uClinux下中断驱动的I／O方式

1、uclinux下中断驱动的io方式在32位微处理器逐渐成为系统主流的同时，嵌入式应用也变得越来越复杂。许多嵌入式系统都不得不借助于专用的操作系统来支撑自己的应用。作为类unix操作系统，继承了的各种优秀的品质，成为首选的嵌入式系统的操作系统。为自己的设备在操作系统下添加驱动程序，是嵌入式设计必不行少的部分。针对不同的设备类型，挑选合适的驱动程序的模式，同样也是非常重要的。通常的设备驱动采纳挺直io的方式，如存储器、等；而对于象网络这样的数据流设备的驱动，则应当用到中断机制。本文以uclinux为背景，以一种数据流设备为目标，介绍中断驱动的io设备驱动的开发。1 应用背景1.1 硬件描述本文介绍

2、的驱动程序是应用在一种电信e1线路和以太网互联设备上的。它是旁路接收e1数据并将其发送到以太网的某一台服务器上，在服务器上对e1的话路和信令时隙分析。该设备中的处理器是采纳三星公司出品的网络型处理器s3c4510b。e1线路接口采纳dallas公司的专用el接口单元(liu)芯片ds2148，它完成波形收拾、时钟复原和hdb3解码。ds2148将收拾后的e1数据流送给一片公司的cyclone系列的(eplc3t144c8)，它将串行的e1数据流存入到fifo，再通过arm的32位外部将数据传送给arm。arm将数据打包通过以太网发送到服务器上。图l所示是本系统的硬件框图。本文主要介绍接在arm

3、的外部总线上的fpga，在uclinux下的驱动程序中断机制的设计。12硬件衔接s3c4510b处理器和fpga的衔接2所示。1.3 fpga内fifo的结构在fpga内部设置了两个fifo。为了防止arm和fpga操作的矛盾，arm和fpga对两个fifo操作采纳乒乓方式，这样arm和fpga就可以同时操作不同的fifo，而不需要等待。fifo的大小是4096位，能容纳一个e1复帧的数据量。当fpga将一个fifo填满后，会用中断的方式通知arm来读fifo，同时fpga会置内部的f1fo状态寄存器。fifo)状态寄存器命名为fpga_imf，是一个32位的寄存器，用其中某几位置“l”，表示

4、对应的fifo需要读取。2 软件设计中断驱动的io是指，输人数据在中断期间被填充到缓冲区内，并由读取该设备的进程取走缓冲区内的数据；输出缓冲区由写设备的进程填充，并在中断期间取走数据。数据缓冲可以将数据的发送和接收与write及read系统调用分别开来，提高系统的整体性能。下面是ucllnux下的中断程序的设计。2.1 uclinux下的中断程序在uclinux系统中，通过调用下面这个函数向系统申请一个中断通道(或中断哀求irq)，并在处理完以后释放掉它。mt reqliest_irq(unsigned int irq，void(*handler)(int，vold*，struct pt_re

5、gs*)，unsigned 10ng flags，const chat*device，vold*dev_id)；void free_irq(unstgned int lrq，void*dev_id)；其中，irq是中断号。在本系统中它对应于s3c4510b的21个中断源。这里用的是中断源o。handler指向要安装的中断处理函数的指针。flags是一个与中断管理有关的各种选项的字节掩码。device传递给request_irq的字符串，在procinterrupts中用于显示中断的拥有者。dev_id指针用于分享的中断信号线。函数的返回值为o时表示胜利，或者返回一个负的错误码。函数返回一ebu

6、jsy通知另一个设备驱动程序已经用法了要申请的中断信号线。下面是fpga的设备中断申请函数。这个函数是在驱动中的fpga_open函数中被调用的。int fpga_open(struct inode*inocle，stuct_file*file)int result;result=request_irq(fpga_irq，fpga_isr，sa_inter-rupt,fpga,null)；if(resuit!=o)printk(kern_info”can not register fpga isr!n”)；elseprintk(kern_infofpga isr register succes

7、sfully!n”)；在申请了中断通道后，系统会响应外部中断0，而进入中断处理程序。中断处理程序的第一步是要先清除s3c4510b的中断悬挂寄存器的外部中断o位。这是为了让fpga可以产生新的中断。在uclinux系统中是调用下面的宏来实现的。deflne clear_pend_int(n) intpend=(1(n)中断处理程序功能就是将有关中断接收的信息反馈给设备，并按照要服务的中断的不同含义相应地对数据举行读写。所以fpga的中断处理的主要任务是，读取fpga中fifo状态寄存器的值，猎取需要读取的fifo的信息并支配接收数据。在程序中用到了系统提供的inl函数。unmgned mt s

8、tatusstatus=inl(fpga_imf)；中断处理程序的执行应尽可能的短，而从fpga中接收数据，一次必需读完一个fifo及128字。这是一个需要较长时光的外部io操作，所以把这个操作放到中断处理的底半部(bottom-haif)来完成。下面介绍中断处理的底半部的设计。2.2 bh机制底半部处理程序和上半部最大的不同就在于，在执行bh时全部的中断都是打开的，所以说它是在“更平安”时光内运行。24版本的uclinux内核有三种机制来实现底半部的处理：软中断、tasklet和bh。在这里选用了较为容易的bh机制。bh机制事实上是一个任务队列，中断处理程序将要处理的任务插到特定的任务队列中

9、等待内核执行。内核维护着多个任务队列，但驱动程序只能用前三种：tq_scheduler队列。当调度器被运行时，该队列就会被处理。由于此时调度器在被调度出的进程的上下文中运行，所以该队列中的任务几乎可以做任何事。它们不会在中断时运行。tq_timer队列。该队列由定时器队列处理程序(timertick)运行，由于该处理程序是在中断时问运行的。该队列中的全部任务就也是在中断时光内运行的。tu_lmmediate队列。立刻队列在系统调用返回时或调度器运行时尽快得处处理的(不管两种状况谁先发生了)。该队列是在中断时光内得处处理的。队列元素由下面的结构来描述：structtq_structstructq

10、_struct*mext*激活的bh的链接表*unsigned 1ong sync；*必需初始化为零*void(*outine)(vold*)；*调用的函数*void*data; *传递给函数的参数*；上面的数据结构中最重要的字段是rotltine和data。将要延迟的任务插入队列，必需先设置好结构的这些字段，并把next和sync两个字段清零。结构中的sync标记位用于避开同一任务被插人多次，这会破坏next指针。一旦任务被排人队列，该数据结构就被认为是内核“拥有”了，不能再被修改。在fpga的驱动中，定义了一个任务队列元素用于完成底半部分：struct tq_struct el_task；

11、unsigned int el_line；el_line数组用来保存传递给任务的参数。在打开fpga时要对任务队列结构赋值：el_taskroutine=fpga_bh；e1 taskdata=e1_line：上面的fpga_bh是底半部分处理函数void fpga_bh(unsigned int*line)的函数名，el_line是传递给fpga_bh函数的实参。与任务队列有关的还有下面的函数：void queue_task(struct tq_struet*task，task_queue*list)；正如该函数的名字，本函数用于将任务排进队列中。它关闭了中断，避开了竞争，因此可以被模块中任

12、一函数调用。fpga的任务被插入到tq_immediate队列中，所以，list被赋值为tq_immediate。当某段代码需要调度运行下半部处理时，只要调用mark_bh即可：void mark_bh(int nr)；这里，nr是激活的bh的类型。这个数是在头文件中定义的一个符号常数。每个下半部bh相应的处理函数由拥有它的那个驱动程序提供。完成任务队列元素设置后，中断处理函数中就可以启用bh机制。在读得fpga_imf的值后将其赋给el_line，然后调用queue_task将任务插入到tq_immediate队列中，再调用mark_bh(immediate_bh)，启动底半部分处理。到此，

13、中断处理程序就可以退出了。2.3底半部分处理程序和缓冲区uclinux操作系统退出中断处理程序后，会立刻将tq_immediate队列中任务投入运行，其中也有fpga_bh函数。在进入fpga_bh同时，系统会将el_line的地址作为实参传递给形参line。也就是将fifo状态寄存器(fpga_imf)的值间接传给了底半部处理程序。底半部分程序中会检查这个值的每一位，据此打算需要读的fifo。从fifo中读上来的数据都是存放在内核的缓冲区中的。由于每一个fifo的容量是一个e1的复帧，所以内核的缓冲也是以e1复帧的大小为一个缓冲块。缓冲块用链表串连起来。缓冲单元的数据结构如下：struct

14、buf_structstruct list_head list； *链表头*unsigned int buf_size； *数据块的大小*unsigned int*bulhead； *缓冲块的指针*unsigned int*bul_curl*缓冲块当前指针*；buf_size解释了数据块的大小。这是一个以“字”为单位的数值。缓冲块在内核堆区开拓，buf_head指向实际的缓冲块的首地址，而buf_cur指向缓冲块中正在操作的单元。为了用法链表机制，驱动必需包含头文件。其中定义了list_head类型结构：struct list_headstruct list_head*next*prev;为了

15、拜访缓冲块链表,还要建立一个链表头,在驱动 中定义全局变量：?struct list_head read_list;链表头必需是一个自立的list_head结构。在用法之前，必需用init_list_head宏来初始化链表头：init_list_head(&readlist)； ilinux系统提供了链表的操作函数，在头文件中：list_add(struet list_head*new，struct list_head*head)；*在链表头后插入一个新项*list_add_tail(stuot list_head*new，struet list_head*head)； *在链表尾部添

16、加一个新项*list_del(struet_list_head*entry)； *将给定项从链表中删除*list_empty(struct list_head*head)*推断链表是否为空*list_entry(struct list_head。ptr，type_of_struet，field_ name)； *拜访包含链表头的结构*其中list_entry的作用是一个1ist_head结构指针映射回一个指向包含它的大结构的指针。ptr是指向structlist_head结构的指针，type_of_struct是包含ptr的结构类型，field_name是结构中链表字段的名字。如可以用这个宏将

17、指向数据缓冲块的链表指针(readl)映射为缓冲块结构指针(buf)：struet buf_strcut*buf=list_entry(real,struct buf_struct,list)；底半部分处理程序中，内核缓冲块是动态分配的。由于驱动程序是内核的一部分，所以在内核堆区开拓缓冲区就要用专用的函数，在头文件定义了如下函数：void*kmalloc(size t size，int flags);*在内核堆中分配size大小的空问*void kfree(void*obi/*释放kmalloc分配的空间*kmalloc函数的第1个参数是size(大小)，第2个参数是优先权。最常用的优先权是g

18、fp_kernel，它的意思是该内存分配是由运行在内核态的进程调用的。有时kmalloc是在进程上下文之外调用的，比如在中断处理、任务队列处理和内核定时器处理时发生。这些状况下，current进程就不应当进入睡眠状态，这时应当就用法优先权gfp_atomic。不要过于频繁地用kmalloc在内核堆中分配空间，由于在分配空间时可能有中断到来，这样是担心全的。在驱动中建立另一个链表用于回收用法过的缓冲块。在驱动中用free_1ist作为回收缓冲块的链表头：struct list_head free_list；这样就存在两个链表：一个是装载着数据的链表，一个是已经用法过的缓冲块的链表(称为自由链表)

19、。那么只要自由链表中还有表项，在需要缓冲块时就可以挺直从自由链表中取出一个用法，而不用kmalloc再去分配。2.4 堵塞型io和自旋锁的用法在驱动程序中，read的工作是将内核缓冲区中拷贝到用户空间。在举行这种操作时有两种状况是应当注重的：当read时发觉读链表是空，也就是还没有数据可读。这种状况下，可以让read立刻返回一eagain，告诉用户进程没有读到数据；另一个方法就是实现堵塞型io，在没有数据可读时让用户进程进入睡眠状态并等待数据。有几种处理和唤醒的办法，都要处理同一个基本的数据类型等待队列(walt_queue_head_t)，就是由正在等待某大事发生的进程组成的一个队列。用法之

20、前必需声明和初始化，在驱动程序中是如下声明的：wait_queue_head_t read_jqueue;init_waitqueue_head(read_queue)；可以调用如下函数之一让进程进入睡眠状态：void wait_evet(wait_queue_head_ queue，int condition);int wait_evem_interruptible(walt_queue_hean_t queue，int condition)；这两个函数把等待大事和测试大事是否发生合并起来。调用之后，进程会向来睡眠到c布尔表达式condition为真时为止。在驱动中的read函数中，推断读链

21、表为空，就调用它进入睡眠：while(1ist_efnpty(read_list)if(filp一f_flags o_nonblock)*假如设置成非堵塞io*returneagain;if(wait_evert_interruptible(read_queue，!list_empty(read_list) returnerestartsys；对应上面的函数，要唤醒进程可以调用下面的函数：wake_up(wait_queue_gead_t*queue)；wake_up_jnterruptlbk(wait_queue_head_t*queue)；驱动程序应当在数据到来后准时唤醒进程，也就是从fi

22、fo读取数据后，在退出底半部处理程序前执行：wake_up_mteriuptible(read_queue);要指出的是被唤醒并不保证等待的大事发生了，所以从睡眠态返回后，应当循环测试condition。当read操作正在拜访某一个链表时，底半程序也要拜访同一个链表。这样是比较危急的，应当避开。为了避开这种状况的发生，这里用法自旋锁。在read操作拜访链表前获得锁，拜访结束时解锁。底半部要拜访链表时先要检查自旋锁是否已上锁，假如有，则等待到锁可用。自旋锁用法类型spinlock_t来描述。自旋锁被声明和初始化为不加锁状态方式如下：spinlock_t1ist_10ck=spin_lock_unlocked；处理自旋锁的函数如下：spill_1ock_bh(spllalock-t*1ock)；spin_unloek_bh(splnlock_t*lock)；这里用法获得自旋锁并且阻挡底半部执行的函数，就可以彻低保证底半部程序不会在read操作拜访链表时来拜访链表。程序中如下实现：spln_lo