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。
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：[cpp] view plain copystruct 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：
[cpp] view plain copy#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：[cpp] view plain copystatic 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。 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：[cpp] view plain copystatic 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：[cpp] view plain copyvoid 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。
运用运用LDD3中的例子：[cpp] view plain copy#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：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。