Linux内核中的klist分析

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。