1. 前言
wakelocks是一个有故事的功能。
wakelocks最初出现在Android为linux kernel打的一个补丁集上，该补丁集实现了一个名称为“wakelocks”的系统调用，该系统调用允许调用者阻止系统进入低功耗模式（如idle、suspend等）。同时，该补丁集更改了Linux kernel原生的电源管理执行过程（kernel/power/main.c中的state_show和state_store），转而执行自定义的state_show、state_store。
这种做法是相当不规范的，它是典型的只求实现功能，不择手段。就像国内很多的Linux开发团队，要实现某个功能，都不去弄清楚kernel现有的机制、框架，牛逼哄哄的猛干一番。最后功能是实现了，可都不知道重复造了多少*，浪费了多少资源。到此打住，Android的开发者不会这么草率，他们推出wakelocks机制一定有一些苦衷，我们就不评论了。
但是，虽然有苦衷，kernel的开发者可是有原则的，死活不让这种机制合并到kernel分支（换谁也不让啊），直到kernel自身的wakeup events framework成熟后，这种僵局才被打破。因为Android开发者想到了一个坏点子：不让合并就不让合并呗，我用你的机制（wakeup source），再实现一个就是了。至此，全新的wakelocks出现了。
所以wakelocks有两个，早期Android版本的wakelocks几乎已经销声匿迹了，不仔细找还真找不到它的source code（这里有一个链接，但愿读者看到时还有效，drivers/android/power.c）。本文不打算翻那本旧黄历，所以就focus在新的wakelocks上（drivers/power/wakelock.c，较新的kernel都支持）。
2. Android wakelocks
虽说不翻旧黄历了，还是要提一下Android wakelocks的功能，这样才能知道kernel wakelocks要做什么。总的来说，Android wakelocks提供的功能包括：
- 一个sysfs文件：/sys/power/wake_lock，用户程序向文件写入一个字符串，即可创建一个wakelock，该字符串就是wakelock的名字。该wakelock可以阻止系统进入低功耗模式。
- 一个sysfs文件：：/sys/power/wake_unlock，用户程序向文件写入相同的字符串，即可注销一个wakelock。
- 当系统中所有的wakelock都注销后，系统可以自动进入低功耗状态。
- 向内核其它driver也提供了wakelock的创建和注销接口，允许driver创建wakelock以阻止睡眠、注销wakelock以允许睡眠。
有关Android wakelocks更为详细的描述，可以参考下面的一个链接：
http://elinux.org/Android_Power_Management
3. Kernel wakelocks
3.1 Kernel wakelocks的功能
对比Android wakelocks要实现的功能，Linux kernel的方案是：
- 允许driver创建wakelock以阻止睡眠、注销wakelock以允许睡眠：已经由“Linux电源管理(7)_Wakeup events framework”所描述的wakeup source取代。
- 当系统中所有的wakelock都注销后，系统可以自动进入低功耗状态：由autosleep实现（下一篇文章会分析）。
- wake_lock和wake_unlock功能：由本文所描述的kernel wakelocks实现，其本质就是将wakeup source开发到用户空间访问。
3.2 Kernel wakelocks在电源管理中的位置
相比Android wakelocks，Kernel wakelocks的实现非常简单（简单的才是最好的），就是在PM core中增加一个wakelock模块（kernel/power/wakelock.c），该模块依赖wakeup events framework提供的wakeup source机制，实现用户空间的wakeup source（就是wakelocks），并通过PM core main模块，向用户空间提供两个同名的sysfs文件，wake_lock和wake_unlock。
3.3 /sys/power/wake_lock & /sys/power/wake_unlock
从字面意思上，新版的wake_lock和wake_unlock和旧版的一样，都是用于创建和注销wakelock。从应用开发者的角度，确实可以这样理解。但从底层实现的角度，却完全不是一回事。
Android的wakelock，真是一个lock，用户程序创建一个wakelock，就是在系统suspend的路径上加了一把锁，注销就是解开这把锁。直到suspend路径上所有的锁都解开时，系统才可以suspend。
而Kernel的wakelock，是基于wakeup source实现的，因此创建wakelock的本质是在指定的wakeup source上activate一个wakeup event，注销wakelock的本质是deactivate wakeup event。因此，/sys/power/wake_lock和/sys/power/wake_unlock两个sysfs文件的的功能就是：
写wake_lock（以wakelock name和timeout时间<可选>为参数），相当于以wakeup source为参数调用__pm_stay_awake（或者__pm_wakeup_event），即activate wakeup event；
写wake_unlock（以wakelock name为参数），相当于以wakeup source为参数，调用__pm_relax；
读wake_lock，获取系统中所有的处于active状态的wakelock列表（也即wakeup source列表）
读wake_unlock，返回系统中所有的处于非active状态的wakelock信息（也即wakeup source列表）。
注1：上面有关wakeup source的操作接口，可参考“Linux电源管理(7)_Wakeup events framework”。
这两个sysfs文件在kernel/power/main.c中实现，如下：
1: #ifdef CONFIG_PM_WAKELOCKS
2: static ssize_t wake_lock_show(struct kobject *kobj,
3: struct kobj_attribute *attr,
4: char *buf)
5: {
6: return pm_show_wakelocks(buf, true);
7: }
8:
9: static ssize_t wake_lock_store(struct kobject *kobj,
10: struct kobj_attribute *attr,
11: const char *buf, size_t n)
12: {
13: int error = pm_wake_lock(buf);
14: return error ? error : n;
15: }
16:
17: power_attr(wake_lock);
18:
19: static ssize_t wake_unlock_show(struct kobject *kobj,
20: struct kobj_attribute *attr,
21: char *buf)
22: {
23: return pm_show_wakelocks(buf, false);
24: }
25:
26: static ssize_t wake_unlock_store(struct kobject *kobj,
27: struct kobj_attribute *attr,
28: const char *buf, size_t n)
29: {
30: int error = pm_wake_unlock(buf);
31: return error ? error : n;
32: }
33:
34: power_attr(wake_unlock);
35:
36: #endif /* CONFIG_PM_WAKELOCKS */
3.4 pm_wake_lock
pm_wake_lock位于kernel\power\wakelock.c中，用于上报一个wakeup event（从另一个角度，就是阻止系统suspend），代码如下：
1: int pm_wake_lock(const char *buf)
2: {
3: const char *str = buf;
4: struct wakelock *wl;
5: u64 timeout_ns = 0;
6: size_t len;
7: int ret = 0;
8:
9: if (!capable(CAP_BLOCK_SUSPEND))
10: return -EPERM;
11:
12: while (*str && !isspace(*str))
13: str++;
14:
15: len = str - buf;
16: if (!len)
17: return -EINVAL;
18:
19: if (*str && *str != '\n') {
20: /* Find out if there's a valid timeout string appended. */
21: ret = kstrtou64(skip_spaces(str), 10, &timeout_ns);
22: if (ret)
23: return -EINVAL;
24: }
25:
26: mutex_lock(&wakelocks_lock);
27:
28: wl = wakelock_lookup_add(buf, len, true);
29: if (IS_ERR(wl)) {
30: ret = PTR_ERR(wl);
31: goto out;
32: }
33: if (timeout_ns) {
34: u64 timeout_ms = timeout_ns + NSEC_PER_MSEC - 1;
35:
36: do_div(timeout_ms, NSEC_PER_MSEC);
37: __pm_wakeup_event(&wl->ws, timeout_ms);
38: } else {
39: __pm_stay_awake(&wl->ws);
40: }
41:
42: wakelocks_lru_most_recent(wl);
43: out:
44: mutex_unlock(&wakelocks_lock);
45: return ret;
46: }
- 输入参数为一个字符串，如"wake_lock_test”，该字符串指定一个wakelock name。
- 调用capable，检查当前进程是否具备阻止系统suspend的权限。
- 解析字符串
- 调用wakelock_lookup_add接口，查找是否有相同name的wakelock。如果有，直接返回wakelock的指针；如果没有，退出。
- 调用__pm_relax接口，deactive wakelock对应的wakeup source。
- 调用wakelocks_lru_most_recent接口，将盖wakelock移到wakelocks_lru_list链表的前端（表示它是最近一个被访问到的，和GC有关，后面重点描述）。
- 调用wakelocks_gc，执行wakelock的垃圾回收动作。
3.6 pm_show_wakelocks
该接口很简单，查询红黑树，返回处于acvtive或者deactive状态的wakelock，如下：
1: ssize_t pm_show_wakelocks(char *buf, bool show_active)
2: {
3: struct rb_node *node;
4: struct wakelock *wl;
5: char *str = buf;
6: char *end = buf + PAGE_SIZE;
7:
8: mutex_lock(&wakelocks_lock);
9:
10: for (node = rb_first(&wakelocks_tree); node; node = rb_next(node)) {
11: wl = rb_entry(node, struct wakelock, node);
12: if (wl->ws.active == show_active)
13: str += scnprintf(str, end - str, "%s ", wl->name);
14: }
15: if (str > buf)
16: str--;
17:
18: str += scnprintf(str, end - str, "\n");
19:
20: mutex_unlock(&wakelocks_lock);
21: return (str - buf);
22: }
- 遍历红黑树，拿到wakelock指针，判断其中的wakeup source的active变量，如果和输入变量（show_active)相符，将该wakelock的名字添加在buf中。
- 调整buf的长度和结束符，返回长度值。
3.7 wakelocks的垃圾回收机制
由上面的逻辑可知，一个wakelock的生命周期，应只存在于wakeup event的avtive时期内，因此如果它的wakeup source状态为deactive，应该销毁该wakelock。但销毁后，如果又产生wakeup events，就得重新建立。如果这种建立->销毁->建立的过程太频繁，效率就会降低。
因此，最好不销毁，保留系统所有的wakelocks（同时可以完整的保留wakelock信息），但如果wakelocks太多（特别是不活动的），将会占用很多内存，也不合理。
折衷方案，保留一些非active状态的wakelock，到一定的时机时，再销毁，这就是wakelocks的垃圾回收（GC）机制。
wakelocks GC功能可以开关（由CONFIG_PM_WAKELOCKS_GC控制），如果关闭，系统会保留所有的wakelocks，如果打开，它的处理逻辑也很简单：
- 定义一个list head，保存所有的wakelock指针，如下：
1: static LIST_HEAD(wakelocks_lru_list);
2: static unsigned int wakelocks_gc_count;
在wakelock结构中，嵌入一个list head（lru），用于挂入wakelocks_lru_list。可参考3.4小节的描述。
wakelocks_lru_list中的wakelock是按访问顺序排列的，最近访问的，靠近head位置。这是由3种操作保证的：
a）wakelock创建时（见3.4小节），调用wakelocks_lru_add接口，将改wakelock挂到wakelocks_lru_list的head处（利用list_add接口），表示它是最近被访问的。
b）pm_wake_lock或者pm_wake_unlock时，调用wakelocks_lru_most_recent接口，将该wakelcok移到链表的head处，表示最近访问。
c）每当pm_wake_unlock时，调用wakelocks_gc，执行wakelock的垃圾回收动作。wakelocks_gc的实现如下：
1: static void wakelocks_gc(void)
2: {
3: struct wakelock *wl, *aux;
4: ktime_t now;
5:
6: if (++wakelocks_gc_count <= WL_GC_COUNT_MAX)
7: return;
8:
9: now = ktime_get();
10: list_for_each_entry_safe_reverse(wl, aux, &wakelocks_lru_list, lru) {
11: u64 idle_time_ns;
12: bool active;
13:
14: spin_lock_irq(&wl->ws.lock);
15: idle_time_ns = ktime_to_ns(ktime_sub(now, wl->ws.last_time));
16: active = wl->ws.active;
17: spin_unlock_irq(&wl->ws.lock);
18:
19: if (idle_time_ns < ((u64)WL_GC_TIME_SEC * NSEC_PER_SEC))
20: break;
21:
22: if (!active) {
23: wakeup_source_remove(&wl->ws);
24: rb_erase(&wl->node, &wakelocks_tree);
25: list_del(&wl->lru);
26: kfree(wl->name);
27: kfree(wl);
28: decrement_wakelocks_number();
29: }
30: }
31: wakelocks_gc_count = 0;
32: }
1）如果当前wakelocks的数目小于最大值（由WL_GC_COUNT_MAX配置，当前代码为100），不回收，直接返回。
2）否则，从wakelocks_lru_most_recent的尾部（最不活跃的），依次取出wakelock，判断它的idle时间（通过wakeup source lst_time和当前时间计算）是否超出预设值（由WL_GC_TIME_SEC指定，当前为300s，好长），如果超出且处于deactive状态，调用wakeup_source_remove，注销wakeup source，同时把它从红黑树、GC list中去掉，并释放memory资源。