定条件转变为真。这可以通过调用__wait_event来实现（ 16824行），我们将在下一节介绍它。由于__wait_event已经同wait_event分离，已知条 件为假的部分内核代码可以直接调用__wait_queue，而不用通过宏来进行冗余的（特别是 在这些情况下）测试，实际上也没有代码会真正这样处理。更为重要的是，如果条件已经 为真，wait_event会跳过将进程插入等待队列的代码。 注意wait_event的主体是用一个比较特殊的结构封闭起来的： 奇怪的是，这个小技巧并没有得到应有的重视。这里的主要思路是使被封闭的代码能够像 一个单句一样使用。考虑下面这个宏，该宏的目的是如果p是一个非空指针，则调用free ： 除非你在如下所述的情况下使用FREE1，否则所有调用都是正确有效的： FREE1经扩展以后，else就和错误的if（FREE1的if）联系在一起。 有些程序员通过如下途径解决这种问题： 这两种方法都不尽人意，程序员在调用宏以后自然而然使用的分号会把扩展信息弄乱。以 FREE2为例，在宏展开之后，为了使编译器能更准确地识别，我们还需要进行一定的缩进 调节，最终代码如下所示： 这样就会引起语法错误—else和任何一个if都不匹配。FREE3从本质上讲也存在同样的问 题。而且在研究问题产生原因的同时，就能够明白为什么宏体里是否包含if是无关紧要的 。不管宏体内部内容如何，只要使用一组括号来指定宏体，就会碰到相同的问题。 引入do/while(0)技巧能够克服前面所出现的所有问题，现在我们可以编写FREE4。 将FREE4和其他宏一样插入相同代码之后，宏展开后其代码如下所示（为清晰起见，我们 再次调整了缩进格式）： 这段代码当然可以正确执行。编译器能够优化这个伪循环，舍弃循环控制，因此执行代码 并没有速度的损失，我们也从而得到了能够实现理想功能的宏。 虽然这是一个可以接受的解决方案，但是我们不能不提到的是编写函数要比编写宏好得多 。不过如果你不能提供函数调用所需的开销，那么就需要使用内联函数。这种情况虽然在 内核中经常出现，但是在其他地方就要少得多。（不可否认，当使用C++、gcc或者任何实 现了将要出现的修正版ISO标准C的编译器时，这种方案只是一种选择，就是最后为C增加 内联函数。） 3. __wait_event 16824：__wait_event使当前进程在等待队列wq中等待，直至condition为真。 16829：通过调用add_wait_queue（16791行），局部变量__wait可以被链接到队列上。注 意__wait是在堆栈中而不是在内核堆中分配空间，这是内核中常用的一种技巧。在宏运行 结束之前，__wait就已经被从等待队列中移走了，因此等待队列中指向它的指针总是有效 的。 16830：重复分配CPU给另一个进程直至条件满足，这一点将在下面几节中讨论。 16831：进程被置为TASK_UNINTERRUPTIBLE状态（16190行）。这意味着进程处于休眠状态 ，不应被唤醒，即使是信号也不能打断该进程的休眠。信号在第6章中介绍，而进程状态 则在第7章中介绍。 16832：如果条件已经满足，则可以退出循环。 请注意如果在第一次循环时条件就已经满足，那么前面一行的赋值就浪费了（因为在循环 结束之后进程状态会立刻被再次赋值）。__wait_event假定宏开始执行时条件还没有得到 满足。而且，这种对进程状态变量state的延迟赋值也并没有什么害处。在某些特殊情况 下，这种方法还十分有益。例如当__wait_event开始执行时条件为假，但是在执行到 16832行时就为真了。这种变化只有在为有关进程状态的代码计算condition变量值时才会 出现问题。但是在代码中这种情况我没有发现。 16834：调用schedule（26686行，在第7章中讨论）将CPU转移给另一个进程。直到进程再 次获得CPU时，对schedule的调用才会返回。这种情况只有当等待队列中的进程被唤醒时 才会发生。 16836：进程已经退出了，因此条件必定已经得到了满足。进程重置TASK_RUNNING的状态 （16188行），使其适合CPU运行。 16837：通过调用remove_wait_queue（16814行）将进程从等待队列中移去。 wait_event_interruptible和__wait_event_interruptible（分别参见16868行和16847） 基本上与wait_event和__wait_event相同，但不同的是它们允许休眠的进程可以被信号中 断。信号将在第6章中介绍。 请注意wait_event是被如下结构所包含的。 和do/while(0)技巧一样，这样可以使被封闭起来的代码能够像一个单元一样运行。这样 的封闭代码就是一个独立的表达式，而不是一个独立的语句。也就是说，它可以求值以供 其他更复杂的表达式使用。发生这种情况的原因主要在于一些不可移植的gcc特有代码的 存在。通过使用这类技巧，一个程序块中的最后一个表达式的值将定义为整个程序块的最 终值。当在表达式中使用wait_event_interruptible时，执行宏体后赋__ret的值为宏体 的值（参见16873行）。对于有Lisp背景知识的程序员来说，这是个很常见的概念。但是 如果你仅仅了解一点C和其他一些相关的过程性程序设计语言，你可能就会觉得比较奇怪 。 __wake_up 26829：该函数用来唤醒等待队列中正在休眠的进程。它由wake_up和wake_up_ interruptible调用（请分别参见16612行和16614行）。这些宏提供mode参数，只有状态 满足mode所包含的状态之一的进程才可能被唤醒。 26833：正如将在第10章中详细讨论的那样，锁（lock）是用来限制对资源的访问，这在 SMP逻辑单元中尤其重要，因为在这种情况下当一个CPU在修改某数据结构时，另一个CPU 可能正在从该数据结构中读取数据，或者也有可能两个CPU同时对同一个数据结构进行修 改，等等。在这种情况下，受保护的资源显然是等待队列。非常有趣的是所有的等待队列 都使用同一个锁来保护。虽然这种方法要比为每一个等待队列定义一个新锁简单得多，但 是这就意味着SMP逻辑单元可能经常会发现自己正在等待一个实际上并不必须的锁。 26838：本段代码遍历非空队列，为队列中正确状态的每一个进程调用wake_up_process（ 26356行）。如前所述，进程（队列节点）在此可能并没有从队列中移走。这在很大程度 上是由于即使队列中的进程正在被唤醒，它仍然可能希望继续存在于等待队列中，这一点 正如我们在__wait_event中发现的问题一样。