什麼是異步通知呢？
異步通知的意思就是，一旦設備就緒，則主動通知應用程序，應用程序 根本就不需要查詢設備狀態，類似於中斷的概念，一個進程收到一個信號與處理器收到一箇中斷請求可以說是一樣的。信號是異步的，一個進程不必通過任何操作來 等待信號的到達。下面我們就看一下在linux中機制的實現方式。
在linux中，異步通知是使用信號來實現的，而在linux，大概有30種信號，比如大家熟悉的ctrl+c的SIGINT信號，進程能夠忽略或者捕獲除過SIGSTOP和SIGKILL的全部信號，當信號背捕獲以後，有相應的函數來處理它。怎麼使用？
我們先總結用法 讓你們快速的知道使用方法：爲了使設備支持異步通知機制，驅動程序中涉及以下3項工作：
1. 支持F_SETOWN命令，能在這個控制命令處理中設置filp->f_owner爲對應進程ID。
不過此項工作已由內核完成，設備驅動無須處理。
2. 支持F_SETFL命令的處理，每當文件的標誌的FASYNC標誌改變時，驅動程序中的fasync()函數將得以執行。
驅動中應該實現fasync()函數。編寫的fasync()函數是struct file_operations結構體中的fasync成員。
例如：
static int fasync(int fd, struct file * file, int on)
{
int err;
err = fasync_helper(fd, file, on, &fasync);//這裏調用的是內核已經提供的函數不用我們編寫。前三個參數由上層調用闖入不用理會，
//最後一個參數是我們自己要聲明的，struct fasync_struct *fasync;可以不用初始化；
if (err < 0)
return err;
return 0;
}
3. 在設備資源可獲得時，調用kill_fasync()函數激發相應的信號
原型爲：
void kill_fasync(struct fasync_struct **fp, int sig, int band)
例如：kill_fasync(&fasync,SIGIO,POLL_IN);
其中：POLL_IN表示的是可以寫數據了；
SIGIO與應用程序中signal的第一個參數相同；
fasync是上面中已經用過的struct fasync_struct *fasync；
應用程序中：
signal(int signum, handler); //指定信號（signum）的處理函數（handler），，
//處理函數（handler）由自己編寫（有些信號系統有默認處理函數），無返回值，參數 //爲一個int型信號。
fcntl(fd, F_SETOWN, getpid()); // 告訴內核，發給誰
Oflags = fcntl(fd, F_GETFL); //獲取文件標記
fcntl(fd, F_SETFL, Oflags | FASYNC); // 改變fasync標記，最終會調用到驅動的faync > fasync_helper：
//初始化/釋放 fasync_struct
fcntl 函數使用詳解
在這個過程中應該都很好理解 其中的fcntl函數功能比較強大，大家可以用man fcntl 命名得到幫助；下面我給出了詳細的解釋：
功能描述：根據文件描述詞來操作文件的特性。
#include <unistd.h>
#include <fcntl.h>
int fcntl(int fd, int cmd);
int fcntl(int fd, int cmd, long arg);
int fcntl(int fd, int cmd, struct flock *lock);
[描述]
fcntl()針對(文件)描述符提供控制。參數fd是被參數cmd操作(如下面的描述)的描述符。針對cmd的值，fcntl能夠接受第三個參數int arg。
[返回值]
fcntl()的返回值與命令有關。如果出錯，所有命令都返回－1，如果成功則返回某個其他值。下列三個命令有特定返回值：F_DUPFD , F_GETFD , F_GETFL以及F_GETOWN。
F_DUPFD 返回新的文件描述符
F_GETFD 返回相應標誌
F_GETFL , F_GETOWN 返回一個正的進程ID或負的進程組ID
fcntl函數有5種功能：
1. 複製一個現有的描述符(cmd=F_DUPFD).
2. 獲得／設置文件描述符標記(cmd=F_GETFD或F_SETFD).
3. 獲得／設置文件狀態標記(cmd=F_GETFL或F_SETFL).
4. 獲得／設置異步I/O所有權(cmd=F_GETOWN或F_SETOWN).
5. 獲得／設置記錄鎖(cmd=F_GETLK , F_SETLK或F_SETLKW).
1. cmd值的F_DUPFD ：
F_DUPFD 返回一個如下描述的(文件)描述符：
·最小的大於或等於arg的一個可用的描述符
·與原始操作符一樣的某對象的引用
·如果對象是文件(file)的話，則返回一個新的描述符，這個描述符與arg共享相同的偏移量(offset)
·相同的訪問模式(讀，寫或讀/寫)
·相同的文件狀態標誌(如：兩個文件描述符共享相同的狀態標誌)
·與新的文件描述符結合在一起的close-on-exec標誌被設置成交叉式訪問execve(2)的系統調用
實際上調用dup(oldfd)；
等效於
fcntl(oldfd, F_DUPFD, 0);
而調用dup2(oldfd, newfd)；
等效於
close(oldfd)；
fcntl(oldfd, F_DUPFD, newfd)；
2. cmd值的F_GETFD和F_SETFD：
F_GETFD 取得與文件描述符fd聯合的close-on-exec標誌，類似FD_CLOEXEC。如果返回值和FD_CLOEXEC進行與運算結果是0的話，文件保持交叉式訪問exec()，否則如果通過exec運行的話，文件將被關閉(arg 被忽略)
F_SETFD 設置close-on-exec標誌，該標誌以參數arg的FD_CLOEXEC位決定，應當瞭解很多現存的涉及文件描述符標誌的程序並不使用常數 FD_CLOEXEC，而是將此標誌設置爲0(系統默認，在exec時不關閉)或1(在exec時關閉)
在修改文件描述符標誌或文件狀態標誌時必須謹慎，先要取得現在的標誌值，然後按照希望修改它，最後設置新標誌值。不能只是執行F_SETFD或F_SETFL命令，這樣會關閉以前設置的標誌位。
3. cmd值的F_GETFL和F_SETFL：
F_GETFL 取得fd的文件狀態標誌，如同下面的描述一樣(arg被忽略)，在說明open函數時，已說明
了文件狀態標誌。不幸的是，三個存取方式標誌 (O_RDONLY , O_WRONLY , 以及O_RDWR)並不各佔1位。(這三種標誌的值各是0 , 1和2，由於歷史原因，這三種值互斥 — 一個文件只能有這三種值之一。) 因此首先必須用屏蔽字O_ACCMODE相與取得存取方式位，然後將結果與這三種值相比較。
F_SETFL 設置給arg描述符狀態標誌，可以更改的幾個標誌是：O_APPEND，O_NONBLOCK，O_SYNC 和 O_ASYNC。而fcntl的文件狀態標誌總共有7個：O_RDONLY , O_WRONLY , O_RDWR , O_APPEND , O_NONBLOCK , O_SYNC和O_ASYNC
可更改的幾個標誌如下面的描述：
O_NONBLOCK 非阻塞I/O，如果read(2)調用沒有可讀取的數據，或者如果write(2)操作將阻塞，則read或write調用將返回-1和EAGAIN錯誤
O_APPEND 強制每次寫(write)操作都添加在文件大的末尾，相當於open(2)的O_APPEND標誌
O_DIRECT 最小化或去掉reading和writing的緩存影響。系統將企圖避免緩存你的讀或寫的數據。如果不能夠避免緩存，那麼它將最小化已經被緩存了的數據造成的影響。如果這個標誌用的不夠好，將大大的降低性能
O_ASYNC 當I/O可用的時候，允許SIGIO信號發送到進程組，例如：當有數據可以讀的時候
4. cmd值的F_GETOWN和F_SETOWN：
F_GETOWN 取得當前正在接收SIGIO或者SIGURG信號的進程id或進程組id，進程組id返回的是負值(arg被忽略)
F_SETOWN 設置將接收SIGIO和SIGURG信號的進程id或進程組id，進程組id通過提供負值的arg來說明(arg絕對值的一個進程組ID)，否則arg將被認爲是進程id
5. cmd值的F_GETLK, F_SETLK或F_SETLKW： 獲得／設置記錄鎖的功能，成功則返回0，若有錯誤則返回-1，錯誤原因存於errno。
F_GETLK 通過第三個參數arg(一個指向flock的結構體)取得第一個阻塞lock description指向的鎖。取得的信息將覆蓋傳到fcntl()的flock結構的信息。如果沒有發現能夠阻止本次鎖(flock)生成的鎖，這個結構將不被改變，除非鎖的類型被設置成F_UNLCK
F_SETLK 按照指向結構體flock的指針的第三個參數arg所描述的鎖的信息設置或者清除一個文件的segment鎖。F_SETLK被用來實現共享(或讀)鎖(F_RDLCK)或獨佔(寫)鎖(F_WRLCK)，同樣可以去掉這兩種鎖(F_UNLCK)。如果共享鎖或獨佔鎖不能被設置，fcntl()將立即返回EAGAIN
F_SETLKW 除了共享鎖或獨佔鎖被其他的鎖阻塞這種情況外，這個命令和F_SETLK是一樣的。如果共享鎖或獨佔鎖被其他的鎖阻塞，進程將等待直到這個請求能夠完成。當fcntl()正在等待文件的某個區域的時候捕捉到一個信號，如果這個信號沒有被指定SA_RESTART, fcntl將被中斷
當一個共享鎖被set到一個文件的某段的時候，其他的進程可以set共享鎖到這個段或這個段的一部分。共享鎖阻止任何其他進程set獨佔鎖到這段保護區域的任何部分。如果文件描述符沒有以讀的訪問方式打開的話，共享鎖的設置請求會失敗。
獨佔鎖阻止任何其他的進程在這段保護區域任何位置設置共享鎖或獨佔鎖。如果文件描述符不是以寫的訪問方式打開的話，獨佔鎖的請求會失敗。
結構體flock的指針：
struct flcok
{
short int l_type; /* 鎖定的狀態*/
//以下的三個參數用於分段對文件加鎖，若對整個文件加鎖，則：l_whence=SEEK_SET, l_start=0, l_len=0
short int l_whence; /*決定l_start位置*/
off_t l_start; /*鎖定區域的開頭位置*/
off_t l_len; /*鎖定區域的大小*/
pid_t l_pid; /*鎖定動作的進程*/
};
l_type 有三種狀態：
F_RDLCK 建立一個供讀取用的鎖定
F_WRLCK 建立一個供寫入用的鎖定
F_UNLCK 刪除之前建立的鎖定
l_whence 也有三種方式：
SEEK_SET 以文件開頭爲鎖定的起始位置
SEEK_CUR 以目前文件讀寫位置爲鎖定的起始位置
SEEK_END 以文件結尾爲鎖定的起始位置
fcntl文件鎖有兩種類型：建議性鎖和強制性鎖
建議性鎖是這樣規定的：每個使用上鎖文件的進程都要檢查是否有鎖存在，當然還得尊重已有的鎖。內核和系統總體上都堅持不使用建議性鎖，它們依靠程序員遵守這個規定。
強制性鎖是由內核執行的：當文件被上鎖來進行寫入操作時，在鎖定該文件的進程釋放該鎖之前，內核會阻止任何對該文件的讀或寫訪問，每次讀或寫訪問都得檢查鎖是否存在。
系統默認fcntl都是建議性鎖，強制性鎖是非POSIX標準的。如果要使用強制性鎖，要使整個系統可以使用強制性鎖，那麼得需要重新掛載文件系統，mount使用參數 -0 mand 打開強制性鎖，或者關閉已加鎖文件的組執行權限並且打開該文件的set-GID權限位。
建議性鎖只在cooperating processes之間纔有用。對cooperating process的理解是最重要的，它指的是會影響其它進程的進程或被別的進程所影響的進程，舉兩個例子：
(1) 我們可以同時在兩個窗口中運行同一個命令，對同一個文件進行操作，那麼這兩個進程就是cooperating processes
(2) cat file | sort，那麼cat和sort產生的進程就是使用了pipe的cooperating processes
使用fcntl文件鎖進行I/O操作必須小心：進程在開始任何I/O操作前如何去處理鎖，在對文件解鎖前如何完成所有的操作，是必須考慮的。如果在設置鎖之前打開文件，或者讀取該鎖之後關閉文件，另一個進程就可能在上鎖/解鎖操作和打開/關閉操作之間的幾分之一秒內訪問該文件。當一個進程對文件加鎖後，無論它是否釋放所加的鎖，只要文件關閉，內核都會自動釋放加在文件上的建議性鎖(這也是建議性鎖和強制性鎖的最大區別)，所以不要想設置建議性鎖來達到永久不讓別的進程訪問文件的目的(強制性鎖纔可以)；強制性鎖則對所有進程起作用。
fcntl使用三個參數 F_SETLK/F_SETLKW， F_UNLCK和F_GETLK 來分別要求、釋放、測試record locks。record locks是對文件一部分而不是整個文件的鎖，這種細緻的控制使得進程更好地協作以共享文件資源。fcntl能夠用於讀取鎖和寫入鎖，read lock也叫shared lock(共享鎖)， 因爲多個cooperating process能夠在文件的同一部分建立讀取鎖；write lock被稱爲exclusive lock(排斥鎖)，因爲任何時刻只能有一個cooperating process在文件的某部分上建立寫入鎖。如果cooperating processes對文件進行操作，那麼它們可以同時對文件加read lock，在一個cooperating process加write lock之前，必須釋放別的cooperating process加在該文件的read lock和wrtie lock，也就是說，對於文件只能有一個write lock存在，read lock和wrtie lock不能共存。
下面的例子使用F_GETFL獲取fd的文件狀態標誌。
#include<fcntl.h>
#include<unistd.h>
#include<iostream>
#include<errno.h>
using namespace std;
int main(int argc,char* argv[])
{
int fd, var;
// fd=open("new",O_RDWR);
if (argc!=2)
{
perror("--");
cout<<"請輸入參數，即文件名！"<<endl;
}
if((var=fcntl(atoi(argv[1]), F_GETFL, 0))<0)
{
strerror(errno);
cout<<"fcntl file error."<<endl;
}
switch(var & O_ACCMODE)
{
case O_RDONLY : cout<<"Read only.."<<endl;
break;
case O_WRONLY : cout<<"Write only.."<<endl;
break;
case O_RDWR : cout<<"Read wirte.."<<endl;
break;
default : break;
}
if (val & O_APPEND)
cout<<",append"<<endl;
if (val & O_NONBLOCK)
cout<<",noblocking"<<endl;
cout<<"exit 0"<<endl;
exit(0);
}
設備驅動中異步通知編程還是比較簡單的，主要就是一些數據結構，和兩個函數：
數據結構：fasync_struct結構體
函數：1）處理FASYNC標誌變更的函數int fasync_helper(int fd, struct file *filp, int mode ,struct fasync_struct **fa);
2) 釋放信號用的函數void kill_fasync(struct fasync_struct **fa, int sig, int band);
和其他設備驅動一樣，一般將fasync_struct放到設備結構體中。下邊是典型模版：
struct xxx_dev
{
struct cdev cdev;
...
struct fasync_struct *async_queue; //異步結構體
}
而在驅動的fasync()函數中，只需要簡單的將該參數的3個參數以及fasync_struct結構體指針的指針作爲第四個參數傳給fasync_helper函數即可.下邊是典型模版:
static int xxx_fasync(int fd, struct file *filp, int mode)
{
struct xxx_dev *dev = filp->private_data;
return fasync_helper(fd,filp,mode,&dev->async_queue);
}
一旦設備資源可以獲得時,應該調用kill_fasync()釋放SIGIO信號,可讀時第三個參數設置爲POLL_IN,可寫時第三個參數設置爲POLL_OUT,下邊是釋放信號的典型模版：
static ssize_t xxx_write(struct file *filp, const char __user *buf, size_t count,loff_t *f_ops)
{
struct xxx_dev *dev = filp->private_data;
....
//產生異步信號
if(dev->async_queue)
{
kill_fasync(&dev->async_queue, SIGIO, POLL_IN);
}
..
}
最後，在文件關閉時，即在設備驅動的release函數中，應調用設備驅動的fasync()函數將文件從異步通知的列表中刪除，下邊是設備驅動的釋放函數的典型模版:
static int xxx_release(struct inode *inode, struct file *filp)
{
struct xxx_dev *dev = filp->private_data;
//將文件從異步通知列表中刪除
xxx_fasync(-1,filp,0);
...
return 0;
}
