资源管理器(resource manager)应该是QNX编程中最常用的，如果没写过几个资源管理器，大概都不好意思说自已做过QNX编程。唯其重要，QNX也有很多官方文档解释。这篇文章详细解释了QNX资源管理器的基本设计，管理器框架，并辅以代码。希望能够帮助读者掌握QNX上的资源管理器，从而更容易地搭建系统。
文章里提到的资源管理器示例，完整代码可以在这个链接里找到。
什么是资源管理器
资源管理器顾名思义就是管理“资源”的服务器，这里问题是，到底什么是“资源”呢？在QNX上，“资源”可以是一个硬件（硬件资源管理器其实就是我们常说的硬件驱动），“资源”也可以是一种服务，比如TCPIP网络服务，或者ntfs文件系统服务；“资源”甚至可以是一个文件(或者目录)。
如果你还记得，Unix的基本思想，就是“把驱动当成文件”，那资源管理器就非常有用了。所以/dev/ser1是一个管理串口的资源管理器，而/dev/random则是一个提供随机数的资源管理器。甚至传统Unix里那些mount point，像是根目录 /，或者用户目录 /home在QNX里也可以是一个个资源管理器。
好，show me the code，假设我们要写一个md5的资源管理器, 要怎么办呢？md5是这样一个服务，假设客户端传给它一串数据, 它计算md5值, 然后让客户端来取。
一个最基本的资源管理器
一个资源管理器基本上来说就是一个服务器。只要看过《从API开始理解QNX》那篇的同学应该很容易就可以想到最基本的资源管理器，应该就是下面这样的:
（这里只是示意代码，完整的可以在QNX上编译运行的代码可以在GitHub上找到）
#define MD5_SEND_DATA 0x00000001
#define MD5_RECV_DIGEST 0x00000002
typedef struct {
int msgtype;
int msglen;
} md5_msg_t;
name_attach(...);
for (;;){
revid = MsgReceive(chid, &msg, sizeof(msg), &info);
switch msg.msgtype {
case MD_SEND_DATA:
MsgRead(rcvid, ...);
....
MsgReply(rcvid, ...);
break;
case MD_RECV_DIGEST :
....
MsgReply(rcvid, …)
break;
}
}对的, 就是一个循环不断收信息, 然后按定好的信息类型进行处理就好了。客户端要怎样获取这个服务呢？
int md5_send(int fd, unsigned char *data, int len)
{
md5_msg_t msg;
iov_t iov[2];
msg.msgtype = MD5_SEND_DATA;
msg.msglen = len;
SETIOV(&iov[0], &msg, sizeof(msg));
SETIOV(&iov[1], data, len);
return MsgSendv(fd, iov, 2, 0, 0);
}
int md5_recv(int fd, unsigned char *digest, int len)
{
md5_msg_t msg;
if (len < 16) {
errno = EINVAL;
return -1;
}
msg.msgtype = MD5_RECV_DIGEST;
msg.msglen = len;
return MsgSend(fd, &msg, sizeof(msg), digest, len);
}当然做为一个资源管理器的开发者, 你会把md5_send(), md5_recv() 函数打包成一个库，让别人来使用你的服务。
int main(int argc, char **argv)
{
if ((fd = name_open("md5name", 0)) == -1) {
perror("name_open");
return -1;
}
if ((cfd = open(argv[1], O_RDONLY)) == -1) {
perror("open");
return -1;
}
total = 0;
for (;;) {
n = read(cfd, buf, 16 * 1024);
if (n <= 0)
break;
if (md5_send(fd, buf, n) <= 0) {
perror("md5_send");
return -1;
}
total += n;
}
md5_recv(fd, digest, 16);
printf("%10d\t\t\t", total);
for (n = 0; n < 16; n++) {
printf(" %02X", digest[n]);
}
printf("\n");
return 0;
}看上去一切都完成了，但是，没有问题吗？
首先这个服务器只能一次处理一个请求，如果有两个程序同时申请这服务时，逻辑上有错误。另外，这个解决方案，意味着每个想要使用这个md5服务的客户端都要链接一个专用的库, 难道没有办法做得通用一点吗？
答案当然是有的。既然md5服务是通过名字来提供服务的，而POSIX对于文件可以进行的操作是有标准定义的呀, 对于我们这个服务, 立刻可以想到的就是客户端可以直接write() 数据到比如 /dev/md5, 然后read() 结果的呀。
那么，资源管理器要怎么做呢，如果客户端write() 时, 我会收到什么信息? QNX已经为你准备好了，这就是，资源管理器框架。
资源管理器框架
因为一个资源管理器都是由一个路经名作为入口的，而POSIX又定义了对一个文件可进行的操作，所以QNX就替大家预定义了这些操作所需要传递的消息类型和数据格式
QNX提供的资源管理器框架大致可以分成4个部份：
- iofunc (iomsg) 层，这一层提供了所有POSIX对文件可以进行的io操作 (sys/iofuncs.h， sys/iomsg.h）
- resmgr层，这一层提供了登记路径名，接收数据并分发给iofunc执行具体操作。iofunc 和 resmgr，是写一个资源管理器的基础
- dispatch层，在一些复杂的资源管理器里，“外来的消息传递”并不是唯一需要处理的。也有可能需要处理“脉冲”，或者有时候一个“信号”。dispatch层会主动识别不同的输入信息，然后转给不同的处理函数进行处理
- thread pool层，这一层提供了一个线程池管理，可以配置实现多个线程进行资源管理。
下面我们深入地看一下各层
iofunc (iomsg) 层：
QNX总结了总共34个对文件操作，基本上POSIX对文件的处理，都可以通过这34个操作进行。而资源管理器的iofunc层，其实也就是准备回调函数，通过响应这些操作请求，来提供服务。
这34个回调函数，又根据性质不同，被分为8个 “connect" 回调函数，和26个 "io" 回调函数。这些函数在io_func.h里都有定义，分别是：
Connect Functions
- open
- unlink
- rename
- mknod
- readlink
- link
IO Functions
- read
- write
- close_ocb
- stat
- notify
- devctl
- unblock
- unblock
- mount
- pathconf
- lseek
- chmod
- chown
- utime
- openfd
- fdinfo
- lock
- space
- shutdown
- mmap
- msg
- umount
- dup
- close_dup
- lock_ocb
- unlock_ocb
- sync
- power
iofunc层的每一个回调函数，都有一个对应的数据结构供客户端和服务器端进行消息传递，在sys/iomsg.h里。
比如计对io_read，就有一个：
typedef union {
struct _io_read i;
/* unsigned char data[nbytes]; */
} io_read_t;可以看出来 io_read，有一个从客户端发到服务器端的 struct _io_read I; 而服务器端到客户端，没有特别的消息结构，就是读到的数据直接返回了。
再比如 io_stat，就是：
typedef union {
struct _io_stat i;
struct stat o;
} io_stat_t;可以看到，io_stat是从客户端向服务器端发送一个 stauct _io_stat; 而服务器端返回的，直接就是一个 struct stat o; 这个struct stat, 就是 POSIX 的 stat() 函数取到的返回值。
如果你仔细观察 struct _io_read; struct _io_stat 这些数据结构，你会发现它们都是开始于：
{
_Uint16t type;
_Uint16t combine_len;
…
}这里，”type”可以告诉收到这个数据结构的服务器，这是个什么信息，“combined_len”则通知了服务器端这个消息（以及它可能携带的可变长参数）一共有多长。
"type"的定义，已经在 sys/iomsg.h 里定义好了, 比如“_IO_READ", "_IO_WRITE", "_IO_STAT"…
我们在《从API开始理解QNX》一文里解释过一个read()函数是怎样发送数据的了。再看一下：
ssize_t read(int fd, void *buff, size_t nbytes) {
io_read_t msg;
msg.i.type = _IO_READ;
msg.i.combine_len = sizeof msg.i;
msg.i.nbytes = nbytes;
msg.i.xtype = _IO_XTYPE_NONE;
msg.i.zero = 0;
return MsgSend(fd, &msg.i, sizeof msg.i, buff, nbytes);
}所以，对照 iomsg.h 里的数据结构，你不难想像libc里那些POSIX标准文件函数是怎样构造出来的吧， write() / stat() / lseek() / …
所有QNX上的程序都调用这些 libc 里的函数，而在函数里，它们都转化成一个个消息，通过fd，发送到相关的资源服务器去了。
普通的 QNX 上的开发者，只是调用了这些 read()/write()/stat()函数，然后得到结果，并不关心里面是怎么实现的。这也是为什么好多基本的Unix上的程序，都可以轻松在QNX上重新编译的原因。
在资源服务器端，根据iomsg里的type，就能判断出这是一个什么样的请求，然后调用 iofunc 里相应的处理程序处理就好了。
也许你已经想到下一步这个问题了，每写一个资源管理器，都需要准备三十几个回调函数，这也太复杂了。而且，很多时候，资源管理器只是通过路径名提供一个服务，并不需要提供所有的POSIX标准处理。比如 /dev/random 是提供随机数的一个服务，应该没有必要 lseek() 它吧。那么，从资源管理器的角度，可不可以不提供 IO_SEEK 回调函数码？
答案当然是肯定的，这就会介绍到 resmgr 层了。
resmgr层
如果 iofunc 层提供了各种回调函数的话，resmgr层就是那个“循环按收信息并调用iofunc”的那一层。几个重要的函数差不多就是这样。
resmgr_attach(….)
ctp = resmgr_context_alloc()
for (;;) {
ctp = resmgr_block(ctp);
resmgr_handler(ctp)
}resmgr层和iofunc层给合，就可以搭建一个资源管理器。让我们用一个简单的例子来看一下。
我们这次打算写一个 "/dev/now" 的资源管理器，当有人读它时，它会把当前的时间用字符串返回。让我们看一下代码：
/* 建一个 dispatcher，这个可以想像就是一个接收数据的频道 */
dispatch = dispatch_create();
/* 资源管理器本身的一些参数，下面这个就是指定了资源管理器最多一次可以处理10个 iov_t */
memset( &res_attr, 0, sizeof( res_attr ) );
res_attr.nparts_max = 10;
res_attr.msg_max_size = 0;
/* io_attr 其实可以想像成一个文件相关的参数，比如读写权限等等 */
iofunc_attr_init(&io_attr, 0666 | S_IFCHR, 0, 0);
/* 初始化iofunc层回调 */
iofunc_func_init( _RESMGR_CONNECT_NFUNCS, &connect_funcs,
_RESMGR_IO_NFUNCS, &io_funcs );
/* 建立起资源管理层，同时注册路径 */
rmgid = resmgr_attach(dispatch, &res_attr, "/dev/now", _FTYPE_ANY, 0, &connect_funcs,
&io_funcs,&io_attr);
/* 准备一个资源管理层的 context 以备使用 */
ctp = resmgr_context_alloc(dispatch);
while (1)
{
/* resmgr_block() 相当于做了一个 MsgReceive() */
ctp = resmgr_block(ctp);
/* 根据收到的信息，调用相应的回调程序 */
resmgr_handler(ctp);
}如果你把上述几行代码，放在一个 main() 里编译执行的话，你就会发现系统里多了一个 /dev/now 的文件。
$ ls -la /dev/now
crw-rw-rw- 1 root root 0, 1 Jun 01 01:46 /dev/now
这个服务，因为我们根本还没有写iofunc的回调函数，当然什么服务也不会提供。
但是，等一下？如果一个回调函数都没写，ls -la 是怎么成功的？"ls -la /dev/now" 基本上做的就是：
fd = open("/dev/now", O_RDONLY);
stat(fd, &mystat);
close (fd)
printf()也就是说，resmgr至少已经帮我们实现了 io_open(), io_stat(), io_close() 这几个回调函数。对吧。而 "crw-rw-rw-" 其实就是因为我们初始化 io_attr 时给出的参数（0666）。
让我们加一个回调函数，来实现 /dev/now 的功能。
static int now_read(resmgr_context_t *ctp, io_read_t *msg, RESMGR_OCB_T *ocb)
{
iofunc_ocb_t *o = (iofunc_ocb_t *)ocb;
char nowstr[128];
time_t t;
int n;
/* 取当前时间，写入字符串 */
t = time(NULL);
n = strftime(nowstr, 128, "%Y-%m-%d %H:%M:%S\n", localtime(&t));
/* 把字符串返回给客户端 */
MsgReply(ctp->rcvid, n, nowstr, n);
/* 告诉 resmgr 层，我们已经做过Reply了，不要再reply客户端了 */
return _RESMGR_NOREPLY;
}然后在resmgr初始化的时候，把这个回调函数加上：
iofunc_attr_init(&io_attr, 0666 | S_IFCHR, 0, 0);
iofunc_func_init( _RESMGR_CONNECT_NFUNCS, &connect_funcs,
_RESMGR_IO_NFUNCS, &io_funcs );
io_funcs.read = now_read;现在，再执行devnow程序启动 /dev/now 服务。
$ cat /dev/now
2008-09-12 10:23:06
2008-09-12 10:23:06
2008-09-12 10:23:06
2008-09-12 10:23:06
2008-09-12 10:23:06
2008-09-12 10:23:06
…
虽然我们正确得到了时间显示，但是为什么会持续不断地显示下去？这是因为 cat 的工作原理就是循环 read() 直到读到文件结尾。所以我们要怎么样跟用户程序说＂已经读到文件结尾了＂？其实就是read()函数返回个长度0。也就是说我们的io_read()回调函数里，需要区分第一次read（返回时间字符串）和第二次read() （返回长度0）。我们可以通过记录文件读取的 offset 来区分。第一次读时，offset还是0，但接下来再读的话，offset就不是0了。
看下面修改的代码。
static int now_read(resmgr_context_t *ctp, io_read_t *msg, RESMGR_OCB_T *ocb)
{
iofunc_ocb_t *o = (iofunc_ocb_t *)ocb;
char nowstr[128];
time_t t;
int n;
/* 判断是不是文件 open 后第一次 read()，不是的话，回复0，这样客户端的 read()就会返回0，
* 以示读到了文件尾
*/
if (o->offset != 0) {
return 0;
}
/* 取当前时间，写入字符串 */
t = time(NULL);
n = strftime(nowstr, 128, "%Y-%m-%d %H:%M:%S\n", localtime(&t));
o->offset += n;
/* 把字符串返回给客户端 */
MsgReply(ctp->rcvid, n, nowstr, n);
/* 告诉 resmgr 层，我们已经做过Reply了，不要再reply客户端了 */
return _RESMGR_NOREPLY;
}现在，再 cat 的话：
$ cat /dev/now
2008-09-12 10:25:28
$
devnow的完整代码在这里。
devnow/xtang2010/articles/tree/master/QNX_Resource_Manager/devnow
iofunc_default_ 回调函数
如果资源管理器，并不需要呈现标准的POSIX文件属性，那么如上面的例子，事情还比较简单。但如果资源管理器需要支持完整的POSIX文件，事情就比较复杂了。
POSIX对于文件处理，有一些比较重要的内在联系。比如在 io_open() 回调中，不光要检查客户端有没有正确的读写权限，也要记住打开文件的模式，并反应在将来的回调中（显然一个O_RDONLY打开文件的客户端是不能io_write()的）；文件管理器还得不断追踪读写的位置，以保证将来的lseek() / tell() 调用能返回正确的值；另外每一次read() / write() 都需要更新 stat 结构里的 st_mtime; st_atime等等…
为了帮助用户正确处理POSIX文件，QNX在iofunc层还提供了 iofunc_default_* 函数：
iofunc_open_default()
iofunc_chmod_default()
iofunc_devctl_default()
…
还是资源管理器的例子，我们加几行代码，注册一个 /posix_file 的文件：
dispatch = dispatch_create();
memset( &res_attr, 0, sizeof( res_attr ) );
res_attr.nparts_max = 10;
res_attr.msg_max_size = 0;
iofunc_attr_init(&io_attr, 0666 | S_IFCHR, 0, 0);
iofunc_func_init( _RESMGR_CONNECT_NFUNCS, &connect_funcs, _RESMGR_IO_NFUNCS, &io_funcs );
connect_funcs.open = iofunc_open_default;
io_funcs.read = iofunc_read_default;
io_funcs.write = iofunc_write_default;
io_funcs.chmod = iofunc_chmod_default;
io_funcs.chown = iofunc_chown_default;
io_funcs.stat = iofunc_stat_default;
io_funcs.close_ocb = iofunc_close_ocb_default;
rmgid = resmgr_attach(dispatch, &res_attr, "/posix_file", _FTYPE_ANY, 0, &connect_funcs,
&io_funcs, &io_attr);
ctp = resmgr_context_alloc(dispatch);
while (1)
{
ctp = resmgr_block(ctp);
resmgr_handler(ctp);
}具体代码在这里。
xtang2010/articles/xtang2010/articles/tree/master/QNX_Resource_Manager/posix_file编辑
这个资源管理器我们可以做一些操作：
# ls -lc /posix_file
crw-rw-rw- 1 root root 0, 1 Jun 05 08:34 /posix_file
可以看到文件的owner是root，mode是666，文件的update time 是08:34
# chown xtang /posix_file
# chmod 777 /posix_file
# echo "hello" >/posix_file
# ls -lc /posix_file
crwxrwxrwx 1 xtang root 0, 1 Jun 05 08:35 /posix_file
可以看到，文件的mode, owner, update time 都正确地变化了。
这个示例代码，我们是直接挂接了 iofunc_ chmod_default, iofunc_chown_default等函数，虽然可以处理标准POSIX文件命令，但实际上没有什么功能。在实际情况下，一般都是挂自己的函数进行资源管理器的处理，然后调用iofunc_*_default函数来进行相关POSIX的处理。就是说:
iofuncs.write = my_write;
int my_write(resmgr_context_t *ctp, io_wriet_t msg, iofunc_ocb_t *ocb)
{
/* do special operation */
return iofunc_write_default(ctp, msg, ocb);
}现在，我们来试试用 iofunc + resmgr 来重写我们的 md5 服务器。按照需要，我们只要挂 io_write() 和 io_read() 两个回调函数。客户端 write()时，不断把“写进来”的数据输入 MD5_Update()，一直到客户端 read()，把到目前为止的 digest 算出来，返回给用户。
这里涉及到一个问题。MD5记算，是有一个 MD5_Context_t的数据结构的，用 MD5_Init() 初始化后，对于数据，需要不断用 MD5_Update() 去计算；最后read() 时，你会得到用 MD5_Final返回的digest.
问题来了，这些 io_read()/io_write() 函数是回调函数，怎么保证陆续进来的几个write()和read()处理中，这个Context结构是贯穿始终的？
答案是扩展OCB 。
扩展OCB
OCB 是 Open Context Block. 当文件被 Open 时，一个 ocb 会准备好。这个ocb等于是绑定了fd，只要文件没有CLOSE，在同一fd上的任何iofunc回调，都会回传这个ocb。如果同时有几个 fd 被 open了以后，每一个fd，都有一个独自的ocb。显然，如果我们的 md5_context_t可以嵌入在ocb里的话，我们就会每个 fd 都有一个MD5_context_t 了。具体怎么做呢？
首先定义一个扩展的ocb结构，如下。
/* extend iofunc_ocb_t */
typedef struct {
iofunc_ocb_t ocb;
int total_len;
MD5_CTX md5_ctx;
} md5mgr_ocb_t;请注意，结构里第一个元素一定是 iofunc_ocb_t，这样保证我们的扩展结构，可以直接当作iofunc_ocb_t 操作。如果需要，我们依然可以调用iofunc_*_default函数来做POSIX相关的默认处理。这个结构后面的 "total_len"和“md5_ctx" 就是扩展的部份了。
接下来，这个扩展的结构，要怎样分配内存呢？有两种办法，一种是替换iofunc层的 ocb_calloc() 回调函数。
iofunc_funcs_t ocb_funcs = {
_IOFUNC_NFUNCS,
md5mgr_ocb_calloc,
md5mgr_ocb_free
};
iofunc_mount_t mountpoint = { 0, 0, 0, 0, &ocb_funcs };
iofunc_attr_init(&io_attr, 0666 | S_IFCHR, 0, 0);
io_attr.mount = &mountpoint;另一种更直接的办法，就是自己准备一个io_open()的回调，当客户端open()时，就会进入我们的回调，在回调里，可以自己 malloc()自己的结构，然后用 resmgr_bind()把这结构当作ocb跟fd绑定。这样，接下来的所有 io 回调中，都会有这个ocb结构传进来。
这个新md5服务完整代码在这里。
dispatch层
虽然大多数情况下，用iofunc层+resmgr层已经可以构建一个完整的资源管理器了，但是有时候资源管理器需要同时处理别的消息，这时就需要 dispatch 层了。dispatch可以处理其他形态的信息，除了可以用 resmgr_attch() 来挂接resmgr 和 iofunc以外，还可以做这些 (sys/dispatch.h)：
message_attach()
int message_attach(dispatch_t *dpp, message_attr_t *attr, int low, int high,
int (*func)(message_context_t *ctp, int code, unsigned flags, void *handle),
void *handle);
有时候资源管理器在使用标准的 iomsg 以外，还想要定义自己的消息类型，那就会用到这个message_attach(). 这个函数意思是说，如果收到一个消息，它的消息类型在 low 和 high 之间的话，那就回调 func 来处理。
当然，要保证 low/high 不会与 iomsg 重叠，不然就会有歧义。在 iomsg.h 里已经定义了所有的 iomsg 在 _IO_BASE 和 _IO_MAX 之间，所以只要保证 low > _IO_MAX 就可以了。
pulse_attach()
int pulse_attach(dispatch_t *dpp, int flags, int code,
int (*func)(message_context_t *ctp, int code, unsigned flags, void *handle),
void *handle);
有许多管理硬件资源的管理器（驱动程序），除了提供iomsg消息，来对应客户端的io请求以外，也会很常见需要接收“脉冲”来处理中断 (InterruptAttachEvent)。这时，用 pulse_attach() 就可以把指定的脉冲号(code)，绑定到回调函数 func 上。
select_attach()
int select_attach(void *dpp, select_attr_t *attr, int fd, unsigned flags,
int (*func)(select_context_t *ctp, int fd, unsigned flags, void *handle),
void *handle);
很多资源管理器，在处理客户端请求时，还需要向别的资源管理器发送一些请求。而很多时候这些请求可能不能立即返回结果，通常情况下，可以用 select() 来处理，但第一我们无法使用会阻塞的select()，因为我们是一个资源管理器的服务函数，如果被阻塞无法返回，就意味着我们无法处理客户端请求了；第二我们也无法用 select() 轮询，因为我们一旦返回，就会进入 等待客户端消息的阻塞状态，没有新消息来时，不会退出阻塞状态，也就没有机会再去轮询 select()了。
当然，你可以自设一个时钟，每隔一定时间就给自己发一个脉冲，等于自己把自己叫醒，然后再轮询 select()。做是做得到，但这样就无端增加了许多系统开销。
select_attach() 就是为了这个目的设的，针对一个特定的 fd, 这里的 unsigned flags，决定了你想要 select() 的事件（Read? Write? Except?)。这意思是说，如果对于 fd, 我选择的 flags 事件发生了的话，调用func回调函数。
在使用 dispatch时，进行特殊的 *_attach() 挂接以后，只要把resmgr层的几个函数替换成dispath层的几个函数 就可以了，比如这样：
ctp = dispatch_context_alloc(dispatch);
while (1)
{
ctp = dispatch_block(ctp);
dispatch_handler(ctp);
}dispath_block() 相当于阻塞并等待，而 dispatch_handle() 则根据不同的挂接，调用不同的回调函数进行处理。
另一个比较常用的dispatch函数是dispatch_create_channel()。有时候，你希望自己用 ChannelCreate()创建频道，而不是让dispatch_create()自动为你创建频道，就可以用这个函数。之所以需要自己创建频道，是因为有时候希望在频道上设一些特殊的标志（ChannelCreate() 的 flags)。
thread pool 层
上面这些用 while (1) 来循环处理消息的资源管理器，明显都是“单线程”资源管理器，一共只有一个线程来处理客户端请求。
对于一些需要频繁处理客户请求的资源管理器，自然会想到用“多线程”资源管理器。基本就是用几个线程来执行上面的 while(1)循环。
线程池（Thread Pool）就是用来实现这个的。使用起来也比较简单，先配置 poot_attr，然后创建并启动线程池。
memset(&pool_attr, 0x00, sizeof pool_attr);
if(!(pool_attr.handle = dpp = dispatch_create())) {
perror("dispatch_create");
return EXIT_FAILURE;
}
pool_attr.context_alloc = dispatch_context_alloc;
pool_attr.block_func = dispatch_block;
pool_attr.handler_func = dispatch_handler;
pool_attr.context_free = dispatch_context_free;
pool_attr.lo_water = 2;
pool_attr.hi_water = 5;
pool_attr.increment = 2;
pool_attr.maximum = 10;
tpp = thread_pool_create( &pool_attr, POOL_FLAG_EXIT_SELF)
thread_pool_start( tpp );pool_attr前面几个回调函数都比较简单，后面的 lo_water, hi_water, increment, maximum简要说明一下。
maximum 是最多池里可以建多少线程，
hi_water是最多这些线程可以等待任务
lo_water是至少应该有多少线程需要在等待任务
increment则是一次递增的线程数。
拿上面的例子来说，这个线程池一旦启动，首先会创建5个线程，都在 dispatch_block()上等待接受任务。
当有一个请求来时，1号线程为其服务，假设这个服务线程在服务过程中，还需要向别的线程请求数据，一时回不来，那就还剩下4个线程等待任务。
如些再来两个请求，我们会变成3个线程在进行服务，2个线程等待任务的情形。
这时，当第4个请求来时，又一个线程去进行服务，这时只有1个线程在等待任务了，比lo_water少，所以线程池会自动再新建 2 个（increment) 线程，把他们放在等待任务队列中。所以这时我们有4个线程在服务，3个线程在等待。
如果服务线程无法回收，而新的请求又进来，导致等待线程数又低于lo_water的话，那么，线层池还会继续增加线程以保证有足够线程在等待服务，但是服务线程数与等待线程数的和，不会超过10（maximum).
假如在4个线程服务，3个线程等待的状态下，有2个服务线程结束了服务，它们会被还回线程池，线程池就会把这2个线程继续放入等待队列。也就是变有还有2个服务线程，5个等待线程的状态。
现在，如果又有1个线程结束服务，回归线程池了。如果把这个线程再放入等待队列，那就会有6 个线程等待服务，这个超过了 hi_water，所以线程池会结束这个线程。这样，我们就会有1个线程在服务，5个线程在等待的情形，线程总数下降到了6。
综上，使用线程池可以动态地灵活配置多线程资源管理器，这样，当大量服务同时拥来时，线程分分钟投入服务；当空闲线程较少时，线程池会预先再多开些线程，以备服务。然后，当线程服务结束后，线程池也会停掉一些多余的线程。
结语
大家可以看到资源管理器在QNX上的重要，几乎所有的服务都是通过资源管理器来实现的。而且用资源管理器的概念，可以很好地模块化系统。所以正确地理解资源管理器的概念，熟练运用QNX提供的资源管理器，是在QNX上进行开发的重要技能。当然，资源管理器也有其自身的弱点，通常一个管理器需要跟别的管理器协同工作，才能完成系统的功能；这时，犹其需要注意单线程的管理器不要有被阻塞不能提供服务的时候，多线程管理器虽然不担心阻塞，但是更需要当心线程间同步。
另外，系统设计上一个很重要的因素，还在于正确设计资源管理的细分化。分得太细，会造成一个任务需要穿过多个资源管理器才能实现，会严重损失性能。分得太粗，当然就失去了模块分割，很容易变成一个复杂系统而增加了调试和出错管理的难度。
