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Linux内核同步机制之completion
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。
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) { 0, __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 = 0;
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。
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 ?: 1;
}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 ?: 1;
}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, 1, 0, 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=250;
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 0;
}
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<0)
return result;
if(complete_major==0)
complete_major=result;
return 0;
}
void complete_cleanup(void)
{
unregister_chrdev(complete_major,"complete");
}
module_init(complete_init);
module_exit(complete_cleanup);测试步骤：
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原文地址：https://www.cnblogs.com/linhaostudy/p/9050075.html
