【专业技术】Linux设备驱动第七篇：高级字符驱动操作之阻塞IO
【专业技术】Linux设备驱动第七篇：高级字符驱动操作之阻塞IO
我们之前介绍过简单的read，write操作，那么会有一个问题：当驱动无法立即响应请求该怎么办？比如一个进程调用read读取数据，当没有数据可读时该怎么办，是立即返回还是等到有数据的时候；另一种情况是进程调用write向设备写数据，如果缓冲区满了或者设备正忙的时候怎么办，是立即返回还是继续等待直到设备可写？这种情况下，一般的缺省做法是使进程睡眠直到请求可以满足为止。本篇就介绍遇到这类问题驱动的处理方法。
睡眠
什么是睡眠？一个进程睡眠意味着它暂时放弃了CPU的运行权，直到某个条件发生后才可再次被系统调度。
在驱动里面很容易使一个进程进入睡眠状态，但是这里有几个规则需要特别注意。
- 原子上下文不能睡眠。这意味着驱动在持有一个自旋锁, seqlock, 或者 RCU 锁时不能睡眠。
- 关闭中断的情况下不能睡眠。在中断处理函数中不能睡眠。
- 在持有信号量时可以睡眠，但是会造成其他等待的进程也会进入睡眠，所以应该特别注意，睡眠时间应很短。
- 在被唤醒后应做一些必要的检查，确定你等待的条件已经满足。因为你不知道睡眠的这段时间发生了什么。
- 睡眠前确定能被唤醒，否则不要睡眠。
如何睡眠和唤醒
睡眠的进程会进入等待队列，一个等待队列可以如下声明：
DECLARE_WAIT_QUEUE_HEAD(name); 或者动态地, 如下:
wait_queue_head_t my_queue; init_waitqueue_head(&my_queue);
当一个进程需要睡眠，可以调用下面的接口：
//进程被置为不可中断的睡眠，一般不要这样
wait_event(queue, condition)
//它可能被信号中断，此版本应该检查返回值，若返回非零则可能是被某些信号打断，驱动应///该返回-ERESTARTSYS.
wait_event_interruptible(queue, condition)
//下面两个等待一段时间，超时后返回0.
wait_event_timeout(queue, condition, timeout)
wait_event_interruptible_timeout(queue, condition, timeout)要唤醒休眠的进程，那么其他的进程要调用唤醒函数：
//以下函数唤醒所有的在给定队列上等待的进程，一般情况下带interruptible的配对，不带//的配对
void wake_up(wait_queue_head_t *queue);
void wake_up_interruptible(wait_queue_head_t *queue);阻塞和非阻塞的选择
上面说了睡眠的方法，这种实现就是阻塞IO的实现，还有一种情况是要求不管IO是否可用，调用都要立即返回，就是非阻塞的实现。比如read时，虽然没有数据可读，但是我不想等待，我要立马返回。
非阻塞的IO由 filp->f_flags 中的 O_NONBLOCK 标志来指示，这个标志位于<linux/fcntl.h>, 被 <linux/fs.h>自动包含。这个标志可以在open的时候指定。
缺省状态下IO是阻塞的（没有指定O_NONBLOCK的情况下），在实现read/write的时候需要符合下面的标准：
- 如果一个进程调用 read 但是没有数据可用(尚未), 这个进程必须阻塞. 这个进程在有数据达到时被立刻唤醒, 并且那个数据被返回给调用者, 即便小于在给方法的 count 参数中请求的数量。
- 如果一个进程调用 write 并且在缓冲中没有空间, 这个进程必须阻塞, 并且它必须在一个与用作 read 的不同的等待队列中. 当一些数据被写入硬件设备, 并且在输出缓冲中的空间变空闲, 这个进程被唤醒并且写调用成功, 尽管数据可能只被部分写入如果在缓冲只没有空间给被请求的 count 字节。
这两句话都假设有输入和输出缓冲，实际上也是这样，几乎每个设备驱动都有输入输出缓冲。缓冲提高了访问效率，防止了数据的丢失。
如果指定O_NONBLOCK，即非阻塞的访问。read和write的做法是不同的。在这种情况下，这些调用简单的返回-EAGAIN。只有read，write和open文件操作收到非阻塞标志的影响。
下面是一个简单的read的实现，其中兼容了阻塞和非阻塞的实现（关键地方以添加注释）：
static ssize_t scull_p_read (struct file *filp, char __user *buf, size_t count, loff_t *f_pos)
{
struct scull_pipe *dev = filp->private_data;
if (down_interruptible(&dev->sem))
return -ERESTARTSYS;
while (dev->rp == dev->wp)
{ /* nothing to read */
up(&dev->sem); /* release the lock */
//判断是否是阻塞访问，如果是非阻塞访问，那么立即返回-EAGAIN.
if (filp->f_flags & O_NONBLOCK)
return -EAGAIN;
PDEBUG("\"%s\" reading: going to sleep\n", current->comm);
//如果是阻塞访问，那么睡眠等待，等到读条件满足时继续执行。
if (wait_event_interruptible(dev->inq, (dev->rp != dev->wp)))
return -ERESTARTSYS; /* signal: tell the fs layer to handle it */ /* otherwise loop, but first reacquire the lock */
if (down_interruptible(&dev->sem))
return -ERESTARTSYS;
}
/* ok, data is there, return something */
//以下即正常读取数据。
if (dev->wp > dev->rp)
count = min(count, (size_t)(dev->wp - dev->rp));
else /* the write pointer has wrapped, return data up to dev->end */
count = min(count, (size_t)(dev->end - dev->rp));
if (copy_to_user(buf, dev->rp, count))
{
up (&dev->sem);
return -EFAULT;
}
dev->rp += count;
if (dev->rp == dev->end)
dev->rp = dev->buffer; /* wrapped */
up (&dev->sem);
/* finally, awake any writers and return */
wake_up_interruptible(&dev->outq);
PDEBUG("\"%s\" did read %li bytes\n",current->comm, (long)count);
return count;
}互斥等待
之前我们说过当一个进程调用wake_up后，所有这个队列上等待的进程被置为可运行的。一般情况下这样是没有问题的，但是在个别的情况下，可能提前知道只有一个被唤醒的进程将成功获得需要的资源，并且其他的进程将再次睡眠。如果等待的进程太多，全部唤醒在进入睡眠这样的操作也是耗费资源的，会降低系统的性能。为了应对这种情况，内核中添加了一个互斥等待的选项。这样的结果是，进行互斥等待的进程被一次唤醒一个。
互斥等待一般情况下用不到，所以不再关注。