Linux内核中的klist分析
分析的内核版本照样是2.6.38.5。
Linux内核中的klist是在神级的双向链表上扩展而形成的。先给出一个图。
很清晰也很简单。
先说表头：
K_lock：是一把锁，用来锁表的。这个就不多啰嗦了。
k_list：双向链表，用来联系各节点及链表头。
get、put：两个函数指针，是用来操作链表中的节点接口。
再说节点：
n_klist是一个空指针，随便用来指啥，但在我们的klist原语中是用来指向链表头的。另外其最低位用来做标志位。
n_node：双向链表，用来联系各节点及链表头。
n_ref：引用计数。
接下来我们来分析一下我们感兴趣的几个东西。
首先是
WARN_ON(condition)
BUG_ON(condition)
这两个宏。
经过分析后其在默认配置中被定义为：
#ifndef HAVE_ARCH_BUG_ON
#define BUG_ON(condition) do { if (condition) ; } while(0)
#endif
#ifndef HAVE_ARCH_WARN_ON
#define WARN_ON(condition) ({ \
int __ret_warn_on = !!(condition); \
unlikely(__ret_warn_on); \
})
#endif
可以认为这个宏是没用的。因为在klist中并没有对这个返回值作判断。
另外有的朋友可能会说linux内核中怎么会有这样的垃圾代码，会造成不必要的运行开销。其实我想说，你太低估linux内核开发者的水平了，这是一份国际顶尖级的高手写出来的代码，他们对编译器，操作系统，CPU体系结构的认识程度远不是你我所能达到的。说了这么多，让我们来一起仔细领会这些大牛的深厚功力。
我先写了个小例子程序：
#include "asm-generic/bug.h"
int main()
{
int aa = 0x0;
int condition = 0x77;
WARN_ON(condition);
aa = 0x88;
return 0;
}
然后利用命令：
gcc test.c -E -I/opt/kernel/linux-2.6.38/linux-2.6.38.5/include/ > test.txt
再vi test.txt
我们可以看到有如下内容：
# 1 "test.c"
# 1 "<built-in>"
# 1 "<command line>"
# 1 "test.c"
# 1 "/opt/kernel/linux-2.6.38/linux-2.6.38.5/include/asm-generic/bug.h" 1
# 1 "/opt/kernel/linux-2.6.38/linux-2.6.38.5/include/linux/compiler.h" 1
# 5 "/opt/kernel/linux-2.6.38/linux-2.6.38.5/include/asm-generic/bug.h" 2
# 2 "test.c" 2
int main()
{
int aa = 0x0;
int condition = 0x77;
({ int __ret_warn_on = !!(condition); unlikely(__ret_warn_on); });
aa = 0x88;
return 0;
}
通过编译预处理，我们可以看到宏确实被展开了。
接下来我们反汇编这段代码：
我们输入命令：
gcc test.c -c -I/opt/kernel/linux-2.6.38/linux-2.6.38.5/include/ -o test.o –g
然后再gdb test.o
再：disassemble main 得到：
0x00000000 <main+0>: lea 0x4(%esp),%ecx
0x00000004 <main+4>: and $0xfffffff0,%esp
0x00000007 <main+7>: pushl -0x4(%ecx)
0x0000000a <main+10>: push %ebp
0x0000000b <main+11>: mov %esp,%ebp
0x0000000d <main+13>: push %ecx
0x0000000e <main+14>: sub $0x14,%esp
0x00000011 <main+17>: movl $0x0,-0x10(%ebp)
0x00000018 <main+24>: movl $0x77,-0xc(%ebp)
0x0000001f <main+31>: cmpl $0x0,-0xc(%ebp)
0x00000023 <main+35>: setne %al
0x00000026 <main+38>: movzbl %al,%eax
0x00000029 <main+41>: mov %eax,-0x8(%ebp)
0x0000002c <main+44>: mov -0x8(%ebp),%eax
0x0000002f <main+47>: mov %eax,(%esp)
0x00000032 <main+50>: call 0x33 <main+51>
0x00000037 <main+55>: movl $0x88,-0x10(%ebp)
0x0000003e <main+62>: mov $0x0,%eax
0x00000043 <main+67>: add $0x14,%esp
0x00000046 <main+70>: pop %ecx
0x00000047 <main+71>: pop %ebp
0x00000048 <main+72>: lea -0x4(%ecx),%esp
多了很多代码。这linux内核的作者这么蠢？
我们再看看inux内核根makefile下面的几行：
HOSTCC = gcc
HOSTCXX = g++
HOSTCFLAGS = -Wall -Wmissing-prototypes -Wstrict-prototypes -O2 -fomit-frame-p
ointer
HOSTCXXFLAGS = -O2
加了个O2！
Ok，我们也加个O2。
wwhs_klist]# gcc test.c -c -I/opt/kernel/linux-2.6.38/linux-2.6.38.5/include/ -o test.o -g –O2（后面分别用优化选项-O、-O1、-Os在我们关注的这个地方表现出来的效果是相同的）。
gdb test.o
disassemble main
得到：
0x00000000 <main+0>: lea 0x4(%esp),%ecx
0x00000004 <main+4>: and $0xfffffff0,%esp
0x00000007 <main+7>: pushl -0x4(%ecx)
0x0000000a <main+10>: push %ebp
0x0000000b <main+11>: mov %esp,%ebp
0x0000000d <main+13>: push %ecx
0x0000000e <main+14>: sub $0x4,%esp
0x00000011 <main+17>: movl $0x1,(%esp)
0x00000018 <main+24>: call 0x19 <main+25>
0x0000001d <main+29>: add $0x4,%esp
0x00000020 <main+32>: xor %eax,%eax
0x00000022 <main+34>: pop %ecx
0x00000023 <main+35>: pop %ebp
0x00000024 <main+36>: lea -0x4(%ecx),%esp
0x00000027 <main+39>: ret
哈哈。看到了吧，全都被优化掉了，所以加的这些东西对我们的性能不会造成任何影响！
我晕。好像偏题了，不好意思。
不过发现klist除了这个以外没有别的值得讲的。
值得一提的是：
个人觉得klist中有些函数的命名不是非常的好，容易让人误解，经过思考后发现klist的命名虽然是有规律的，但是说实话，确实可以做得更好。
另外有一个值得一讲的是：
void klist_remove(struct klist_node *n)
{
struct klist_waiter waiter;
waiter.node = n;
waiter.process = current;
waiter.woken = 0;
spin_lock(&klist_remove_lock);
list_add(&waiter.list, &klist_remove_waiters);
spin_unlock(&klist_remove_lock);
klist_del(n);
for (;;) {
set_current_state(TASK_UNINTERRUPTIBLE);
if (waiter.woken)
break;
schedule();
}
__set_current_state(TASK_RUNNING);
}
我们分析一下：
struct klist_waiter waiter;
waiter.node = n;
waiter.process = current; //这是个任务结构体，把当前任务结构体保存起来
waiter.woken = 0; //这是用于唤醒任务的标记
spin_lock(&klist_remove_lock);
list_add(&waiter.list, &klist_remove_waiters); //将waiter.list链入klist_remove_waiters
spin_unlock(&klist_remove_lock);
接下来：
void klist_del(struct klist_node *n)
{
klist_put(n, true);
}
static void klist_put(struct klist_node *n, bool kill)
{
struct klist *k = knode_klist(n);
void (*put)(struct klist_node *) = k->put;
spin_lock(&k->k_lock);
if (kill)
knode_kill(n);
if (!klist_dec_and_del(n))
put = NULL;
spin_unlock(&k->k_lock);
if (put)
put(n);
}
重点在：
static int klist_dec_and_del(struct klist_node *n)
{
return kref_put(&n->n_ref, klist_release);
}
int kref_put(struct kref *kref, void (*release)(struct kref *kref))
{
WARN_ON(release == NULL);
WARN_ON(release == (void (*)(struct kref *))kfree);
if (atomic_dec_and_test(&kref->refcount)) { //一定要把引用计数消耗完才能调用release()
release(kref);
return 1;
}
return 0;
}
重点在：
static void klist_release(struct kref *kref)
{
struct klist_waiter *waiter, *tmp;
struct klist_node *n = container_of(kref, struct klist_node, n_ref);
WARN_ON(!knode_dead(n));
list_del(&n->n_node);
spin_lock(&klist_remove_lock);
list_for_each_entry_safe(waiter, tmp, &klist_remove_waiters, list) {
if (waiter->node != n)
continue;
waiter->woken = 1;
mb();
wake_up_process(waiter->process);
list_del(&waiter->list);
}
spin_unlock(&klist_remove_lock);
knode_set_klist(n, NULL);
}
到这里我们可以看到：
waiter->woken = 1;
mb();
标记也打了，内存屏障也设了（多任务的时候用这个玩意可以把寄存器的值回写到内存，防止编译器优化产生BUG，其最主要的函数是编译器内置的，有兴趣的同志可以自行学习一下）。接下就是用wake_up_process(waiter->process)要换醒我们之前设置好的进程了。
回到我们之前的地方：
void klist_remove(struct klist_node *n)
{
struct klist_waiter waiter;
waiter.node = n;
waiter.process = current;
waiter.woken = 0;
spin_lock(&klist_remove_lock);
list_add(&waiter.list, &klist_remove_waiters);
spin_unlock(&klist_remove_lock);
klist_del(n);
for (;;) {
set_current_state(TASK_UNINTERRUPTIBLE);
if (waiter.woken)
break;
schedule();
}
__set_current_state(TASK_RUNNING);
}
跳进循环：
用set_current_state(TASK_UNINTERRUPTIBLE) 设置当前任务为不可中断状态，
接下来就是判断我们之前打的标记了，所以前面的标记如果没打的话，就会继续调用schedule()来切换任务，只有当标记被置了1（也就是说只有引用计数被消耗完了），才会跳出循环。这是设计的好的地方，可以确保在多任务环境下，所有调用者都有机会释放，但也是容易出问题的地方，如果不小心控制引用计数，一个死循环就这么产生了。
接下来再用__set_current_state(TASK_RUNNING)将任务状态切成正在行运状态。