uClinux下中断驱动的I/O方式是什么

　　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;
　　resul_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***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***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（intnr）；
　　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*／？ nbsp; 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）：？
　　struetbuf_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。
　　
　　结语
　　连续数据流设备在uClinux下的驱动，通常会用到中断机制。本文讨论的中断驱动的I／O式为这种应用提供了一种实用的方法。文中所涉及的链表、阻塞型I／O、自旋锁等技术在驱动程序的开发中也经常得到使用。