Linux内核-workqueue机制

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Linux 内核工作队列机制

 

   前文介绍了中断底半部的tasklet机制，那么对于工作队列机制，与其区别在哪里呢？

 

工作队列类似 taskets，允许内核代码请求在将来某个时间调用一个函数，不同在于:
（1）tasklet 在软件中断上下文中运行，所以 tasklet 代码必须是原子的。而工作队列函数在一个特殊内核进程上下文运行，有更多的灵活性，且能够休眠。
（2）tasklet 只能在最初被提交的处理器上运行，这只是工作队列默认工作方式。
（3）内核代码可以请求工作队列函数被延后一个给定的时间间隔。
（4）tasklet 执行的很快, 短时期, 并且在原子态, 而工作队列函数可能是长周期且不需要是原子的，两个机制有它适合的情形。

工作队列有 struct workqueue_struct 类型，在  中定义。一个工作队列必须明确的在使用前创建，宏为:

struct workqueue_struct *create_workqueue(const char *name);
struct workqueue_struct *create_singlethread_workqueue(const char *name);

每个工作队列有一个或多个专用的进程("内核线程"), 这些进程运行提交给这个队列的函数。 若使用 create_workqueue, 就得到一个工作队列它在系统的每个处理器上有一个专用的线程。在很多情况下，过多线程对系统性能有影响，如果单个线程就足够则使用 create_singlethread_workqueue 来创建工作队列。

提交一个任务给一个工作队列，在这里《LDD3》介绍的内核2.6.10和我用的新内核2.6.22.2已经有不同了，老接口已经不能用了，编译会出错。这里我只讲2.6.22.2的新接口，至于老的接口我想今后内核不会再有了。从这一点我们可以看出内核发展。

/*需要填充work_struct或delayed_work结构，可以在编译时完成, 宏如下: */

struct work_struct {
     atomic_long_t data;
#define WORK_STRUCT_PENDING 0        /* T if work item pending execution */
#define WORK_STRUCT_FLAG_MASK (3UL)
#define WORK_STRUCT_WQ_DATA_MASK (~WORK_STRUCT_FLAG_MASK)
    struct list_head entry;
     work_func_t func;
};

struct delayed_work {
    struct work_struct work;
    struct timer_list timer;
};

DECLARE_WORK(n, f)    
/*n 是声明的work_struct结构名称, f是要从工作队列被调用的函数*/
DECLARE_DELAYED_WORK(n, f)
/*n是声明的delayed_work结构名称, f是要从工作队列被调用的函数*/

/*若在运行时需要建立 work_struct 或 delayed_work结构, 使用下面 2 个宏定义:*/
INIT_WORK(struct work_struct *work, void (*function)(void *)); 
PREPARE_WORK(struct work_struct *work, void (*function)(void *)); 
INIT_DELAYED_WORK(struct delayed_work *work, void (*function)(void *)); 
PREPARE_DELAYED_WORK(struct delayed_work *work, void (*function)(void *)); 
/* INIT_* 做更加全面的初始化结构的工作，在第一次建立结构时使用. PREPARE_* 做几乎同样的工作, 但是它不初始化用来连接 work_struct或delayed_work 结构到工作队列的指针。如果这个结构已经被提交给一个工作队列, 且只需要修改该结构,则使用 PREPARE_* 而不是 INIT_* */

/*有 2 个函数来提交工作给一个工作队列:*/
int queue_work(struct workqueue_struct *queue, struct work_struct *work);
int queue_delayed_work(struct workqueue_struct *queue, struct delayed_work *work, unsigned long delay);
/*每个都添加work到给定的workqueue。如果使用 queue_delay_work, 则实际的工作至少要经过指定的 jiffies 才会被执行。 这些函数若返回 1 则工作被成功加入到队列; 若为0，则意味着这个 work 已经在队列中等待，不能再次加入*/

在将来的某个时间, 这个工作函数将被传入给定的 data 值来调用。这个函数将在工作线程的上下文运行, 因此它可以睡眠 (你应当知道这个睡眠可能影响提交给同一个工作队列的其他任务) 工作函数不能访问用户空间，因为它在一个内核线程中运行, 完全没有对应的用户空间来访问。
取消一个挂起的工作队列入口项可以调用:

int cancel_delayed_work(struct delayed_work *work); 
void cancel_work_sync(struct work_struct *work)

如果这个入口在它开始执行前被取消，则返回非零。内核保证给定入口的执行不会在调用 cancel_delay_work 后被初始化. 如果 cancel_delay_work 返回 0, 但是, 这个入口可能已经运行在一个不同的处理器, 并且可能仍然在调用 cancel_delayed_work 后在运行. 要绝对确保工作函数没有在 cancel_delayed_work 返回 0 后在任何地方运行, 你必须跟随这个调用来调用:

void flush_workqueue(struct workqueue_struct *queue);

在 flush_workqueue 返回后, 没有在这个调用前提交的函数在系统中任何地方运行。
而cancel_work_sync会取消相应的work，但是如果这个work已经在运行那么cancel_work_sync会阻塞，直到work完成并取消相应的work。

当用完一个工作队列，可以去掉它，使用:

void destroy_workqueue(struct workqueue_struct *queue);

共享队列

在许多情况下, 设备驱动不需要它自己的工作队列。如果你只偶尔提交任务给队列, 简单地使用内核提供的共享的默认的队列可能更有效。若使用共享队列，就必须明白将和其他人共享它，这意味着不应当长时间独占队列(不能长时间睡眠), 并且可能要更长时间才能获得处理器。

使用的顺序：
（1） 建立 work_struct 或 delayed_work

static struct work_struct jiq_work;
static struct delayed_work jiq_work_delay;

    /* this line is in jiq_init() */
INIT_WORK(&jiq_work, jiq_print_wq);
INIT_DELAYED_WORK(&jiq_work_delay, jiq_print_wq);

（2）提交工作

int schedule_work(&jiq_work);/*对于work_struct结构*/
int schedule_delayed_work(&jiq_work_delay, delay);/*对于delayed_work结构*/

/*返回值的定义和 queue_work 一样*/

若需取消一个已提交给工作队列入口项, 可以使用 cancel_delayed_work和cancel_work_sync， 但刷新共享队列需要一个特殊的函数:

void flush_scheduled_work(void);

因为不知道谁可能使用这个队列，因此不可能知道 flush_schduled_work 返回需要多长时间。