uClinux下中断驱动的I／O方式

发布时间：2010-11-15 12:16 发布者：eetech

关键词： uclinux , 驱动 , 中断

在32位微处理器逐渐成为嵌入式系统主流的同时，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。uClinux作为类Unix操作系统，继承了Linux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，是嵌入式设计必不可少的部分。针对不同的设备类型，选择合适的驱动程序的模式，同样也是十分重要的。通常的设备驱动采用直接I／O的方式，如存储器、看门狗等；而对于象网络这样的数据流设备的驱动，则应该用到中断机制。

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I／O设备驱动的开发。

1 应用背景

1.1 硬件描述

本文介绍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用三星公司出品的网络型ARM处理器S3C4510B。E1线路接口采用Dallas半导体公司的专用El接口单元(LIU)芯片DS2148，它完成波形整理、时钟恢复和HDB3解码。DS2148将整理后的E1数据流送给一片Altera公司的Cyclone系列的FPGA(EPlC3T144C8)，它将串行的E1数据流存入到FIFO，再通过ARM的32位外部总线将数据传送给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的外部总线上的FPGA，在uClinux下的驱动程序中断机制的设计。

1．2硬件连接

S3C4510B处理器和FPGA的连接电路如图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操作的冲突，ARM和FPGA对两个FIFO操作采用乒乓方式，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”，表示对应的FIFO需要读取。

2 软件设计

中断驱动的I／O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系统调用分离开来，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(或中断请求IRQ)，并在处理完以后释放掉它。

mt reqLIest_irq(unsigned int irq，void(*handler)(int，vold*，
struct pt_regs*)，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／proc／interrupts中用于显示中断的拥有者。dev_id指针用于共享的中断信号线。函数的返回值为O时表示成功，或者返回一个负的错误码。函数返回一EBUJSY通知另一个设备驱动程序已经使用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，δfpga_isr，SA_INTER-RUPT,″fpga″,NULL)；
if(resuIt!=O){
printk(KERN_INFO”Can not register FPGA ISR!＼n”)；}else{
printk(KERN_INFO″FPGA ISR Register successfully!＼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，并根据要服务的中断的不同含义相应地对数据进行读写。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，获取需要读取的FIFO的信息并安排接收数据。在程序中用到了系统提供的inl函数。

unmgned mt status
status=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，一次必须读完一个FIFO及128字。这是一个需要较长时间的外部I／O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时所有的中断都是打开的，所以说它是在“更安全”时间内运行。2．4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。在这里选用了较为简单的BH机制。

BH机制实际上是一个任务队列，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：

①tq_scheduler队列。当调度器被运行时，该队列就会被处理。因为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。
②tq_timer队列。该队列由定时器队列处理程序(timertick)运行，因为该处理程序是在中断时问运行的。该队列中的所有任务就也是在中断时间内运行的。
③tu_lmmediate队列。立即队列在系统调用返回时或调度器运行时尽快得到处理的(不管两种情况谁先发生了)。该队列是在中断时间内得到处理的。

队列元素由下面的结构来描述：
structtq_struct
structq_struct*mext／*激活的BH的链接表*／
unsigned 1ong sync；／*必须初始化为零*／
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，必须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标志位用于避免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；
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_task．routine=fpga_bh；
e1 task．data=＆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，避免了竞争，因此可以被模块中任一函数调用。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，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，会立即将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，据此决定需要读的FIFO。

从FIFO中读上来的数据都是存放在内核的缓冲区中的。因为每一个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 buf_struct{
struct 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说明了数据块的大小。这是一个以“字”为单位的数值。缓冲块在内核堆区开辟，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。为了使用链表机制，驱动必须包含头文件。其中定义了list_head类型结构：

struct list_head{
struct list_head*next．*prev;

为了访问缓冲块链表,还要建立一个链表头,在驱动中定义全局变量：?
struct list_head read_list;

链表头必须是一个独立的list_head结构。在使用之前，必须用INIT_LIST_HEAD宏来初始化链表头：

INIT_LIST_HEAD(&readlist)； I
Linux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)／*判断链表是否为空*／
list_entry(struct list_head。ptr，type_of_struet，field_ name)；／*访问包含链表头的结构*／

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。因为驱动程序是内核的一部分，所以在内核堆区开辟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GFP_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。这些情况下，current进程就不应该进入睡眠状态，这时应该就使用优先权GFP_ATOMIC。

不要过于频繁地用kmalloc在内核堆中分配空间，因为在分配空间时可能有中断到来，这样是不安全的。在驱动中建立另一个链表用于回收使用过的缓冲块。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，一个是已经使用过的缓冲块的链表(称为自由链表)。那么只要自由链表中还有表项，在需要缓冲块时就可以直接从自由链表中取出一个使用，而不用kmalloc再去分配。

2.4 阻塞型I／O和自旋锁的使用

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。在进行这种操作时有两种情况是应该注意的：

①当read时发现读链表是空，也就是还没有数据可读。

这种情况下，可以让read立即返回一EAGAIN，告知用户进程没有读到数据；另一个办法就是实现阻塞型I／O，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方法，都要处理同一个基本的数据类型——等待队列(walt_queue_head_t)，就是由正在等待某事件发生的进程组成的一个队列。使用之前必须声明和初始化，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)；

这两个函数把等待事件和测试事件是否发生合并起来。调用之后，进程会一直睡眠到C布尔表达式condition为真时为止。在驱动中的read函数中，判断读链表为空，就调用它进入睡眠：
while(1ist_efnpty(＆read_list)){
If(filp一＞f_flags δO_NoNBLOCK)／*如果设置成非阻塞I／o*／
return—EAGAIN;
if(wait_evert_interruptible(read_queue，!list_empty(δread_list))) return—ERESTARTSYS；

}

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)；

驱动程序应该在数据到来后及时唤醒进程，也就是从FIFO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事件发生了，所以从睡眠态返回后，应该循环测试condition。

②当read操作正在访问某一个链表时，底半程序也要访问同一个链表。这样是比较危险的，应该避免。

为了避免这种情况的发生，这里使用自旋锁。在read操作访问链表前获得锁，访问结束时解锁。底半部要访问链表时先要检查自旋锁是否已上锁，如果有，则等待到锁可用。

自旋锁使用类型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)；

这里使用获得自旋锁并且阻止底半部执行的函数，就可以完全保证底半部程序不会在read操作访问链表时来访问链表。程序中如下实现：
spln_lock_bh(＆list_lock)；
list_del(readl)；／*将使用后的缓冲块从读链表中删除*／
list_add_tail(readI，＆free_list)；／*将使用后的缓冲块插入自由链表中*／
spin_unlock_bh(＆list_lock)；

2.5中断驱动的I／O

至此，可以完整地描述ARM与FPGA之间数据流动的过程：当FPGA的一个FIFO满后，向ARM发出中断，ARM进入中断处理程序后，读取FPGA中的FlFO状态寄存器(fpga_imf)的值，然后把一个任务插到立即队列(tq_imrnediate)中，启动底半部分(BH)，同时将FIFO)状态寄存器的值传递给底半部分处理程序(fpga_bh)，完成这些工作后退出中断处理程序。进入底半部分处理程序后，根据FIFO状态寄存器的值确定要处理的F1F0。从FIFO中将数据读出存人到内核缓冲块中，这个缓冲块可能是从自由队列(free_list)中取出来的一个。如果自由队列中是空的，就新分配一个缓冲块。接下来将填好的缓冲块加到读队列(read-list)中，并唤醒睡眠的进程，这样底半部分的工作也完成了。当用户进程对FPGA设备进行读操作时，驱动中的read函数检查读链表。如果读链表为空，则进入睡眠并等待数据到来。有数据后将从读队列中取出的缓冲块的数据拷贝到用户空间，然后将使用过的缓冲块插到自由队列中，等待以后再次使用。内核缓冲区的操作过程如图3所示。图3上半部分是在底半部分程序中，下半部分是在read函数中。