ARM的嵌入式Linux移植體驗之設備驅動(dòng)

　　·設備初始化、釋放；

　　·提供各類(lèi)設備服務(wù)；

　　·負責內核和設備之間的數據交換；

　　·檢測和處理設備工作過(guò)程中出現的錯誤。

　　Linux下的設備驅動(dòng)程序被組織為一組完成不同任務(wù)的函數的集合，通過(guò)這些函數使得Windows的設備操作猶如文件一般。在應用程序看來(lái)，硬件設備只是一個(gè)設備文件，應用程序可以象操作普通文件一樣對硬件設備進(jìn)行操作，如open ()、close ()、read ()、write () 等。

　　Linux主要將設備分為二類(lèi)：字符設備和塊設備。字符設備是指設備發(fā)送和接收數據以字符的形式進(jìn)行；而塊設備則以整個(gè)數據緩沖區的形式進(jìn)行。在對字符設備發(fā)出讀/寫(xiě)請求時(shí)，實(shí)際的硬件I/O一般就緊接著(zhù)發(fā)生了；而塊設備則不然，它利用一塊系統內存作緩沖區，當用戶(hù)進(jìn)程對設備請求能滿(mǎn)足用戶(hù)的要求，就返回請求的數據，如果不能，就調用請求函數來(lái)進(jìn)行實(shí)際的I/O操作。塊設備主要針對磁盤(pán)等慢速設備。

　　1.內存分配

　　由于Linux驅動(dòng)程序在內核中運行，因此在設備驅動(dòng)程序需要申請/釋放內存時(shí)，不能使用用戶(hù)級的malloc/free函數，而需由內核級的函數kmalloc/kfree () 來(lái)實(shí)現，kmalloc()函數的原型為：

　　void kmalloc (size_t size ,int priority);

　　參數size為申請分配內存的字節數，kmalloc最多只能開(kāi)辟128k的內存；參數priority說(shuō)明若kmalloc()不能馬上分配內存時(shí)用戶(hù)進(jìn)程要采用的動(dòng)作：

GFP_KERNEL 表示等待，即等kmalloc()函數將一些內存安排到交換區來(lái)滿(mǎn)足你的內存需要，GFP_ATOMIC 表示不等待，如不能立即分配到內存則返回0 值；函數的返回值指向已分配內存的起始地址，出錯時(shí)，返回0。

　　kmalloc ()分配的內存需用kfree()函數來(lái)釋放，kfree ()被定義為：

# define kfree (n) kfree_s( (n) ,0)

　　其中kfree_s () 函數原型為：

void kfree_s (void * ptr ,int size);

　　參數ptr為kmalloc()返回的已分配內存的指針，size是要釋放內存的字節數，若為0 時(shí)，由內核自動(dòng)確定內存的大小。

　　2.中斷

　　許多設備涉及到中斷操作，因此，在這樣的設備的驅動(dòng)程序中需要對硬件產(chǎn)生的中斷請求提供中斷服務(wù)程序。與注冊基本入口點(diǎn)一樣，驅動(dòng)程序也要請求內核將特定的中斷請求和中斷服務(wù)程序聯(lián)系在一起。在Linux中，用requeST_IRq()函數來(lái)實(shí)現請求：

int request_irq (unsigned int irq ,void( * handler) int ,unsigned lONg type ,char * name);

參數irq為要中斷請求號，參數handler為指向中斷服務(wù)程序的指針，參數type 用來(lái)確定是正常中斷還是快速中斷（正常中斷指中斷服務(wù)子程序返回后，內核可以執行調度程序來(lái)確定將運行哪一個(gè)進(jìn)程；而快速中斷是指中斷服務(wù)子程序返回后，立即執行被中斷程序，正常中斷type 取值為0 ，快速中斷type 取值為SA_INTERRUPT），參數nAME是設備驅動(dòng)程序的名稱(chēng)。

　　4.塊設備驅動(dòng)

　　塊設備驅動(dòng)程序的編寫(xiě)是一個(gè)浩繁的工程，其難度遠超過(guò)字符設備，上千行的代碼往往只能搞定一個(gè)簡(jiǎn)單的塊設備，而數十行代碼就可能搞定一個(gè)字符設備。因此，非得有相當的基本功才能完成此項工作。下面先給出一個(gè)實(shí)例，即mtdblock塊設備的驅動(dòng)。我們通過(guò)分析此實(shí)例中的代碼來(lái)說(shuō)明塊設備驅動(dòng)程序的寫(xiě)法（由于篇幅的關(guān)系，大量的代碼被省略，只保留了必要的主干）：

#include Linux/config.h>
#include Linux/devfs_fs_kernel.h>
staTIc void mtd_notify_add(struct mtd_info* mtd);
static void mtd_notify_remove(struct mtd_info* mtd);
static struct mtd_notifier notifier = {
　mtd_notify_add,
　mtd_notify_remove,
　NULL
};
static devfs_handle_t devfs_dir_handle = NULL;
static devfs_handle_t devfs_rw_handle[MAX_MTD_deviceS];

static struct mtdblk_dev {
　struct mtd_info *mtd; /* Locked */
　int count;
　struct semaphore cache_sem;
　unsigned char *cache_data;
　unsigned long cache_offset;
　unsigned int cache_size;
　enum { STATE_EMPTY, STATE_CLEAN, STATE_DIRTY } cache_state;
} *mtdblks[MAX_MTD_DEVICES];

static spinlock_t mtdblks_lock;
/* this lock is used just in kernels >= 2.5.x */
static spinlock_t mtdblock_lock;

static int mtd_sizes[MAX_MTD_DEVICES];
static int mtd_blksizes[MAX_MTD_DEVICES];

static void erase_callback(struct erase_info *done)
{
　wait_queue_head_t *wait_q = (wait_queue_head_t *)done->priv;
　wake_up(wait_q);
}

static int erase_write (struct mtd_info *mtd, unsigned long pos,
int len, const char *buf)
{
　struct erase_info erase;
　DECLARE_WAITQUEUE(wait, current);
　wait_queue_head_t wait_q;
　size_t retlen;
　int ret;

　/*
　* First, let's erase the flash block.
　*/

　init_waitqueue_head(wait_q);
　erase.mtd = mtd;
　erase.callback = erase_callback;
　erase.addr = pos;
　erase.len = len;
　erase.priv = (u_long)wait_q;

　set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
　add_wait_queue(wait_q, wait);

　ret = MTD_ERASE(mtd, erase);
　if (ret) {
　　set_current_state(TASK_RUNNING);
　　remove_wait_queue(wait_q, wait);
　　printk (KERN_WARNING "mtdblock: erase of region [0x%lx, 0x%x] " "on /"%s/" failed/n",
pos, len, mtd->name);
　　return ret;
　}

　schedule(); /* Wait for erase to finish. */
　remove_wait_queue(wait_q, wait);

　/*
　* Next, writhe data to flash.
　*/

　ret = MTD_WRITE (mtd, pos, len, retlen, buf);
　if (ret)
　　return ret;
　if (retlen != len)
　　return -EIO;
　return 0;
}