Linux設備驅(qū)動程序?qū)W習(5)-高級字符驅(qū)動程序操作[(2)阻塞型IO和休眠]

1、Linux 設備驅(qū)動程序?qū)W習(5 )-高級字符驅(qū)動程序操作(2 )阻塞型I/O和休眠Linux設備驅(qū)動程序?qū)W習(5)-高級字符驅(qū)動程序操作(2 )阻塞型I/O和休眠這一部分主要討論：如果驅(qū)動程序無法立即滿足請求，該如何響應？(65865346 )，、休眠進程被置為休眠，意味著它被標識為處于一個特殊的狀態(tài)并且從調(diào)度器的運行隊列中移走。這個進程將不被在任何 CPU上調(diào)度，即將不會運行。直到發(fā)生某些事情改變了那個狀態(tài)。安全地進入休眠的兩條規(guī)則：(1)永遠不要在原子上下文中進入休眠，即 當驅(qū)動在持有一個自旋鎖、seqlock或者RCU鎖時不能睡眠；關(guān)閉中斷也不能睡眠。持有一個信號量時休眠是合法的，但你

2、應當仔細查看代碼：如果代碼在持有一個信號量時睡眠，任何其他的等待這個信號量的線程也會休眠。因此發(fā)生在持有信號量時的休眠必須短暫， 而且決不能阻塞那個將最終喚醒你的進程。(2)當進程被喚醒，它并不知道休眠了多長時間以及休眠時發(fā)生什么；也不知道是否另有進程也在休眠等待同一事件，且那個進程可能在它之前醒來并獲取了所等待的資源。所以不能對喚醒后的系統(tǒng)狀態(tài)做任何的假設，并必須重新檢查等待條件來確保正確的響應。除非確信其他進程會在其他地方喚醒休眠的進程，否則也不能睡眠。使進程可被 找到意味著：需要維護一個稱為等待隊列的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。它是一個進程鏈表，其中飽含了等待某個特定事件的所有進程。在Linux中，一個等

3、待隊列由一個wait_queue_head_t結(jié)構(gòu)體來管理，其定義在 <linux/wait.h>中。wait_queue_head_t 類型的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)非常簡單：struct _wait_queue_head spinl ock_t lock ;struct list_head task_list ;typedef struct _wait_queue_head wait_queue_head_t它包含一個自旋鎖和一個鏈表。 這個鏈表是一個等待隊列入口，它被聲明做 wait_queue_t 。wait_queue_head_t包含關(guān)于睡眠進程的信息和它想怎樣被喚醒.簡單休眠（其實是

4、高級休眠的宏）Linux內(nèi)核中最簡單的休眠方式是稱為wait_event的宏（及其變種）,它實現(xiàn)了休眠和進程等待的條件的檢查。形式如下:wait_event (queue, condition )/* 不可中斷休眠,不推薦*/wait_event_interruptible(queue, condition )/* 推薦，返回非零值意味著休眠被中斷，且驅(qū)動應返回-ERESTARTSYS*/wait_event_timeout (queue, condition , timeout )wait_event_interruptible_timeout(queue, condition , time

5、out )/*有限的時間的休眠；若超時，則不管條件為何值 返回0，*/喚醒休眠進程的函數(shù)稱為 wake_up ，形式如下:void wake_up( wait_queue_head_t * queue);void wake_up_interruptible(wait_queue_head_t *queue);慣例：用 wake_up 喚醒 wait_event ;用 wake_up_interruptible喚醒 wait_event_interruptible。簡單休眠實驗模塊程序鏈接：模塊測試程序鏈接：sbepy test實驗現(xiàn)象:Tekkaman244OSBC2440V4d / lib

6、/ modules/ Tekkaman244OSBC2440#Vnsmod sleepy . ko Tekkama n244OSBC2440V4d / dev/Tekkaman244OSBC2440#V4at / proc / devicesCharacter devices :1 mem2 pty3 ttyp4 / dev/ vc/ 04 tty4 ttyS5 / dev/ tty5 / dev/ con sole5 / dev/ ptmx7 vcs10 misc13 in put14 sound81 video4li nux89 i2c90 mtd116 alsa128 ptm136 pt

7、s180 usb189 usb_device204 s3c2410_serial252 sleepy253 usb_e ndpo int254 rtcBlock devices :1 ramdisk256 rfd7 loop31 mtdblock93 nftl96 inftl179 mmcTekkaman244OSBC2440V4nknod - m 666 sleepy c 252 0Tekkama n244OSBC2440V4d / tmp/Tekkaman244OSBC2440V4 sleepy_testr &Tekkaman244OSBC2440#V4 sleepy_testr

8、&Tekkama n244OSBC2440VpsPID Uid VSZ Stat Comma nd1 root 1744 S init2 root SW< kthreadd 3 root SWNksoftirqd / 04 root SW< watchdog/ 05 root SW< events / 06 root SW< khelper 59 root SW< kblockd / 060 root SW< ksuspend_usbd63 root SW< khubd65 root SW< kseriod 77 root SWpdflu

9、sh 78 root SWpdflush 79 root SW< kswapdq80 root SW< aio / 0707 root SW< mtdblockd 708 root SW< nftld 709 root SW< inftld710 root SW< rfdd 742 root SW < kpsmoused751 root SW < kmmcfl769 root SW < rpciod / 0778 root 1752 S - sh779 root 1744 S init781 root 1744 S init783 root

10、 1744 S init787 root 1744 S init799 root 1336 S ./sleepy_testr800 root 1336 S ./sleepy_testr802 root 1744 R psTekkaman244OSBC2440V4 sleepy_testw read code =0write code =02 + Done ./ sleepy_testrTekkama n244OSBC2440VpsPID Uid VSZ Stat Comma nd1 root 1744 S init2 root SW< kthreadd 3 root SWNksoftir

11、qd / 04 root SW< watchdog/ 05 root SW< events / 06 root SW< khelper 59 root SW< kblockd / 060 root SW< ksuspend_usbd63 root SW< khubd65 root SW< kseriod 77 root SWpdflush 78 root SWpdflush 79 root SW < kswapdq80 root SW < aio/ 0707 root SW < mtdblockd 708 root SW < n

12、ftld 709 root SW < inftld 710 root SW < rfdd 742 root SW < kpsmoused751 root SW < kmmcd769 root SW < rpciod / 0778 root 1752 S - sh779 root 1744 S init781 root 1744 S init783 root 1744 S init787 root 1744 S init799 root 1336 S ./sleepy_testr804 root 1744 R psTekkaman2440SBC2440V4 slee

13、py_testwwrite code =0Tekkama n2440SBC2440Vrfead code =01 + Done ./ sleepy_testr Tekkama n2440SBC2440VpsPID Uid VSZ Stat Comma nd1 root 1744 S init2 root SW < kthreadd 3 root SWN ksoftirqd / 04 root SW < watchdog/ 05 root SW < events / 0root SW < khelper 59 root SW60 root SW63 root SW65 r

14、oot SW77 root SW78 root SW79 root SW80 root SW707 root SW708 root SW709 root SW710 root SW742 root SW751 root SW769 root SW< kblockd / 0< ksuspend_usbd< khubd< kseriod pdflush pdflush < kswapdq< aio / 0< mtdblockd < nftld < inftld < rfdd < kpsmoused< kmmcd< rpc

15、iod / 0778 root 1752 S - sh779 root 1744 S init781 root 1744 S init783 root 1744 S init787 root 1744 S init806 root 1744 R ps阻塞和非阻塞操作全功能的read和write 方法涉及到進程可以決定是進行非阻塞I/O還是阻塞I/O操作。明確的非阻塞I/O由filp->f_flags 中的O_NONBLOCK 標志來指示（定義再<linux/fcntl.h> ，被<linux/fs.h>自動包含）。瀏覽源碼，會發(fā)現(xiàn)O_NON BLOCK的另一個名字

16、：O_N DELAY，這是為了兼容 SystemV代碼。O_NON BLOCK標志缺省地被清除，因為等待數(shù)據(jù)的進程的正常行為只是睡眠.其實不一定只有read和write方法有阻塞操作，open也可以有阻塞操作。后面會見到。而我的項目有一個和CPLD的接口的驅(qū)動，我決定要在ioctl中使用阻塞。while (dev->rp = dev -> wp»/* nothing to read */up (& dev-> sem); /* release the lock */if (filp ->f_flags & O_NONBLOCKreturn -

17、EAGAINPDEBUG (""%s" reading: going to sleep'n", current ->comrmif (wait_event_interruptible(dev->inq, (dev->rp != dev->wp»)return - ERESTARTSYS* signal: tell the fs layer to handle it */* otherwise loop, but first reacquire the lock */if (dow nn terruptible(&

18、amp; dev->sem)return - ERESTARTS;YS/* ok, data is there, retur n someth ing */咼級休眠步驟：(1) 分配和初始化一個 wait_queue_t 結(jié)構(gòu)，隨后將其添加到正確的等待隊 列。(2) 設置進程狀態(tài)，標記為休眠。在<linux/sched.h>中定義有幾個任務狀態(tài)：TASK_RUNNING意思是進程能夠運行。有 2個狀態(tài)指示一個進程是在睡眠:TASK_INTERRUPTIBLE 和 TASK_UNTINTERRUPTIBLE 。2.6 內(nèi)核 的驅(qū)動代碼通常不需要直接操作進程狀態(tài)。但如果需要這樣做

19、使用的代碼是：void set_current_state(int new_state );在老的代碼中，你常常見到如此的東西:current->state = TASK_INTERRUPTIBLE;但是象這樣直接改變current是不推薦的，當數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)改變時這樣的代碼將會失效。通過改變 current狀態(tài)，只改變了調(diào)度器對待進程的方式，但進程還未讓出處理器。(3) 最后一步是放棄處理器。但必須先檢查進入休眠的條件。如果不做檢查會引入競態(tài)：如果在忙于上面的這個過程時有其他的線程剛剛試圖喚醒你，你可能錯過喚醒且長時間休眠。因此典型的代碼下：if (! condition )(2)當wake

20、_up 被在一個等待隊列上調(diào)用，它在喚醒第一個有 WQ_FLAG_EXCLUSIVE 標志的進程后停止喚醒.但內(nèi)核仍然每次喚醒所有的非獨占等待。schedule ();如果代碼只是從schedule 返回，則進程處于TASK_RUNNING 狀態(tài)。如果不需睡眠而跳過對 schedule 的調(diào)用，必須將任務狀態(tài)重置為TASK_RUNNING，還必要從等待隊列中去除這個進程，否則它可能被多次喚醒。手工休眠/*( 1)創(chuàng)建和初始化一個等待隊列。常由宏定義完成:*/DEFINE_WA(Tny_wait);/*name是等待隊列入口項的名字.也可以用2步來做:*/wait_queue_t my_wait

21、 ;ini t_wait(&m y_wait);/*常用的做法是放一個DEFINE_WAIT在循環(huán)的頂部，來實現(xiàn)休眠。*/*(2)添加等待隊列入口到隊列，并設置進程狀態(tài)：*/void prepare_to_wait (wait_queue_head_t * queue , wait_queue_t *wait , int state );/*queue 和wait分別地是等待隊列頭和進程入口。 state 是進程的新狀態(tài)：TASK_INTERRUPTIBLE( 可中斷休眠，推薦)或TASK_UNINTERRUPTIBLE( 不可中斷休眠，不推薦)。*/*(3)在檢查確認仍然需要休眠之后

22、調(diào)用 schedule*/schedule ();/*( 4)schedule 返回，就到了清理時間:*/void finish_wait (wait_queue_head_t *queu e, wait_queue_t *wait );認真地看簡單休眠中的wait_eve nt (queue con diti on )和wait_eve nt_in terruptible(queue, con diti on )底層源碼會發(fā)現(xiàn)，其實他們只是手工休眠中的函數(shù)的組合。所以怕麻煩的話還是用 wait event比較好。獨占等待當一個進程調(diào)用 wake_up 在等待隊列上，所有的在這個隊列上等待的進

23、程被置為可運行的。 這在許多情況下是正確的做法。但有時，可能只有一個被喚醒的進程將成功獲得需要的資源，而其余的將再次休眠。這時如果等待隊列中的進程數(shù)目大，這可能嚴重降低系統(tǒng)性能。為此，內(nèi)核開發(fā)者增加了一個獨占等待"選項。它與一個正常的睡眠有2個重要的不同：采用獨占等待要滿足2個條件:(1) 希望對資源進行有效競爭；(2) 當資源可用時，喚醒一個進程就足夠來完全消耗資源。使一個進程進入獨占等待，可調(diào)用：void prepare_to_wait_exclusive (wait_queue_head_t *queue, wait_queue_t *wait , int state );注意

24、：無法使用 wait_eve nt和它的變體來進行獨占等待喚醒的相關(guān)函數(shù)很少會需要調(diào)用wake_up_interruptible之外的喚醒函數(shù)，但為完整起見，這里是整個集合：wake_up( wait_queue_head_t *queue);wake_up_interruptible (wait_queue_head_t * queue);/*wake_up喚醒隊列中的每個非獨占等待進程和一個獨占等待進程。 wake_up_interruptible 同樣，除了它跳過處于不可中斷休眠的進程。它 們在返回之前，使一個或多個進程被喚醒、被調(diào)度(如果它們被從一個原子 上下文調(diào)用，這就不會發(fā)生).*

25、/wake_up_nr( wait_queue_head_t * queue, int nr );wake_up_interruptible_nr(wait_queue_head_t *queue, int nr );/*這些函數(shù)類似wake_up,除了它們能夠喚醒多達 nr個獨占等待者，而 不只是一個.注意傳遞0被解釋為請求所有的互斥等待者都被喚醒*/wake_up_all (wait_queue_head_t *queue); wake_up_interruptible_all(wait_queue_head_t * queue);/*這種wake_up喚醒所有的進程，不管它們是否進行獨占

26、等待(可中斷的 類型仍然跳過在做不可中斷等待的進程)*/wake_up_interruptible_sync(wait_queue_head_t * queue);/* 一個被喚醒的進程可能搶占當前進程,并且在wake_up返回之前被調(diào)度 到處理器。但是，如果你需要不要被調(diào)度出處理器時，可以使用wake_up_interruptible的"同步"變體.這個函數(shù)最常用在調(diào)用者首先要完成剩下的少量工作，且不希望被調(diào)度出處理器時。*/poll禾口select當應用程序需要進行對多文件讀寫時，若某個文件沒有準備好，則系統(tǒng)會處于讀寫阻塞的狀態(tài)，并影響了其他文件的讀寫。為了避免這種情況

27、，在必須使用多輸入輸出流又不想阻塞在它們?nèi)魏我粋€上的應用程序常將非阻塞I/O和poll ( System V )、select ( BSD Unix )、 epoll(linux2.5.45開始)系統(tǒng)調(diào)用配合使用。當poll函數(shù)返回時，會給出一個文件是否可讀寫的標志，應用程序根據(jù)不同的標志讀寫相應的文件，實現(xiàn)非阻塞的讀寫。這些系統(tǒng)調(diào)用功能相同：允許進程來決定它是否可讀或?qū)懸粋€或多個文件而不阻塞。這些調(diào)用也可阻塞進程直到任何一個給定集合的文件描述符可用來讀或?qū)憽＿@些調(diào)用都需要來自設備驅(qū)動中poll方法的支持，poll返回不同的標志，告訴主進程文件是否可以讀寫，其原型(定義在<linuxpo

28、ll.h> ):unsigned int (* poll ) (struct file *filp , poll_table *wait);實現(xiàn)這個設備方法分兩步：1.在一個或多個可指示查詢狀態(tài)變化的等待隊列上調(diào)用poll_wait.如果沒有文件描述符可用來執(zhí)行I/O,內(nèi)核使這個進程在等待隊列上等待所有的傳遞給系統(tǒng)調(diào)用的文件描述符.驅(qū)動通過調(diào)用函數(shù)poll_wait增加一個等待隊列到portable結(jié)構(gòu)，原型：void poll_wait (struct file *, wait_queue_head_t *, poll_table *);2.返回一個位掩碼：描述可能不必阻塞就立刻進行的

29、操作，幾個標志(通過<linux/poll.h> 定義)用來指示可能的操作標志含義POLLIN如果設備無阻塞的讀，就返回該值POLLRDNORM通常的數(shù)據(jù)已經(jīng)準備好，可以讀了，就返回該值。通常的做法是會返回(POLLLIN|POLLRDNORA )POLLRDBAND如果可以從設備讀出帶外數(shù)據(jù)，就返回該值，它只可在 linux內(nèi)核的某些網(wǎng)絡代碼中使用，通常不用在設備驅(qū)動 程序中POLLPRI如果可以無阻塞的讀取高優(yōu)先級(帶外)數(shù)據(jù)，就返回該值，返回該值會導致select報告文件發(fā)生異常，以為select八帶外數(shù)據(jù)當作異常處理POLLHUP當讀設備的進程到達文件尾時，驅(qū)動程序必須返回

30、該值，依照select的功能描述，調(diào)用select的進程被告知進程時可讀的。POLLERR如果設備發(fā)生錯誤，就返回該值。POLLOUT如果設備可以無阻塞地些，就返回該值POLLWRNORM設備已經(jīng)準備好，可以寫了，就返回該值。通常地做法是(POLLOUT|POLLNORM )POLLWRBAND于 POLLRDBAND 類似考慮poll方法的scullpipe 實現(xiàn):staticunsigned int scull_p_poll(struct file *filp , poll_table*wait)struct scull_pipe *dev = filp -> private_dat

31、a ;unsigned int mask = 0 ;/* The buffer is circular; it is con sidered full* if "wp" is right behind "rp" and empty if the* two are equal.*/dow n(& dev->sem);poll_wait(filp , &dev->inq, wait );poll_wait(filp , &dev-> outq , wait );if (dev-> rp != dev ->

32、wp)mask|= POLLIN | POLLRDNORM* readable */if (spacefree (dev)mask|= POLLOUT| POLLWRNORIW writable */up (& dev-> sen);return mask;與read 和 write 的交互正確實現(xiàn)poll調(diào)用的規(guī)則從設備讀取數(shù)據(jù):（1）如果在輸入緩沖中有數(shù)據(jù)，read調(diào)用應當立刻返回，即便數(shù)據(jù)少于應用程序要求的，并確保其他的數(shù)據(jù)會很快到達。如果方便，可一直返回小于請求的數(shù)據(jù)，但至少返回一個字節(jié)。在這個情況下，poll應當返回POLLIN|POLLRDNORM 。（2）如果在輸入

33、緩沖中無數(shù)據(jù)，read默認必須阻塞直到有一個字節(jié)。若O NONBLOCK 被置位，read立刻返回-EAGIN 。在這個情況下，poll必須報告這個設備是不可讀（清零POLLIN|POLLRDNORM ）的直到至少一個字節(jié)到達。（3）若處于文件尾，不管是否阻塞，read應當立刻返回0，且poll應該返回POLLHUP。向設備寫數(shù)據(jù)（1） 若輸出緩沖有空間，write應立即返回。它可接受小于調(diào)用所請求的數(shù)據(jù)，但至少必須接受一個字節(jié)。在這個情況下，poll應返回POLLOUT|POLLWRNORM 。（2） 若輸出緩沖是滿的，write默認阻塞直到一些空間被釋放。若O_NOBLOCK被設置，wri

34、te立刻返回一個-EAGAIN。在這些情況下，poll應當報告文件是不可寫的（清零POLLOUT|POLLWRNORM ）.若設備不能接受任何多余數(shù)據(jù)，不管是否設置了 O_NON BLOCK , write應返回-ENOSPC（"設備上沒有空間"）。（3） 永遠不要讓write在返回前等待數(shù)據(jù)的傳輸結(jié)束，即使 O_NONBLOCK被清除。若程序想保證它加入到輸出緩沖中的數(shù)據(jù)被真正傳送,驅(qū)動必須提供一 個fsync方法。刷新待處理輸出若一些應用程序需要確保數(shù)據(jù)被發(fā)送到設備， 就實現(xiàn)必須fsync方法。對fsync的調(diào)用只在設備被完全刷新時（即輸出緩沖為空）才返回，不管O_NO

35、NBLOCK 是否被設置，即便這需要一些時間。其原型是：int （* fsync） （struct file *file , struct dentry*dentry , intdatas ync）;底層數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)只要用戶應用程序調(diào)用 poll、select、或epoll_ctl，內(nèi)核就會調(diào)用這個系統(tǒng)調(diào)用所引用的所有文件的poll方法，并向他們傳遞同一個poll_table 。poll_table結(jié)構(gòu)只是構(gòu)成實際數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的簡單封裝:struct poll_table_struct ;/* structures and helpers for f_op->poll impleme ntati

36、 ons*/typedef void (* poll_queue_proc )( struct file *, wait_queue_head_t *, struct poll_table_struct*);typedef struct poll_table_struct poll_queue_proc qproc; poll_table ;對于poll和select系統(tǒng)調(diào)用，poll_table 是一個包含 poll_table_entry 結(jié)構(gòu)內(nèi)存頁鏈表。struct poll_table_e ntrystruct file * filp ;wait_queue_t wait ;wait_

37、queue_head_t * wait_address ;對poll_wait 的調(diào)用有時還會將進程添加到給定的等待隊列。整個的結(jié)構(gòu)必須由內(nèi)核維護，在poll或者select返回前，進程可從所有的隊列中去除如果被輪詢的驅(qū)動沒有一個驅(qū)動程序指明可進行非阻塞 I/O，poll調(diào)用會簡單地睡眠，直到一個它所在的等待隊列 (可能許多)喚醒它.當poll調(diào)用完成，poll_table 結(jié)構(gòu)被重新分配，所有的之前加入到poll表的等待隊列入口都會從表和它們的等待隊列中移出.struct poll_wqueues poll_table pt ;struct poll_table_page * table ;

38、int error ;int inline_index;struct poll_table_e ntryinline entries N INLINE POLL ENTRIES;struct poll_table_page struct poll_table_page * next ;struct poll_table_entry * entry ;struct poll_table_e ntry en tries 0;；A阿就d胡w琲曲曲 in'rfi itjwal t_q u<?ue_he3d_ tfk丿An袖 anattiYep i'IhestFiicrpoll_t

39、able_struct異步通知通過使用異步通知，應用程序可以在數(shù)據(jù)可用時收到一個信號，而無需不停地輪詢啟用步驟:知道信號到達時該通知哪個進程。(2)使用fcntl系統(tǒng)調(diào)用，通過F_SETFL命令設置FASYNC標志。內(nèi)核操作過程1. F_SETOWN 被調(diào)用時 filp->f_owner被賦值。2. 當F_SETFL被執(zhí)行來打開FASYNC,驅(qū)動的fasync方法被調(diào)用.這個標志在文件被打開時缺省地被清除。3. 當數(shù)據(jù)到達時，所有的注冊異步通知的進程都會被發(fā)送一個SIGIO信號Linux提供的通用方法是基于一個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)和兩個函數(shù)，定義在<linux/fs.h>數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu):str

40、uct fasync_structintmagic ;intfa_fd;structfasync_struct*fa_next; /* singly linked list */struct file*fa_file ;；驅(qū)動調(diào)用的兩個函數(shù)的原型：int fasync_helper (int fd , struct file *filp , int mode, structfasyn c_struct * fa);void kill_fasync(struct fasync_struct * fa , int sig , int band);當一個打開的文件的FASYNC標志被修改時，調(diào)用fa

41、sync_helper 來從相關(guān)的進程列表中添加或去除文件。除了最后一個參數(shù) ，其他所有參數(shù)都時被提供給fasync方法的相同參數(shù)并被直接傳遞。當數(shù)據(jù)到達時，kill_fasync 被用來通知相關(guān)的進程，它的參數(shù)是被傳遞的信號(常常是SIGIO)和band (幾乎都是POLL_IN )。這是scullpipe 實現(xiàn)fasync方法的:static int scull_p_fasync(int fd , struct file *filp , int mode)struct scull_pipe *dev = filp -> private_data ;return fasync_help

42、er (fd , filp , mode, &dev->async_queue);當數(shù)據(jù)到達,下面的語句必須被執(zhí)行來通知異步讀者.因為對sucllpipe讀者的新數(shù)據(jù)通過一個發(fā)岀 write的進程被產(chǎn)生,這個語句岀現(xiàn)在scullpipe 的write 方法中：if (dev-> asyn c_queue)kill_fasync(&dev->async_queue, SIGIO, POLL_IN); /* 注意,一些設備也針對設備可寫而實現(xiàn)了異步通知，在這個情況，kill_fas nyc必須以POLL_OUT模式調(diào)用.*/當文件被關(guān)閉時必須調(diào)用fasync方法，

43、來從活動的異步讀取進程列表中刪除該文件。盡管這個調(diào)用僅當filp->f_flags 被設置為FASYNC時才需要，但不管什么情況，調(diào)用這個函數(shù)不會有問題，并且是普遍的實現(xiàn)方法。以下是scullpipe的release 方法的一部分:/* remove this filp from the asynchronously notified filp's */scull_p_fasync (- 1, filp , 0);異步通知使用的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)和 struct wait_queue幾乎相同，因為他們都涉及等待事件。區(qū)別異步通知用struct file 替代struct task_stru

44、ct.隊列中的file用獲取f_owner, 一邊給進程發(fā)送信號。scullpipe 的實驗（poll和fasync 方法的實現(xiàn)）模塊程序鏈接：scullpipe模塊測試程序鏈接：scullpipe-testARM9實驗板的實驗現(xiàn)象是：Tekkaman244OSBC2440V4d / lib / modules/Tekkaman244OSBC2440Vinsmod pipe . koTekkaman244OSBC2440V4at / proc / devicesCharacter devices :1 mem2 pty3 ttyp4 / dev/ vc/ 04 tty4 ttyS5 / dev

45、/ tty5 / dev/ con sole5 / dev/ ptmx7 vcs10 misc13 in put14 sound81 video4li nux89 i2c90 mtd116 alsa128 ptm136 pts180 usb189 usb_device204 s3c2410_serial252 pipe253 usb_e ndpo int254 rtcBlock devices :1 ramdisk256 rfd7 loop31 mtdblock93 nftl96 inftl179 mmcTekkama n244OSBC2440V4d / dev/Tekkama n244OSB

46、C2440V4Tekkama n244OSBC2440V4d / tmp/Tekkaman244OSBC2440V4 pipe_test &Tekkama n244OSBC2440V4pe n scullpipe0!ope n scullpipe1!SCULL_P_IOCTSIZE scull_p_bufferO=21 !SCULL_PO CTSIZE: scull_p_buffer1=21 !close pipetestO!close pipetest1!reope n scullpipeO!reope n scullpipe1!Tekkama n2440SBC2440V4cho 1

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