轉(zhuǎn)載自 http://blog.chinaunix.net/uid-20643761-id-1594860.html

select需要驅(qū)動程序的支持，驅(qū)動程序?qū)崿F(xiàn)fops內(nèi)的poll函數(shù)。select通過每個設備文件對應的poll函數(shù)提供的信息判斷當前是否有資源可用(如可讀或?qū)?，如果有的話則返回可用資源的文件描述符個數(shù)，沒有的話則睡眠，等待有資源變?yōu)榭捎脮r再被喚醒繼續(xù)執(zhí)行。

下面我們分兩個過程來分析select：

1. select的睡眠過程

支持阻塞操作的設備驅(qū)動通常會實現(xiàn)一組自身的等待隊列如讀/寫等待隊列用于支持上層(用戶層)所需的BLOCK或NONBLOCK操作。當應用程序通過設備驅(qū)動訪問該設備時(默認為BLOCK操作)，若該設備當前沒有數(shù)據(jù)可讀或?qū)?#xff0c;則將該用戶進程插入到該設備驅(qū)動對應的讀/寫等待隊列讓其睡眠一段時間，等到有數(shù)據(jù)可讀/寫時再將該進程喚醒。

select就是巧妙的利用等待隊列機制讓用戶進程適當在沒有資源可讀/寫時睡眠，有資源可讀/寫時喚醒。下面我們看看select睡眠的詳細過程。

select會循環(huán)遍歷它所監(jiān)測的fd_set內(nèi)的所有文件描述符對應的驅(qū)動程序的poll函數(shù)。驅(qū)動程序提供的poll函數(shù)首先會將調(diào)用select的用戶進程插入到該設備驅(qū)動對應資源的等待隊列(如讀/寫等待隊列)，然后返回一個bitmask告訴select當前資源哪些可用。當select循環(huán)遍歷完所有fd_set內(nèi)指定的文件描述符對應的poll函數(shù)后，如果沒有一個資源可用(即沒有一個文件可供操作)，則select讓該進程睡眠，一直等到有資源可用為止，進程被喚醒(或者timeout)繼續(xù)往下執(zhí)行。

下面分析一下代碼是如何實現(xiàn)的。
select的調(diào)用path如下：sys_select -> core_sys_select -> do_select

其中最重要的函數(shù)是do_select, 最主要的工作是在這里, 前面兩個函數(shù)主要做一些準備工作。do_select定義如下：

linux-4.0.1\fs\select.c

int do_select(int n, fd_set_bits *fds, struct timespec *end_time)
{ktime_t expire, *to = NULL;struct poll_wqueues table;poll_table *wait;int retval, i, timed_out = 0;unsigned long slack = 0;unsigned int busy_flag = net_busy_loop_on() ? POLL_BUSY_LOOP : 0;unsigned long busy_end = 0;rcu_read_lock();retval = max_select_fd(n, fds);rcu_read_unlock();if (retval < 0)return retval;n = retval;poll_initwait(&table);wait = &table.pt;if (end_time && !end_time->tv_sec && !end_time->tv_nsec) {wait->_qproc = NULL;timed_out = 1;}if (end_time && !timed_out)slack = select_estimate_accuracy(end_time);retval = 0;		//retval用于保存已經(jīng)準備好的描述符數(shù)，初始為0for (;;) {unsigned long *rinp, *routp, *rexp, *inp, *outp, *exp;bool can_busy_loop = false;inp = fds->in; outp = fds->out; exp = fds->ex;rinp = fds->res_in; routp = fds->res_out; rexp = fds->res_ex;for (i = 0; i < n; ++rinp, ++routp, ++rexp) {		//遍歷每個描述符unsigned long in, out, ex, all_bits, bit = 1, mask, j;unsigned long res_in = 0, res_out = 0, res_ex = 0;in = *inp++; out = *outp++; ex = *exp++;all_bits = in | out | ex;if (all_bits == 0) {i += BITS_PER_LONG;		//如果這個字沒有待查找的描述符, 跳過這個長字(32位)continue;}for (j = 0; j < BITS_PER_LONG; ++j, ++i, bit <<= 1) {		//遍歷每個長字里的每個位struct fd f;if (i >= n)break;if (!(bit & all_bits))continue;f = fdget(i);if (f.file) {const struct file_operations *f_op;f_op = f.file->f_op;mask = DEFAULT_POLLMASK;if (f_op->poll) {wait_key_set(wait, in, out,bit, busy_flag);/* 在這里循環(huán)調(diào)用所監(jiān)測的fd_set內(nèi)的所有文件描述符對應的驅(qū)動程序的poll函數(shù) */mask = (*f_op->poll)(f.file, wait);}fdput(f);if ((mask & POLLIN_SET) && (in & bit)) {res_in |= bit;		//如果是這個描述符可讀, 將這個位置位retval++;			//返回描述符個數(shù)加1wait->_qproc = NULL;}if ((mask & POLLOUT_SET) && (out & bit)) {res_out |= bit;retval++;wait->_qproc = NULL;}if ((mask & POLLEX_SET) && (ex & bit)) {res_ex |= bit;retval++;wait->_qproc = NULL;}/* got something, stop busy polling */if (retval) {can_busy_loop = false;busy_flag = 0;/** only remember a returned* POLL_BUSY_LOOP if we asked for it*/} else if (busy_flag & mask)can_busy_loop = true;}}//返回結(jié)果if (res_in)*rinp = res_in;if (res_out)*routp = res_out;if (res_ex)*rexp = res_ex;cond_resched();}wait->_qproc = NULL;/* 到這里遍歷結(jié)束。retval保存了檢測到的可操作的文件描述符的個數(shù)。如果有文件可操作，則跳出for(;;)循環(huán)，直接返回。若沒有文件可操作且timeout時間未到同時沒有收到signal,則執(zhí)行schedule_timeout睡眠。睡眠時間長短由__timeout決定，一直等到該進程被喚醒。那該進程是如何被喚醒的？被誰喚醒的呢？我們看下面的select喚醒過程*/if (retval || timed_out || signal_pending(current))break;if (table.error) {retval = table.error;break;}/* only if found POLL_BUSY_LOOP sockets && not out of time */if (can_busy_loop && !need_resched()) {if (!busy_end) {busy_end = busy_loop_end_time();continue;}if (!busy_loop_timeout(busy_end))continue;}busy_flag = 0;/** If this is the first loop and we have a timeout* given, then we convert to ktime_t and set the to* pointer to the expiry value.*/if (end_time && !to) {expire = timespec_to_ktime(*end_time);to = &expire;}if (!poll_schedule_timeout(&table, TASK_INTERRUPTIBLE,to, slack))timed_out = 1;}poll_freewait(&table);return retval;
}

2.? select的喚醒過程
前面介紹了select會循環(huán)遍歷它所監(jiān)測的fd_set內(nèi)的所有文件描述符對應的驅(qū)動程序的poll函數(shù)。驅(qū)動程序提供的poll函數(shù)首先會將調(diào)用select的用戶進程插入到該設備驅(qū)動對應資源的等待隊列(如讀/寫等待隊列)，然后返回一個bitmask告訴select當前資源哪些可用。
一個典型的驅(qū)動程序poll函數(shù)實現(xiàn)如下：
(摘自《Linux Device Drivers – ThirdEdition》Page 165)

static unsigned int scull_p_poll(struct file *filp, poll_table *wait)
{struct scull_pipe *dev = filp->private_data;unsigned int mask = 0;/** The buffer is circular; it is considered full* if "wp" is right behind "rp" and empty if the* two are equal.*/down(&dev->sem);poll_wait(filp, &dev->inq,  wait);poll_wait(filp, &dev->outq, wait);if (dev->rp != dev->wp)mask |= POLLIN | POLLRDNORM;    /* readable */if (spacefree(dev))mask |= POLLOUT | POLLWRNORM;   /* writable */up(&dev->sem);return mask;
}

將用戶進程插入驅(qū)動的等待隊列是通過poll_wait做的。
Poll_wait定義如下：

static inline void poll_wait(struct file * filp, wait_queue_head_t * wait_address, poll_table *p)
{if (p && wait_address)p->qproc(filp, wait_address, p);
}

這里的p->qproc在do_select內(nèi)poll_initwait(&table)被初始化為__pollwait，如下：

void poll_initwait(struct poll_wqueues *pwq)
{init_poll_funcptr(&pwq->pt, __pollwait);pwq->error = 0;pwq->table = NULL;pwq->inline_index = 0;
}

__pollwait定義如下：

/* Add a new entry */
static void __pollwait(struct file *filp, wait_queue_head_t *wait_address,poll_table *p)
{struct poll_table_entry *entry = poll_get_entry(p);if (!entry)return;get_file(filp);entry->filp = filp;entry->wait_address = wait_address;init_waitqueue_entry(&entry->wait, current);add_wait_queue(wait_address,&entry->wait);
}

通過init_waitqueue_entry初始化一個等待隊列項，這個等待隊列項關聯(lián)的進程即當前調(diào)用select的進程。然后將這個等待隊列項插入等待隊列wait_address。Wait_address即在驅(qū)動poll函數(shù)內(nèi)調(diào)用poll_wait(filp, &dev->inq,? wait);時傳入的該驅(qū)動的&dev->inq或者&dev->outq等待隊列。

注: 關于等待隊列的工作原理可以參考下面這篇文檔:
http://blog.chinaunix.net/u2/60011/showart_1334657.html

到這里我們明白了select如何當前進程插入所有所監(jiān)測的fd_set關聯(lián)的驅(qū)動內(nèi)的等待隊列，那進程究竟是何時讓出CPU進入睡眠狀態(tài)的呢？
進入睡眠狀態(tài)是在do_select內(nèi)調(diào)用schedule_timeout(__timeout)實現(xiàn)的。當select遍歷完fd_set內(nèi)的所有設備文件，發(fā)現(xiàn)沒有文件可操作時(即retval=0),則調(diào)用schedule_timeout(__timeout)進入睡眠狀態(tài)。

喚醒該進程的過程通常是在所監(jiān)測文件的設備驅(qū)動內(nèi)實現(xiàn)的，驅(qū)動程序維護了針對自身資源讀寫的等待隊列。當設備驅(qū)動發(fā)現(xiàn)自身資源變?yōu)榭勺x寫并且有進程睡眠在該資源的等待隊列上時，就會喚醒這個資源等待隊列上的進程。

舉個例子，比如內(nèi)核的8250 uart driver:
Uart是使用的Tty層維護的兩個等待隊列, 分別對應于讀和寫: (uart是tty設備的一種)
struct tty_struct {
???????? ……
???????? wait_queue_head_t write_wait;
???????? wait_queue_head_t read_wait;
???????? ……
}
當uart設備接收到數(shù)據(jù)，會調(diào)用tty_flip_buffer_push(tty);將收到的數(shù)據(jù)push到tty層的buffer。
然后查看是否有進程睡眠的讀等待隊列上，如果有則喚醒該等待會列。
過程如下：
serial8250_interrupt -> serial8250_handle_port -> receive_chars -> tty_flip_buffer_push ->
flush_to_ldisc -> disc->receive_buf
在disc->receive_buf函數(shù)內(nèi)：
if (waitqueue_active(&tty->read_wait)) //若有進程阻塞在read_wait上則喚醒
wake_up_interruptible(&tty->read_wait);

到這里明白了select進程被喚醒的過程。由于該進程是阻塞在所有監(jiān)測的文件對應的設備等待隊列上的，因此在timeout時間內(nèi)，只要任意個設備變?yōu)榭刹僮?#xff0c;都會立即喚醒該進程，從而繼續(xù)往下執(zhí)行。這就實現(xiàn)了select的當有一個文件描述符可操作時就立即喚醒執(zhí)行的基本原理。

Referece:
1.?????? Linux Device Drivers – ThirdEdition
2.?????? 內(nèi)核等待隊列機制原理分析
http://blog.chinaunix.net/u2/60011/showart_1334657.html
3.?????? Kernel code : Linux 2.6.18_pro500 - Montavista

總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的Select函数实现原理分析的全部內(nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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