Linux设备驱动中的阻塞与非阻塞I/O
1 阻塞与非阻塞I/O
阻塞操作是指在执行设备操作时，若不能获得资源，则挂起进程直到满足可操作的条件后再进行操作。被挂起的进程进入睡眠状态，被从调度器的运行队列移走，直到等待的条件被满足。 非阻塞操作的进程在不能进行设备操作时， 并不挂起，它要么放弃，要么不停地查询，直至可以进行操作为止。
在阻塞访问时， 不能获取资源的进程将进入休眠， 它将CPU资源“礼让”给其他进程。因为阻塞的进程会进入休眠状态， 所以必须确保有一个地方能够唤醒休眠的进程， 否则， 进程就真的“寿终正寝”了。 唤醒进程的地方最大可能发生在中断里面， 因为在硬件资源获得的同时往往伴随着一个中断。 而非阻塞的进程则不断尝试， 直到可以进行I/O
如何设置文件为阻塞/非阻塞：
// open open("file_name", O_RDWR | O_NONBLOCK); //或 fcntl fcntl(fd，F_SETFL， O_NONBLOCK)
1.1 等待队列
阻塞访问最大的好处是当设备不可操作时进程可以挂起进入睡眠，让出CPU。
在Linux驱动程序中， 可以使用等待队列（Wait Queue） 来实现阻塞进程的唤醒。等待队列作为Linux内核中的一个基本单位，以队列为数据结构，与调度机制紧密结合，可以用来同步对系统资源的访问。
相关操作
定义在：include/linux/wait.h
1.1.1 定义队列头
struct __wait_queue_head {
spinlock_t lock;
struct list_head task_list;
};
typedef struct __wait_queue_head wait_queue_head_t;
//定义等待队列头部
wait_queue_head_t my_queue;1.1.2 初始化等待队列头
//初始化等待队列头部
void init_waitqueue_head(&my_queue);或使用宏DECLARE_WAIT_QUEUE_HEAD定义+初始化：
//或使用宏 定义且初始化 等待队列头
#define DECLARE_WAIT_QUEUE_HEAD(my_queue) \
wait_queue_head_t my_queue= __WAIT_QUEUE_HEAD_INITIALIZER(my_queue)1.1.3 定义等待队列项（等待队列元素）
struct __wait_queue {
unsigned int flags;
void *private;
wait_queue_func_t func;
struct list_head task_list;
};
typedef struct __wait_queue wait_queue_t;//定义并初始化一个名为name的等待队列元素
/* 参数name：等待队列项的名字
* 参数tsk：表示等待队列项属于哪个任务，一般设置为current（表示当前进程）
*/
#define DECLARE_WAITQUEUE(name, tsk) \
wait_queue_t name = __WAITQUEUE_INITIALIZER(name, tsk)1.1.4 添加、删除等待队列元素
//添加/删除等待队列中的元素
/* 参数q：等待队列项要加入的等待队列头
* 参数wait：要加入的等待队列项
*/
void add_wait_queue(wait_queue_head_t *q, wait_queue_t *wait);
/* 参数q：要删除的等待队列项所在的等待队列头
* 参数wait：要删除的等待队列项
*/
void remove_wait_queue(wait_queue_head_t *q, wait_queue_t *wait);1.1.5 等待事件
除了主动唤醒，也可以设置等待队列等待某个事件，当事件满足就自动唤醒等待队列中的进程。
| 函数 | 说明 |
| wait_event(wq, condition) | 等待以wq为等待队列头的等待队列被唤醒，前提是condition条件满足（为真），否则一直阻塞。函数会将进程设置为TASK_UNINTERRUPTIBLE。 |
| wait_event_timeout(wq, condition, timeout) | 和wait_event类似，但可以添加超时时间，以jiffies为单位。返回值为0表示超时时间到而且condition为假；如果返回值为1表示condition为真，条件满足。 |
| wait_event_interruptible(wq, condition) | 和wait_event类似，但设置进程状态为TASK_INTERRUPTIBLE，可以被信号打断。 |
| wait_event_interruptible_timeout(wq, condition, timeout) | 和wait_event_timeout类似，但设置进程状态为TASK_INTERRUPTIBLE，可以被信号打断。 |
1.1.6 唤醒队列
唤醒以queue作为等待队列头部的队列中所有的进程。
void wake_up(wait_queue_head_t *queue);
void wake_up_interruptible(wait_queue_head_t *queue);| 能唤醒的进程类型 | 配对使用 | |
| wake_up（） | TASK_INTERRUPTIBLE TASK_UNINTERRUPTIBLE |
wait_event（） wait_event_timeout（） |
| wake_up_interruptible（） | TASK_INTERRUPTIBLE | wait_event_interruptible（） wait_event_interruptible_timeout（） |
1.1.7 在等待队列上睡眠
sleep_on(wait_queue_head_t *q);
interruptible_sleep_on(wait_queue_head_t *q); sleep_on()函数的作用就是将目前进程的状态置成TASK_UNINTERRUPTIBLE，并定义一个等待队列元素，之后把它挂到等待队列头部q指向的双向链表，直到资源可获得，q队列指向链接的进程被唤醒。
interruptible_sleep_on()与sleep_on()函数类似，其作用是将目前进程的状态置成TASK_INTERRUPTIBLE，并定义一个等待队列元素，之后把它附属到q指向的队列，直到资源可获得（q指引的等待队列被唤醒）或者进程收到信号。sleep_on()函数应该与wake_up()成对使用，interruptible_sleep_on()应该与wake_up_interruptible()成对使用。
1.1.8 使用模板
static ssize_t xxx_write(struct file *file, const char *buffer, size_t count, loff_t *ppos)
{
...
DECLARE_WAITQUEUE(wait, current); /* 定义等待队列元素 */
add_wait_queue(&xxx_wait, &wait); /* 添加元素到等待队列 */
/* 等待设备缓冲区可写 */
do {
avail = device_writable(...);
if (avail < 0) {
if (file->f_flags & O_NONBLOCK) { /* 非阻塞 */
ret = -EAGAIN;
goto out;
}
__set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE); /* 改变进程状态 */
schedule(); /* 调度其他进程执行 */
if (signal_pending(current)) { /* 如果是因为信号唤醒 */
ret = -ERESTARTSYS;
goto out;
}
}
} while (avail < 0);
/* 写设备缓冲区 */
device_write(...);
out:
remove_wait_queue(&xxx_wait, &wait); /* 将元素移出xxx_wait指引的队列 */
set_current_state(TASK_RUNNING); /* 设置进程状态为TASK_RUNNING */
return ret;
}1）如果是非阻塞访问（O_NONBLOCK被设备），设备忙时，直接返回-EAGAIN。
2）如果是阻塞访问，调用__set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE)进行进程状态切换并通过schedule()调度其它进程执行。
3）醒来的时候，由于调度出去的时候进程状态是TASK_INTERRUPTIBLE（浅度睡眠），所以唤醒的可能是信号，所以先通过signal_pending判断是否为信号唤醒，如果是，立即返回-ERESTARTSYS。
DECLARE_WAITQUEUE和add_wait_queue这两个动作的效果如下图所示：
在wait_queue_head_t指向的链表上，新定义的wait_queue元素被插入，这个新元素绑定了一个task_struct数据结构（当前做xxx_write的current，也是DECLARE_WAITQUEUE使用"current"作为参数的原因）。
2 轮询操作
2.1 轮询的概念与作用
在用户程序中， select（） 和 poll（） 也是与设备阻塞与非阻塞访问息息相关的论题。 使用非阻塞I/O的应用程序通常会使用select（） 和poll（） 系统调用查询是否可对设备进行无阻塞的访问。 select（） 和 poll（） 系统调用最终会使设备驱动中的poll（） 函数被执行， 在Linux2.5.45内核中还引入了epoll（） ， 即扩展的poll（） 。
select（） 和poll（） 系统调用的本质一样， 前者在BSD UNIX中引入， 后者在System V中引入。
2.2 应用程序中的轮询编程
2.2.1 select()
/* 参数numfds：等待队列项要加入的等待队列头
* 参数readfds：要监视的读事件
* 参数writefds：要监视的写事件
* 参数exceptfds：要监视的异常事件
* 参数timeout：超时时间
*/
int select(int numfds, fd_set *readfds, fd_set *writefds, fd_set *exceptfds,
struct timeval *timeout);readfds文件集中的任何一个文件变得可读， select（） 返回；同理， writefds文件集中的任何一个文件变得可写， select也返回。
如图8.3所示， 第一次对n个文件进行select（） 的时候， 若任何一个文件满足要求， select（） 就直接返回； 第2次再进行select（） 的时候， 没有文件满足读写要求， select（） 的进程阻塞且睡眠。 由于调用select（） 的时候， 每个驱动的poll（） 接口都会被调用到， 实际上执行select（） 的进程被挂到了每个驱动的等待队列上， 可以被任何一个驱动唤醒。 如果FDn变得可读写， select（） 返回。
timeout参数是一个指向struct timeval类型的指针， 它可以使select（） 在等待timeout时间后若仍然没有文件描述符准备好则超时返回。 struct timeval数据结构的定义如代码清单8.7所示。
struct timeval {
int tv_sec; /* 秒 */
int tv_usec; /* 微秒 */
};设置、 清除、 判断文件描述符集合：
//清除一个文件描述符集合；
FD_ZERO(fd_set *set)
//将一个文件描述符加入文件描述符集合中；
FD_SET(int fd,fd_set *set)
//将一个文件描述符从文件描述符集合中清除；
FD_CLR(int fd,fd_set *set)
//判断文件描述符是否被置位。
FD_ISSET(int fd,fd_set *set)2.2.2 poll()
int poll(struct pollfd *fds, nfds_t nfds, int timeout);2.2.3 epoll()
当多路复用的文件数量庞大、 I/O流量频繁的时候， 一般不太适合使用select（） 和poll（） ， 此种情况下， select（） 和poll（） 的性能表现较差， 我们宜使用epoll。 epoll的最大好处是不会随着fd的数目增长而降低效率， select（） 则会随着fd的数量增大性能下降明显。
/* 参数size：要监听多少个fd */
int epoll_create(int size);
/* 参数epfd：要监听的事件类型epoll_create返回值。
* 参数op：动作。
EPOLL_CTL_ADD： 注册新的fd到epfd中。
EPOLL_CTL_MOD： 修改已经注册的fd的监听事件。
EPOLL_CTL_DEL： 从epfd中删除一个fd。
* 参数fd：需要监听的fd。
* 参数event：告诉内核需要监听的事件类型
EPOLLIN： 表示对应的文件描述符可以读。
EPOLLOUT： 表示对应的文件描述符可以写。
EPOLLPRI： 表示对应的文件描述符有紧急的数据可读（ 这里应该表示的是有socket带外数据到
来） 。
EPOLLERR： 表示对应的文件描述符发生错误。
EPOLLHUP： 表示对应的文件描述符被挂断。
EPOLLET： 将epoll设为边缘触发（ Edge Triggered） 模式， 这是相对于水平触发（ Level Triggered） 来说的。 LT（ Level Triggered） 是缺省的工作方式， 在LT情况下， 内核告诉用户一个fd是否就绪了， 之后用户可以对这个就绪的fd进行I/O操作。 但是如果用户不进行任何操作， 该事件并不会丢失， 而ET（ EdgeTriggered） 是高速工作方式， 在这种模式下， 当fd从未就绪变为就绪时， 内核通过epoll告诉用户， 然后它会假设用户知道fd已经就绪， 并且不会再为那个fd发送更多的就绪通知。
EPOLLONESHOT： 意味着一次性监听， 当监听完这次事件之后， 如果还需要继续监听这个fd的话，
需要再次把这个fd加入到epoll队列里。
*/
int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event);
/* 参数epfd：要监听的事件类型epoll_create返回值。
* 输出参数events：用来从内核得到事件的集合。
* 参数maxevents：告诉内核本次最多收多少事件。
* 参数timeout：超时时间（ 以毫秒为单位， 0意味着立即返回， -1意味着永久等待） 。 该函数的返回值是需要处理的事件数目， 如返回0， 则表示已超时。
*/
int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event * events, int maxevents, int timeout);
2.3 设备驱动中的轮询编程
2.3.1 poll驱动操作
设备驱动中poll（） 函数的原型是：
unsigned int(*poll)(struct file * filp, struct poll_table* wait);第1个参数为file结构体指针， 第2个参数为轮询表指针。 这个函数应该进行两项工作。
1） 对可能引起设备文件状态变化的等待队列调用poll_wait（） 函数， 将对应的等待队列头部添加到poll_table中。
2） 返回表示是否能对设备进行无阻塞读、 写访问的掩码。
用于向poll_table注册等待队列的关键poll_wait（） 函数的原型如下：
void poll_wait(struct file *filp, wait_queue_heat_t *queue, poll_table * wait);poll_wait（） 函数的名称非常容易让人产生误会， 以为它和wait_event（） 等一样， 会阻塞地等待某事件的发生， 其实这个函数并不会引起阻塞。
poll_wait（） 函数所做的工作是把当前进程添加到wait参数指定的等待列表（poll_table） 中， 实际作用是让唤醒参数queue对应的等待队列可以唤醒因select（） 而睡眠的进程。
驱动程序poll（） 函数应该返回设备资源的可获取状态， 即POLLIN、 POLLOUT、 POLLPRI、POLLERR、 POLLNVAL等宏的位“或”结果。 每个宏的含义都表明设备的一种状态， 如POLLIN（定义为0x0001） 意味着设备可以无阻塞地读， POLLOUT（定义为0x0004） 意味着设备可以无阻塞地写。
2.3.2 poll驱动模板
static unsigned int xxx_poll(struct file *filp, poll_table *wait)
{
unsigned int mask = 0;
struct xxx_dev *dev = filp->private_data; /* 获得设备结构体指针*/
...
poll_wait(filp, &dev->r_wait, wait); /* 加入读等待队列 */
poll_wait(filp, &dev->w_wait, wait); /* 加入写等待队列 */
if (...) /* 可读 */
mask |= POLLIN | POLLRDNORM; /* 标示数据可获得（对用户可读） */
if (...) /* 可写 */
mask |= POLLOUT | POLLWRNORM; /* 标示数据可写入*/
...
return mask;
}