设备驱动开发详解总结

unix高级编程：第10章信号（在看设备驱动开发详解第9章的异步通知与异步i/o时重新阅读的）：

1、p268(页码为左上角) 图表示信号可以嵌套

2、signal() ->信号绑定

3、pr_mask() ->屏蔽位打印

4、sigsetjmp/siglongjmp 设置跳转点/具体的跳转指令

5、time()->获取系统时间，单位秒

6、sigemptyset（sigset_t) 清空屏蔽

7、sigaddset()添加屏蔽信号

8、sigprocmask() 设置屏蔽位 根据第一个参数有三种方式 或（SIG_BLOCK）、与、设置 有添加，减少等功能。

//取消阻塞时，未被阻塞的未决信号（之前被阻塞）会被传递给该进程

如果希望函数里面先pause()然后再接受以前被阻塞的信号则需要用sigsuspend()

该函数能够使：恢复屏蔽字再休眠在一个原子操作中进行。这样以前的位决的信号就不会丢失（在pause前触发信号，致使进程pause 里醒不来）。该函数运行结束后会自动恢复之前的屏蔽位（该行代码之前）

9、sigaction() 新的信号绑定函数，为向后兼容，改写signal()函数用sigaction实现，通过设置sigaction结构体（包括处理函数与相关选项），来实现信号处理函数中（添加其它或自己）的屏蔽位，信号处理函数后去除屏蔽位的功能。这导致了使用setjmp siglongjmp的跳转后屏蔽位不一致，所以改写为sigsetjmp/siglongjmp

10、sigpending()获取当前被屏蔽的信号中（如果产生该信号将被阻塞）、已经产生但未决的（或称现在阻塞的）的屏蔽字。

11、sigismember()判断屏蔽为里面是否包含某位。

linux:设备驱动第7章并发控制：

1、原子操作:atomic_set()/stomic_read/atomic_add,sub/stomic_inc/atomic_dec

2、基于上面才有了下面的自旋锁（属于忙等锁，相当于一个while判断的循环，把自己旋在一个测试的地方，会占用cpu，同时造成进程的忙等待，石龙轮询机制）：

spin_lock_init/()spin—_lock()/spin_unlock()

自旋锁可能被中断、衍生了

spin_lock_irq()/spin_unlock_irq()/spin_lock_irqsave()-屏蔽中断并保存中断/spin_unlock_irqrestore()开启中断，恢复之前的中断

屏蔽中断的自旋锁可能造成死锁。

3、读写时，读之间可并发，写之间不能并发，所以需要读写锁。（写时不能读，读时看系统实现，可能可以中断来写，可能要等读完后再写）

读锁：rwlock_init()/read_lock()/read_lock_irqsave()/read_lock_irq()/read_lock_bn()-pspin_lock_irq()屏蔽底部中断，不屏蔽顶部中断 解锁：加unlock

写锁：write_lock()/write_lock_irqsave/write_lock_irq()/write_lock_bh/write_trylock() 解锁：加unlock

4、顺序锁 write_seqlock()/write_tryseqlock()/write_seqlock_irqsave()/write_seqlock_irq()/write_seqlock_bh

读操作read_seqbegin()/read_seqbegin_irqsave()/read_seqretry()/read_seqretry_irqrestore

使用写方式：write_seqlock();...写相关代码;write_sequnlock()

读使用方式do{read_seqbegin()}while(read_seqretry())

//作用（读写锁的一次改进）：读执行单元不会被写单元堵塞，写单元不必等待杜执行单元完才进行写操作，通过重读来确保数据的完整性。

5、读-拷贝-更新（顺序锁的更高级版本）

读锁定与解锁：rcu_read_lock()/rcu_read_lock_bh()/rcu_read_unlock()/rcu_read_unlock_bh()/

读使用模式：rcu_read_lock()；....写代码相关；rcu_read_unlock()

写使用模式：list_add_rcu()/list_add_tail_rcu()/list_del_rcu()/list_replace_rcu()/list_for_each_safe_rcu()

/list_for_each_entry_rcu()/hlist_del_rcu()/hlist_for_each_rcu/hlist_for_each_entry_rcu()

其中的删除与替换函数（del,replace）后面要添加挂接回调call_rcu()阻塞写操作知道所有读操作完成。

6、信号量，semaphore与锁的区别是，获取不到信号量，进程不会原地打转（锁机制会忙等待，占用cpu），而是会进入休眠等待状态不占用CPU

初始化：sema_init() 获取：down()/down_trylock()/down_interruptible() 释放：up()

使用模板:sema_init(); down()；...临界区；up();

作用：可用于同步（确定先后执行顺序）；

7、同步量：completion //应用：比如电梯来了，可以一次有限个同时进入，相当于事件栅栏，详细与综合应用详见：example

初始化：init_completion() 等待完成量：wait_for_completion() 唤醒完成量：complete()-唤醒一个/complete_all()--唤醒全部

8、读写信号量： //相当于睡眠机制的读写锁

作用：允许N个读进程单元同时访问共享资源，最多只有一个写执行单元。

初始化：init_rwsem()

读：down_read()/down_read_trylock() 释放：up_read()

写：down_write()/down_write_trylock() 释放：up_write()

模板：

init_rwsem();down_read();...临界区；up_read();down_write();...临界区；up_write()

9、互斥体 mutex： //完全可以通过信号量实现，也是睡眠机制，实现对临界区的互斥访问。

初始化：mutex_init() 获取：mutex_lock()/mutex_lock_interruptible()/mutex_trylock() 释放：mutex_unlock()/

模板：

mutex_init();mutex_lock();...临界区；mutex_unlock();

调度器、软中断、工作队列、tasklet等的硬件基础及依赖关系：这个可以通过单片机的datasheet了解到相关硬件。

硬件基础：硬件定时器、中断控制器、晶振（提供系统时钟）等。

关于调度：

是通过一个守护进程来调度，包括tasklet,工作队列，等待队列，完成量等。

调度器 等待队列（等待队列及其衍生机制指（等待队列，完成量，工作队列）） 进程基于工作队列，信号量则是基于等待队列，互斥量直接使用锁

（1）工作队列->中断、时钟->定时器（软件）->闹钟、

->信号量

->sleep,阻塞等

工作队列里面调用schedule（）函数进行进程的切换。schedule+set_current_state(进程切换)

linux的工作队列初始化：kernel_init()->do_basic_setup()->init_workqueues() 主要是创建工作队列与工作者线程。通常使用下列两种方式来提交

工作项给工作者线程：schedule_work(&work) 一旦其所在的处理器工作者线程被唤醒，该work就会被执行。

schedule_delayed_work(&delay_work,delay) delay_work在指定时钟结拍后才会执行。

默认工作队列名字：keventd_wq 默认工作者线程：events/n （多处理器则有多个工作者线程events/0 events/1 等）

什么情况下要自己写工作队列：通常处理密集型和性能要求严格的任务时，因为默认工作者队列只有一个，而工作者线程在每个CPU上面都有 参考：http://www.linuxidc.com/Linux/2012-01/51726.htm

上面的定时器（软件）可以参考：http://blog.chinaunix.net/uid-24517893-id-120248.html

在linux中，软件定时器最终会依赖硬件定时器来实现。内核在时钟中断发生后检测各定时器是否到期，到期的定时器处理函数会作为软中断在底部执行。具体的中断底部、底部的驱动编写方式详见设备驱动开发详解相关章节

（2）软中断softirq(与一般说的不同)->信号->异步操作。

->中断

软中断的初始化：start_kernel()->_init_softirq_init()

然后软中断号TASKLET_SOFTIRQ的处理函数是tasklet_action 软中断号HI_SOFTIRQ的处理函数是tasklet_hi_action

软中断在以下情况下执行：进程切换、系统调用、进程被调度到低级别的队列去、硬件中断等等之后得到处理。

处理之前，与硬件中断一样先得到一个中断号，（软件中断信号由系统软件产生）。

软件信号产生(比如系统的时钟中断)：（1）将软中断信号处理函数连入tasklet_hi_vec或者tasklet_vec中，调用__cpu_raise_softirq产生软件信号。

（2）do_softirq->tasklet_hi_action->bh_task_vec_bh_action->bh_base，工作有bh_base指向的函数完成，

目前就init_bh(TIMER_BH,timer_bh),init_bh(TQUEUE_BH,tqueue_bh),init_bh(IMMEDIATE_BH,immediate_bh);

所以定时器的最终bottom half是timer_bh

软中断的触发：raise_softirq函数相当于信号里面的（线程、进程本身）产生信号操作。

软中断由谁来执行：函数do_softirq()负责执行数组softirq_vec［32］中设置的软中断服务函数。每个CPU都是通过执行这个函数来执行软中断服务的。

参考：http://blog.chinaunix.net/uid-145571-id-2798845.html 搜索：结合上述源码，我们可以看出软中断服务的执行过程如下：

（3）tasklet 这个是基于软中断，同样有tasklet_schedule（）这个函数，用于调度。

关于tasklet/软中断与工作队列选择：

推后执行的任务需要休眠/延迟指定的时间再触发/对延迟时间没有任何要求->工作队列 本质：使用一个内核线程处理，可以使用内核线程替换。运行在进程上下文，但不能访问用户空间，在系统调用时，内核会代表用户空间的进程执行，此时此时它才能访问用户空间，此时它才会映射用户空间的内存。

需要在一个tick之内处理，tasklet/软中断，其可以抢占普通进程与内核线程->tasklet/软中断

系统只有多个不同状态的进程队列，通过set_current_state（）、schedule（）插入与删除。上面说的队列是用户维护的队列，用于用户进行

队列非空。是否有进程在等待等的判断操作。add_wait_queue()/remove_wait_queue()显然只是指针的保存，具体进程现场由系统实现。

驱动开发详解第8章 ：

8.1阻塞与非阻塞io:

使用等待队列实现。

初始化，添加，移除：init_waitqueue_head()/add_wait_queue()/remove_wait_queue()/

事件等待：wait_event()/wait_event_interruptible()/wait_event_timeout()/wait_event_interruptible_timeout()

唤醒：wake_up()/wake_up_interruptible()

无事件等待：sleep_on()/interruptible_sleep_on()

8.2轮询：

select()/poll()用于判断是否可以对设备进行无阻塞的访问。两者一样。 最终都是调用驱动中的poll函数。poll函数则用于获取设备资源的

可获取状态。如果无法获得资源可以不再获得，也可以通过轮询的方式进行重复查询。

select(timeout),在等待timeout后如果没有文件描述准备好则返回。

描述符集合操作： FD_ZERO()/FD_SET()/FD_CLR()/FD_ISSET()

（驱动中的poll本身不会阻塞，系统调用中的poll，select则会阻塞的等待文件描述符至少一个可用或者超时）

驱动开发详解第9章：异步通知与异步io

中断是有硬件基础。

信号是在软件层上对中断机制的一种模拟（unix的时候叫做软中断），原理上，一个进程收到一个信号与处理器收到一个中断请求是一样的。使用硬件上面的中断，执行

相应的中断服务程序，检查进程是否有信号，有则处理，没有则不处理。也就是主动检查是否有消息。硬件上面的中断则是管脚或其它的接受

到数字信号，cpu执行相应的中断服务程序。 每个进程有一个信号队列。根据进程相应的屏蔽位进行相应的操作。系统还有一个发送信号队列

，用于待发送的信号的挂接。处理信号是具体的进程内部中断，获得本进程信号，处理本进程信号，结束。参考：

http://blog.chinaunix.net/uid-127037-id-2919544.html

9.1异步通知：

用户进程执行下列命令设置可以接收信号：

1、F_SETOWNIO控制命令设置设备文件的拥有者为本进程

2、F_SETFLIO控制命令设置设备文件支持FASYNC,即异步通知模式

3、通过signal()函数连接信号和信号处理函数。 具体的屏蔽等操作详见unix高级编程的第10章：信号

驱动必须支持一下内容：

1、支持F_SETOWN命令

2、支持F_SETFL命令的处理，该命令最终调用fasync（）函数，所以驱动必须实现该函数。调用fasync_helper（）函数实现标志改变

3、在设备资源可获得时，调用kill_fasync()函数激发相应的信号。

其中的可获得：

比如别人进行了读操作，那么在读操作后可以调用kill_fasync（POLL_IN）函数产生异步读信号。通知资源可以被读。

9.2异步I/O

GNU C中：aio_read()/aio_write()/aio_error()/aio_return()/aio_sspend()/aio_cancel()/lio_listio() 函数执行不会停在这个地方。可以通过轮询判断是否执行完成。

可以使用信号作为aio的异步通知。 也就是说有异步操作完成时使用信号通知本进程，然后执行信号处理函数。使异步io可以通过睡眠，唤醒进程实现，也可以使用上面的轮询。

异步io的实现方式：

使用信号：示例代码p188

使用回调函数（callback）：示例代码：p189

9.4aio与设备驱动：内核中的每个io请求用kiocb表示。

其中的信号通过 softirq实现

其中的回调函数天则通过工作队列实现

以上三章内容的实现基于第10章的中断、时钟：下次有空再总结一下

百度云网盘：linux-时钟-工作队列/linux工作队列_定时器总结.doc

硬中断、软中断、信号、进程状态转化、CPU模式等的一些补充：

1、操作系统的硬件基础：

http://wenku.baidu.com/link?url=fE-hLM-83DdwHgrzGAIlvqJYsJnBQkA3lURyxDdQeEYhZptGZhCP11yAa5spEvxQ7isNUhhWjtJiWrlRxVlRuNQepCWal5DQ0exjguZzoru

2、cpu不同模式（正常模式、管理模式）的转换：

user模式->kernel模式 方法：中断

kernel模式->user模式 方法：设置PSW

3、中断：cpu暂停正在执行的程序，保留现场后转区执行相应

事件的处理程序，处理完成后返回断点继续执行被中断的程序。

中断目的：与外设并行工作问题，实时控制

特点：随机，可恢复，自动处理

4、中断与异常的关系：

|` 中断（外中断）：1、i/o中断 2、时钟中断

广义中断：|

|_ 例外、异常（内中断）：1、系统调用、缺页异常、断点指令、其它程序性异常（算术溢出）

区别：与正执行指令无关，可以屏蔽，与正执行指令有关，不可屏蔽

5、中断系统组成：1、硬件中断装置、2、软件中断处理程序

5.1硬件中断装置-机制部分：

负责捕获中断源发出的中断请求，以一定的方式相应中断源，然后将控制器的控制权交给特定的中断处理程序。

5.2软件中断处理程序-策略部分：

负责辨别中断类型并作出相应的操作。（一般可以设定系统的中断间隔，越小，实时性越高，因为）

6、硬终端与软中断的例子：

硬中断：键盘按下、时钟（硬件基础：定时器）、等都会产生一个硬件中断输出信号给中断控制器。

unix时软中断（另称信号）：比如kill进程命令，解释如下详见：http://blog.chinaunix.net/uid-609765-id-2087511.html、 /article/4889013.html

7、软中断（信号）的发送与处理时机

发送信号：发送进程把信号送到指定进程的信号域的某一位上。依靠系统调用来设置进程的信号域

对信号的处理时机：进程检查是否收到信号的时机是：一个进程在即将从内核态返回到用户态时； 或者，在一个进程要进入或离开一个适当的低调度优先级睡眠状态时。

注意：操作系统给的周期性（linux为时间片） 调度以及操作系统的优先级调度。所以进程的切换非常的快速。零点几毫秒就进行了多次进程上下文切换。当然也可以使用sleep小段时间来进行信号处理。或者执行pause()。或者执行了系统调用printf也是系统调用。（离开或者进入低优先级队列睡眠（不知道为什么是睡眠）时）

进程状态转换：http://ibicdi.blog.163.com/blog/static/19449410820124276286388/