Linux0.11内核 进程睡眠和唤醒

      当进程等待资源或者事件时，就进入睡眠状态。有两种睡眠态，不可中断睡眠态（ TASK_UNINTERRUPTIBLE）和可中断睡眠态（TASK_INTERRUPTIBLE）。

处于可中断睡眠态的进程不光可以由 wake_up直接唤醒，还可以由信号唤醒。在 schedule()函数中，会把处于可中断睡眠态并且收到信号的进程变成运行态，使他参与调度选择。 Linux0.11中进入可中断睡眠状态的方法有 3中

1. 调用 interruptible_sleep_on()函数

2. 调用 sys_pause()函数

3. 调用 sys_waitpid()函数。

第一种情况用于等待外设资源时（如等待 I/O设备），这时当前进程会挂在对应的等待队列上。第二第三种情况用于事件，即等待信号。

进程要进入不可中断睡眠态，只能通过 sleep_on()函数。要使处于不可中断睡眠态的进程进入运行态，只能由其他进程调用 wake_up()将它唤醒。当进程等待系统资源（比如高速缓冲块，文件 i节点或者文件系统的超级块）时，会调用 sleep_on()函数，使当前进程挂起在相关资源的等待队列上。

这部分代码很短，一共三个函数 sleep_on()， wake_up()和 interruptible_sleep_on()。在 sched.c中。但是代码比较难理解，因为构造的等待队列是一个隐式队列，利用进程地址空间的独立性隐式地连接成一个队列。这个想法很奇妙。

sleep_on()

 /****************************************************************************/
 /* 功能：当前进程进入不可中断睡眠态，挂起在等待队列上                        */
 /* 参数：p 等待队列头                                                       */
 /* 返回：（无）                                                               */
 /****************************************************************************/
 void sleep_on(struct task_struct **p)
 {
     struct task_struct *tmp;        // tmp用来指向等待队列上的下一个进程
     if (!p)         // 无效指针，退出
         return;
     if (current == &(init_task.task))   // 进程0不能睡眠
         panic("task[0] trying to sleep");
     tmp = *p;           // 下面两句把当前进程放到等待队列头，等待队列是以堆栈方式
     *p = current;       //  管理的。后到的进程等在前面
     current->state = TASK_UNINTERRUPTIBLE;   // 进程进入不可中断睡眠状态
     schedule();     // 进程放弃CPU使用权，重新调度进程
 // 当前进程被wake_up()唤醒后，从这里开始运行。
 // 既然等待的资源可以用了，就应该唤醒等待队列上的所有进程，让它们再次争夺
 // 资源的使用权。这里让队列里的下一个进程也进入运行态。这样当这个进程运行
 // 时，它又会唤醒下下个进程。最终唤醒所有进程。
     if (tmp)
         tmp->state=0;
 }

 

这个函数牵涉到 3个指针， p， tmp和 current。

p是指向指针的指针，实际上 *p指向的是等待队列头。系统资源（高速缓冲块，文件 i节点或者文件系统的超级块）的数据结构中都一个struct task_struct *类型的指针，指向的就是等待该资源的进程队列头。比如 i节点中的 i_wait，高速缓冲块中的 b_wait，超级块中的s_wait。 *p对于等待队列上的所有进程都是一样的。

current指向的是当前进程指针，是全局变量。

tmp位于当前进程的地址空间内，是局部变量。不同的进程有不同 tmp变量。等待队列就是利用这个变量把所有等待同一个资源的进程连接起来。具体的说，所有等待在队列上的进程，都是在 sleep_on()中 schedule()中被切换出去的，这些进程还停留在 sleep_on()函数中，在函数的堆栈空间里面，存放了局部变量 tmp。

假如当前进程要进入某个高速缓冲块的等待队列，而且该等待队列上已经有另外两个进程 task1和 task2先后进入。形成的队列如图。等待队列是堆栈式的，先进入队列的进程排在最后。

在调用了 sleep_on()的地方，我们可以发现 sleep_on()往往是放在一个循环中的（比如 wait_on_buffer()， wait_on_inode()， lock_inode()，lock_super()， wait_on_super()等函数）。当进程从 sleep_on()返回时，并不能保证当前进程取得了资源使用权，因为调用 wake_up()进程切换到从 sleep_on()中苏醒的过程中，发生了进程调度，中间很可能有别的进程取得了资源。

 

wake_up()

 /****************************************************************************/
 /* 功能：唤醒等待队列上的头一个进程                                         */
 /* 参数：p 等待队列头                                                       */
 /* 返回：（无）                                                               */
 /****************************************************************************/
 void wake_up(struct task_struct **p)
 {
     if (p && *p) {
         (**p).state=0;      // 把队列上的第一个进程设为运行态
         *p=NULL;        // 把队列头指针清空，这样失去了都其他等待进程的跟踪。
                         //  一般情况下这些进程迟早会得到运行。
     }
 }

 

下面分析 sleep_on() 和 wait_up()配合使用的情况

情况一 游离队列的产生

先分析一下 sleep_on()和 wake_up()在通常情况下的工作原理。考虑一个非常简单的情况，假设目前系统只有 3个进程，且都等在队列上，队列的头指针设为 wait。

然后系统资源得到释放，当前进程调用 wake_up(wait)。这时 Task C变成了运行态。

之后进程调度发生， Task C被选中，开始运行。 Task C是从 sheep_on()中的 schedule()的后一条语句开始运行，它把 Task B的状态变成运行态。随后 Task C退出 sheep_on()函数，堆栈中的局部变量 tmp消失，这样再没有指向 Task B的指针， Task B开头的队列游离了。

情况 1-1

这时对同一个资源有两个进程是可运行状态，但是当前进程是 Task C，只要它不调用 schedule，它是不会被抢断的。因此 Task C继续运行，取得了它想要的资源，这时 Task C可以完成它的任务了。当进程调度再次发生时， Task B会被选中，同样， Task B会把 Task A变成可运行态，而它自己得到了资源。最终 Task A也会得到执行。这样，等待在一个资源上的三个任务最终都得到运行。

情况 1-2

假设 Task C在得到资源后，又主动调用了 schedule()，进程调度程序这时选中了 Task B。 Task B从上次中断的地方开始运行，即从sleep_on()中 schedule()后面的语句开始运行。它会把 Task A也变成可运行状态。然后退出 sleep_on()， tmp变量消失。但是不幸的是它发现资源仍然被占用，所以再次进入睡眠，又连接到 wait队列上了。

从这个情况可以看到，虽然系统运行过程中，可能会把等待队列切分成很多游离队列，但是这些队列头上的进程都是运行态，这保证schedule()函数最终还是会找到它。

 

 

情况二 游离队列的合并

假设目前进程等待资源的情况如下，某个进程占用资源不放，导致有 7个进程等待该资源。产生 3个队列，其中两个游离。

这时调度函数选中 Task E执行， Task E先唤醒 Task D但发现资源不能用，再次睡眠，把自己移到 wait队列，脱离了游离队列。调度再次发生。

假如这时 Task B得到运行，同样 Task B也只能唤醒 Task A，而把自己移动到等待队列

这样，只要游离队列头上的进程是运行态，游离队列可以再次合并到原先的等待队列上。

0.11版这段代码是有问题的，wake_up时应该将所有等待进程一次唤醒，否则会有race condition。

一次唤醒所有等待进程然后按优先级等调度下一个运行进程才是合理的调度，这里每次都是最后sleep的任务最先唤醒，不合理。

另外interrruptible_sleep_on中signal唤醒的进程会唤醒其他同一队列的进程，这不合理。

interruptible_sleep_on()

 

 /****************************************************************************/
 /* 功能：当前进程进入可中断睡眠态，挂起在等待队列上                         */
 /* 参数：p 等待队列头                                                       */
 /* 返回：（无）                                                               */
 /****************************************************************************/
 void interruptible_sleep_on(struct task_struct **p)
 {
     struct task_struct *tmp;    // tmp用来指向等待队列上的下一个进程

     if (!p) // 无效指针，退出
         return;
     if (current == &(init_task.task))   // 进程0不能睡眠
         panic("task[0] trying to sleep");
     tmp=*p;     // 和sleep_on()一样，构建隐式队列
     *p=current;
 repeat: current->state = TASK_INTERRUPTIBLE; // 当前进程状态变成可中断睡眠态
     schedule();     // 重新调度进程
 // 当进程苏醒后，从这里继续运行
     if (*p && *p != current) {  // 如果当前进程之前还有进程，这把头进程唤醒，
         (**p).state=0;          // 自己进入睡眠态。这样做为了保证队列栈式管理
         goto repeat;  //这个判断语句将一直进行下去 导致进程切换 直到切换至等待队列头 从而导致和可中断函数sleep_on()一样的效果
     }
     *p=NULL;    // 和wake_up()一样
     if (tmp)        // 产生了游离队列，需要把头进程唤醒
         tmp->state=0;
 }