[内核同步]Linux内核同步机制之completion

转自：http://blog.csdn.net/bullbat/article/details/7401688

内核编程中常见的一种模式是，在当前线程之外初始化某个活动，然后等待该活动的结束。这个活动可能是，创建一个新的内核线程或者新的用户空间进程、对一个已有进程的某个请求，或者某种类型的硬件动作，等等。在这种情况下，我们可以使用信号量来同步这两个任务。然而，内核中提供了另外一种机制——completion接口。Completion是一种轻量级的机制，他允许一个线程告诉另一个线程某个工作已经完成。

理解同步completion的例子：

这是一个公交司机和售票员之间的线程调度，用于理解完成量，完成量是对信号量的一种补充，主要用于多处理器系统上发生的一种微妙竞争。在这里两个线程间同步，只有当售票员把门关了后，司机才能开动车，只有当司机停车后，售票员才能开门。

线程(进程)之间的同步大多使用completion，而互斥资源的保护大多使用信号量(互斥锁or自旋锁)。

结构与初始化

Completion在内核中的实现基于等待队列（关于等待队列理论知识在前面的文章中有介绍），completion结构很简单：

 struct completion {
     unsigned int done;/*用于同步的原子量*/
     wait_queue_head_t wait;/*等待事件队列*/
 };  

和信号量一样，初始化分为静态初始化和动态初始化两种情况：

静态初始化：

 #define COMPLETION_INITIALIZER(work) \
      { , __WAIT_QUEUE_HEAD_INITIALIZER((work).wait) }  

  #define DECLARE_COMPLETION(work) \
      struct completion work = COMPLETION_INITIALIZER(work)  

动态初始化：

 static inline void init_completion(struct completion *x)
 {
     x->done = ;
     init_waitqueue_head(&x->wait);
 }  

可见，两种初始化都将用于同步的done原子量置位了0，后面我们会看到，该变量在wait相关函数中减一，在complete系列函数中加一。

实现

同步函数一般都成对出现，completion也不例外，我们看看最基本的两个complete和wait_for_completion函数的实现。

wait_for_completion最终由下面函数实现：

 static inline long __sched
 do_wait_for_common(struct completion *x, long timeout, int state)
 {
     if (!x->done) {
         DECLARE_WAITQUEUE(wait, current);  

         wait.flags |= WQ_FLAG_EXCLUSIVE;
         __add_wait_queue_tail(&x->wait, &wait);
         do {
             if (signal_pending_state(state, current)) {
                 timeout = -ERESTARTSYS;
                 break;
             }
             __set_current_state(state);
             spin_unlock_irq(&x->wait.lock);
             timeout = schedule_timeout(timeout);
             spin_lock_irq(&x->wait.lock);
         } while (!x->done && timeout);
         __remove_wait_queue(&x->wait, &wait);
         if (!x->done)
             return timeout;
     }
     x->done--;
     return timeout ?: ;
 }  

而complete实现如下：

 void complete(struct completion *x)
 {
     unsigned long flags;  

     spin_lock_irqsave(&x->wait.lock, flags);
     x->done++;
     __wake_up_common(&x->wait, TASK_NORMAL, , , NULL);
     spin_unlock_irqrestore(&x->wait.lock, flags);
 }   

不看内核实现的源代码我们也能想到他的实现，不外乎在wait函数中循环等待done变为可用（正），而另一边的complete函数为唤醒函数，当然是将done加一，唤醒待处理的函数。是的，从上面的代码看到，和我们想的一样。内核也是这样做的。

运用

运用LDD3中的例子：

 #include <linux/module.h>
 #include <linux/init.h>  

 #include <linux/sched.h>
 #include <linux/kernel.h>
 #include <linux/fs.h>
 #include <linux/types.h>
 #include <linux/completion.h>  

 MODULE_LICENSE("GPL");  

 static int complete_major=;
 DECLARE_COMPLETION(comp);  

 ssize_t complete_read(struct file *filp,char __user *buf,size_t count,loff_t *pos)
 {
     printk(KERN_ERR "process %i (%s) going to sleep\n",current->pid,current->comm);
     wait_for_completion(&comp);
     printk(KERN_ERR "awoken %i (%s)\n",current->pid,current->comm);
     return ;
 }  

 ssize_t complete_write(struct file *filp,const char __user *buf,size_t count,loff_t *pos)
 {
     printk(KERN_ERR "process %i (%s) awakening the readers...\n",current->pid,current->comm);
     complete(&comp);
     return count;
 }  

 struct file_operations complete_fops={
     .owner=THIS_MODULE,
     .read=complete_read,
     .write=complete_write,
 };  

 int complete_init(void)
 {
     int result;
     result=register_chrdev(complete_major,"complete",&complete_fops);
     if(result<)
         return result;
     if(complete_major==)
         complete_major=result;
     return ;
 }
 void complete_cleanup(void)
 {
     unregister_chrdev(complete_major,"complete");
 }
 module_init(complete_init);
 module_exit(complete_cleanup);  

测试步骤：

1， mknod /dev/complete创建complete节点，在linux上驱动程序需要手动创建文件节点。

2， insmod complete.ko 插入驱动模块，这里要注意的是，因为我们的代码中是手动分配的设备号，很可能被系统已经使用了，所以如果出现这种情况，查看/proc/devices文件。找一个没有被使用的设备号。

3， cat /dev/complete 用于读该设备，调用设备的读函数

4， 打开另一个终端输入 echo “hello” > /dev/complete 该命令用于写入该设备。

问题：

1. 如果完成量还没有处于wait状态，complete先释放了，那么，在完成量等待到来，接下来是什么样的流程？