深入浅出Linux 设备驱动编程

目录
1.引言.....................................................................................................................1
2.Linux 内核模块...................................................................................................2
3.字符设备驱动程序.............................................................................................4
4.设备驱动中的并发控制...................................................................................10
5.设备的阻塞与非阻塞操作...............................................................................16
6.设备驱动中的异步通知...................................................................................25
7.设备驱动中的中断处理...................................................................................26
8.定时器...............................................................................................................30
9.内存与I/O 操作................................................................................................32
10.结构化设备驱动程序.....................................................................................39
11.复杂设备驱动.................................................................................................40
12.总结.................................................................................................................52
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深入浅出Linux 设备驱动编程
宋宝华 21cnbao@21cn.com
1.引言
目前，Linux 软件工程师大致可分为两个层次：
（1）Linux 应用软件工程师（Application Software Engineer）：主要利用C 库函数和Linux
API 进行应用软件的编写；
（2）Linux 固件工程师（Firmware Engineer）：主要进行Bootloader、Linux 的移植及
Linux 设备驱动程序的设计。
一般而言，固件工程师的要求要高于应用软件工程师的层次，而其中的Linux 设备驱动
编程又是Linux 程序设计中比较复杂的部分，究其原因，主要包括如下几个方面：
（1）设备驱动属于Linux 内核的部分，编写Linux 设备驱动需要有一定的Linux 操作
系统内核基础；
（2）编写Linux 设备驱动需要对硬件的原理有相当的了解，大多数情况下我们是针对
一个特定的嵌入式硬件平台编写驱动的；
（3）Linux 设备驱动中广泛涉及到多进程并发的同步、互斥等控制，容易出现bug；
（4）由于属于内核的一部分，Linux 设备驱动的调试也相当复杂。
目前，市面上的Linux 设备驱动程序参考书籍非常稀缺，少有的经典是由Linux 社区的
三位领导者Jonathan Corbet、Alessandro Rubini、Greg Kroah-Hartman 编写的《Linux Device
Drivers》（目前该书已经出版到第3 版，中文译本由中国电力出版社出版）。该书将Linux 设
备驱动编写技术进行了较系统的展现，但是该书所列举实例的背景过于复杂，使得读者需要
将过多的精力投放于对例子背景的理解上，很难完全集中精力于Linux 驱动程序本身。往往
需要将此书翻来覆去地研读许多遍，才能有较深的体会。
（《Linux Device Drivers》中英文版封面）
本文将仍然秉承《Linux Device Drivers》一书以实例为主的风格，但是实例的背景将非
常简单，以求使读者能将集中精力于Linux 设备驱动本身，理解Linux 内核模块、Linux 设
备驱动的结构、Linux 设备驱动中的并发控制等内容。另外，与《Linux Device Drivers》所
不同的是，针对设备驱动的实例，本文还给出了用户态的程序来访问该设备，展现设备驱动
的运行情况及用户态和内核态的交互。相信阅读完本文将为您领悟《Linux Device Drivers》
一书中的内容打下很好的基础。
本文中的例程除引用的以外皆由笔者亲自调试通过，主要基于的内核版本为Linux 2.4，
例子要在其他内核上运行只需要做少量的修改。
构建本文例程运行平台的一个较好方法是：在 Windows 平台上安装VMWare 虚拟机，
并在VMWare 虚拟机上安装Red Hat。注意安装的过程中应该选中“开发工具”和“内核开
发”二项（如果本文的例程要在特定的嵌入式系统中运行，还应安装相应的交叉编译器，并
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包含相应的Linux 源代码），如下图：
2.Linux 内核模块
Linux 设备驱动属于内核的一部分，Linux 内核的一个模块可以以两种方式被编译和加
载：
（1）直接编译进Linux 内核，随同Linux 启动时加载；
（2）编译成一个可加载和删除的模块，使用insmod 加载（modprobe 和insmod 命令类
似，但依赖于相关的配置文件），rmmod 删除。这种方式控制了内核的大小，而模块一旦被
插入内核，它就和内核其他部分一样。
下面我们给出一个内核模块的例子：
#include <linux/module.h> //所有模块都需要的头文件
#include <linux/init.h> // init&exit 相关宏
MODULE_LICENSE("GPL");
static int __init hello_init (void)
{
printk("Hello module init\n");
return 0;
}
static void __exit hello_exit (void)
{
printk("Hello module exit\n");
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}
module_init(hello_init);
module_exit(hello_exit);
分析上述程序，发现一个Linux 内核模块需包含模块初始化和模块卸载函数，前者在
insmod 的时候运行，后者在rmmod 的时候运行。初始化与卸载函数必须在宏module_init
和module_exit 使用前定义，否则会出现编译错误。
程序中的 MODULE_LICENSE("GPL")用于声明模块的许可证。
如果要把上述程序编译为一个运行时加载和删除的模块，则编译命令为：
gcc –D__KERNEL__ -DMODULE –DLINUX –I /usr/local/src/linux2.4/include -c –o hello.o
hello.c
由此可见，Linux 内核模块的编译需要给gcc 指示–D__KERNEL__ -DMODULE
–DLINUX 参数。-I 选项跟着Linux 内核源代码中Include 目录的路径。
下列命令将可加载 hello 模块：
insmod ./hello.o
下列命令完成相反过程：
rmmod hello
如果要将其直接编译入Linux 内核，则需要将源代码文件拷贝入Linux 内核源代码的相
应路径里，并修改Makefile。
我们有必要补充一下 Linux 内核编程的一些基本知识：
内存
在 Linux 内核模式下，我们不能使用用户态的malloc()和free()函数申请和释放内存。进
行内核编程时，最常用的内存申请和释放函数为在include/linux/kernel.h 文件中声明的
kmalloc()和kfree()，其原型为：
void *kmalloc(unsigned int len, int priority);
void kfree(void *__ptr);
kmalloc 的priority 参数通常设置为GFP_KERNEL，如果在中断服务程序里申请内存则
要用GFP_ATOMIC 参数，因为使用GFP_KERNEL 参数可能会引起睡眠，不能用于非进程
上下文中（在中断中是不允许睡眠的）。
由于内核态和用户态使用不同的内存定义，所以二者之间不能直接访问对方的内存。而
应该使用Linux 中的用户和内核态内存交互函数（这些函数在include/asm/uaccess.h 中被声
明）：
unsigned long copy_from_user(void *to, const void *from, unsigned long n);
unsigned long copy_to_user (void * to, void * from, unsigned long len);
copy_from_user、copy_to_user 函数返回不能被复制的字节数，因此，如果完全复制成
功，返回值为0。
include/asm/uaccess.h 中定义的put_user 和get_user 用于内核空间和用户空间的单值交互
（如char、int、long）。
这里给出的仅仅是关于内核中内存管理的皮毛，关于 Linux 内存管理的更多细节知识，
我们会在本文第9 节《内存与I/O 操作》进行更加深入地介绍。
输出
在内核编程中，我们不能使用用户态 C 库函数中的printf()函数输出信息，而只能使用
printk()。但是，内核中printk()函数的设计目的并不是为了和用户交流，它实际上是内核的
一种日志机制，用来记录下日志信息或者给出警告提示。
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每个printk 都会有个优先级，内核一共有8 个优先级，它们都有对应的宏定义。如果未
指定优先级，内核会选择默认的优先级DEFAULT_MESSAGE_LOGLEVEL。如果优先级数
字比int console_loglevel 变量小的话，消息就会打印到控制台上。如果syslogd 和klogd 守护
进程在运行的话，则不管是否向控制台输出，消息都会被追加进/var/log/messages 文件。klogd
只处理内核消息，syslogd 处理其他系统消息，比如应用程序。
模块参数
2.4 内核下，include/linux/module.h 中定义的宏MODULE_PARM(var,type) 用于向模块
传递命令行参数。var 为接受参数值的变量名， type 为采取如下格式的字符串
[min[-max]]{b,h,i,l,s}。min 及max 用于表示当参数为数组类型时，允许输入的数组元素的个
数范围；b：byte；h：short；i：int；l：long；s：string。
在装载内核模块时，用户可以向模块传递一些参数：
insmod modname var=value
如果用户未指定参数，var 将使用模块内定义的缺省值。
3.字符设备驱动程序
Linux 下的设备驱动程序被组织为一组完成不同任务的函数的集合，通过这些函数使得
Windows 的设备操作犹如文件一般。在应用程序看来，硬件设备只是一个设备文件，应用程
序可以象操作普通文件一样对硬件设备进行操作，如open ()、close ()、read ()、write () 等。
Linux 主要将设备分为二类：字符设备和块设备。字符设备是指设备发送和接收数据以
字符的形式进行；而块设备则以整个数据缓冲区的形式进行。字符设备的驱动相对比较简单。
下面我们来假设一个非常简单的虚拟字符设备：这个设备中只有一个4 个字节的全局变
量int global_var，而这个设备的名字叫做“gobalvar”。对“gobalvar”设备的读写等操作即
是对其中全局变量global_var 的操作。
驱动程序是内核的一部分，因此我们需要给其添加模块初始化函数，该函数用来完成对
所控设备的初始化工作，并调用register_chrdev() 函数注册字符设备：
static int __init gobalvar_init(void)
{
if (register_chrdev(MAJOR_NUM, " gobalvar ", &gobalvar_fops))
{
//…注册失败
}
else
{
//…注册成功
}
}
其中，register_chrdev 函数中的参数MAJOR_NUM 为主设备号,“gobalvar”为设备名，
gobalvar_fops 为包含基本函数入口点的结构体，类型为file_operations。当gobalvar 模块被
加载时，gobalvar_init 被执行，它将调用内核函数register_chrdev，把驱动程序的基本入口点
指针存放在内核的字符设备地址表中，在用户进程对该设备执行系统调用时提供入口地址。
与模块初始化函数对应的就是模块卸载函数，需要调用 register_chrdev()的“反函数”
unregister_chrdev()：
static void __exit gobalvar_exit(void)
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{
if (unregister_chrdev(MAJOR_NUM, " gobalvar "))
{
//…卸载失败
}
else
{
//…卸载成功
}
}
随着内核不断增加新的功能，file_operations 结构体已逐渐变得越来越大，但是大多数
的驱动程序只是利用了其中的一部分。对于字符设备来说，要提供的主要入口有：open ()、
release ()、read ()、write ()、ioctl ()、llseek()、poll()等。
open()函数 对设备特殊文件进行open()系统调用时，将调用驱动程序的open () 函数：
int (*open)(struct inode * ,struct file *);
其中参数inode 为设备特殊文件的inode (索引结点) 结构的指针，参数file 是指向这一
设备的文件结构的指针。open()的主要任务是确定硬件处在就绪状态、验证次设备号的合法
性(次设备号可以用MINOR(inode-> i - rdev) 取得)、控制使用设备的进程数、根据执行情况
返回状态码(0 表示成功，负数表示存在错误) 等；
release()函数 当最后一个打开设备的用户进程执行close ()系统调用时，内核将调用驱
动程序的release () 函数：
void (*release) (struct inode * ,struct file *) ;
release 函数的主要任务是清理未结束的输入/输出操作、释放资源、用户自定义排他标
志的复位等。
read()函数 当对设备特殊文件进行read() 系统调用时，将调用驱动程序read() 函数：
ssize_t (*read) (struct file *, char *, size_t, loff_t *);
用来从设备中读取数据。当该函数指针被赋为NULL 值时，将导致read 系统调用出错
并返回-EINVAL（“Invalid argument，非法参数”）。函数返回非负值表示成功读取的字节数
（返回值为“signed size”数据类型，通常就是目标平台上的固有整数类型）。
globalvar_read 函数中内核空间与用户空间的内存交互需要借助第2 节所介绍的函数：
static ssize_t globalvar_read(struct file *filp, char *buf, size_t len, loff_t *off)
{
…
copy_to_user(buf, &global_var, sizeof(int));
…
}
write( ) 函数 当设备特殊文件进行write () 系统调用时，将调用驱动程序的write () 函
数：
ssize_t (*write) (struct file *, const char *, size_t, loff_t *);
向设备发送数据。如果没有这个函数，write 系统调用会向调用程序返回一个-EINVAL。
如果返回值非负，则表示成功写入的字节数。
globalvar_write 函数中内核空间与用户空间的内存交互需要借助第2 节所介绍的函数：
static ssize_t globalvar_write(struct file *filp, const char *buf, size_t len, loff_t
*off)
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{
…
copy_from_user(&global_var, buf, sizeof(int));
…
}
ioctl() 函数 该函数是特殊的控制函数，可以通过它向设备传递控制信息或从设备取得
状态信息，函数原型为：
int (*ioctl) (struct inode * ,struct file * ,unsigned int ,unsigned long);
unsigned int 参数为设备驱动程序要执行的命令的代码，由用户自定义，unsigned long
参数为相应的命令提供参数，类型可以是整型、指针等。如果设备不提供ioctl 入口点，则
对于任何内核未预先定义的请求，ioctl 系统调用将返回错误（-ENOTTY，“No such ioctl
fordevice，该设备无此ioctl 命令”）。如果该设备方法返回一个非负值，那么该值会被返回
给调用程序以表示调用成功。
llseek()函数该函数用来修改文件的当前读写位置，并将新位置作为（正的）返回值返
回，原型为：
loff_t (*llseek) (struct file *, loff_t, int);
poll()函数poll 方法是poll 和select 这两个系统调用的后端实现，用来查询设备是否
可读或可写，或是否处于某种特殊状态，原型为：
unsigned int (*poll) (struct file *, struct poll_table_struct *);
我们将在“设备的阻塞与非阻塞操作”一节对该函数进行更深入的介绍。
设备“gobalvar”的驱动程序的这些函数应分别命名为gobalvar_open、gobalvar_ release、
gobalvar_read、gobalvar_write、gobalvar_ioctl，因此设备“gobalvar”的基本入口点结构变量
gobalvar_fops 赋值如下：
struct file_operations gobalvar_fops = {
read: gobalvar_read,
write: gobalvar_write,
};
上述代码中对gobalvar_fops 的初始化方法并不是标准C 所支持的，属于GNU 扩展语
法。
完整的 globalvar.c 文件源代码如下：
#include <linux/module.h>
#include <linux/init.h>
#include <linux/fs.h>
#include <asm/uaccess.h>
MODULE_LICENSE("GPL");
#define MAJOR_NUM 254 //主设备号
static ssize_t globalvar_read(struct file *, char *, size_t, loff_t*);
static ssize_t globalvar_write(struct file *, const char *, size_t, loff_t*);
//初始化字符设备驱动的file_operations 结构体
struct file_operations globalvar_fops =
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{
read: globalvar_read, write: globalvar_write,
};
static int global_var = 0; //“globalvar”设备的全局变量
static int __init globalvar_init(void)
{
int ret;
//注册设备驱动
ret = register_chrdev(MAJOR_NUM, "globalvar", &globalvar_fops);
if (ret)
{
printk("globalvar register failure");
}
else
{
printk("globalvar register success");
}
return ret;
}
static void __exit globalvar_exit(void)
{
int ret;
//注销设备驱动
ret = unregister_chrdev(MAJOR_NUM, "globalvar");
if (ret)
{
printk("globalvar unregister failure");
}
else
{
printk("globalvar unregister success");
}
}
static ssize_t globalvar_read(struct file *filp, char *buf, size_t len, loff_t *off)
{
//将global_var 从内核空间复制到用户空间
if (copy_to_user(buf, &global_var, sizeof(int)))
{
return - EFAULT;
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}
return sizeof(int);
}
static ssize_t globalvar_write(struct file *filp, const char *buf, size_t len, loff_t
*off)
{
//将用户空间的数据复制到内核空间的global_var
if (copy_from_user(&global_var, buf, sizeof(int)))
{
return - EFAULT;
}
return sizeof(int);
}
module_init(globalvar_init);
module_exit(globalvar_exit);
运行
gcc –D__KERNEL__ -DMODULE –DLINUX –I /usr/local/src/linux2.4/include -c –o
globalvar.o globalvar.c
编译代码，运行
inmod globalvar.o
加载globalvar 模块，再运行
cat /proc/devices
发现其中多出了“254 globalvar”一行，如下图：
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接着我们可以运行：
mknod /dev/globalvar c 254 0
创建设备节点，用户进程通过/dev/globalvar 这个路径就可以访问到这个全局变量虚拟设
备了。我们写一个用户态的程序globalvartest.c 来验证上述设备：
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <stdio.h>
#include <fcntl.h>
main()
{
int fd, num;
//打开“/dev/globalvar”
fd = open("/dev/globalvar", O_RDWR, S_IRUSR | S_IWUSR);
if (fd != -1 )
{
//初次读globalvar
read(fd, &num, sizeof(int));
printf("The globalvar is %d\n", num);
//写globalvar
printf("Please input the num written to globalvar\n");
scanf("%d", &num);
write(fd, &num, sizeof(int));
//再次读globalvar
read(fd, &num, sizeof(int));
printf("The globalvar is %d\n", num);
//关闭“/dev/globalvar”
close(fd);
}
else
{
printf("Device open failure\n");
}
}
编译上述文件：
gcc –o globalvartest.o globalvartest.c
运行
./globalvartest.o
可以发现“globalvar”设备可以正确的读写。
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4.设备驱动中的并发控制
在驱动程序中，当多个线程同时访问相同的资源时（驱动程序中的全局变量是一种典型
的共享资源），可能会引发“竞态”，因此我们必须对共享资源进行并发控制。Linux 内核中
解决并发控制的最常用方法是自旋锁与信号量（绝大多数时候作为互斥锁使用）。
自旋锁与信号量“类似而不类”，类似说的是它们功能上的相似性，“不类”指代它们在
本质和实现机理上完全不一样，不属于一类。
自旋锁不会引起调用者睡眠，如果自旋锁已经被别的执行单元保持，调用者就一直循环
查看是否该自旋锁的保持者已经释放了锁，“自旋”就是“在原地打转”。而信号量则引起调
用者睡眠，它把进程从运行队列上拖出去，除非获得锁。这就是它们的“不类”。
但是，无论是信号量，还是自旋锁，在任何时刻，最多只能有一个保持者，即在任何时
刻最多只能有一个执行单元获得锁。这就是它们的“类似”。
鉴于自旋锁与信号量的上述特点，一般而言，自旋锁适合于保持时间非常短的情况，它
可以在任何上下文使用；信号量适合于保持时间较长的情况，会只能在进程上下文使用。如
果被保护的共享资源只在进程上下文访问，则可以以信号量来保护该共享资源，如果对共享
资源的访问时间非常短，自旋锁也是好的选择。但是，如果被保护的共享资源需要在中断上
下文访问（包括底半部即中断处理句柄和顶半部即软中断），就必须使用自旋锁。
与信号量相关的 API 主要有：
定义信号量
struct semaphore sem;
初始化信号量
void sema_init (struct semaphore *sem, int val);
该函数初始化信号量，并设置信号量sem 的值为val
void init_MUTEX (struct semaphore *sem);
该函数用于初始化一个互斥锁，即它把信号量sem 的值设置为1，等同于sema_init (struct
semaphore *sem, 1)；
void init_MUTEX_LOCKED (struct semaphore *sem);
该函数也用于初始化一个互斥锁，但它把信号量sem 的值设置为0，等同于sema_init
(struct semaphore *sem, 0)；
获得信号量
void down(struct semaphore * sem);
该函数用于获得信号量sem，它会导致睡眠，因此不能在中断上下文使用；
int down_interruptible(struct semaphore * sem);
该函数功能与down 类似，不同之处为，down 不能被信号打断，但down_interruptible
能被信号打断；
int down_trylock(struct semaphore * sem);
该函数尝试获得信号量sem，如果能够立刻获得，它就获得该信号量并返回0，否则，
返回非0 值。它不会导致调用者睡眠，可以在中断上下文使用。
释放信号量
void up(struct semaphore * sem);
该函数释放信号量sem，唤醒等待者。
与自旋锁相关的 API 主要有：
定义自旋锁
spinlock_t spin;
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初始化自旋锁
spin_lock_init(lock)
该宏用于动态初始化自旋锁lock
获得自旋锁
spin_lock(lock)
该宏用于获得自旋锁lock，如果能够立即获得锁，它就马上返回，否则，它将自旋在那
里，直到该自旋锁的保持者释放；
spin_trylock(lock)
该宏尝试获得自旋锁lock，如果能立即获得锁，它获得锁并返回真，否则立即返回假，
实际上不再“在原地打转”；
释放自旋锁
spin_unlock(lock)
该宏释放自旋锁lock，它与spin_trylock 或spin_lock 配对使用；
除此之外，还有一组自旋锁使用于中断情况下的 API。
下面进入对并发控制的实战。首先，在 globalvar 的驱动程序中，我们可以通过信号量
来控制对int global_var 的并发访问，下面给出源代码：
#include <linux/module.h>
#include <linux/init.h>
#include <linux/fs.h>
#include <asm/uaccess.h>
#include <asm/semaphore.h>
MODULE_LICENSE("GPL");
#define MAJOR_NUM 254
static ssize_t globalvar_read(struct file *, char *, size_t, loff_t*);
static ssize_t globalvar_write(struct file *, const char *, size_t, loff_t*);
struct file_operations globalvar_fops =
{
read: globalvar_read, write: globalvar_write,
};
static int global_var = 0;
static struct semaphore sem;
static int __init globalvar_init(void)
{
int ret;
ret = register_chrdev(MAJOR_NUM, "globalvar", &globalvar_fops);
if (ret)
{
printk("globalvar register failure");
}
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else
{
printk("globalvar register success");
init_MUTEX(&sem);
}
return ret;
}
static void __exit globalvar_exit(void)
{
int ret;
ret = unregister_chrdev(MAJOR_NUM, "globalvar");
if (ret)
{
printk("globalvar unregister failure");
}
else
{
printk("globalvar unregister success");
}
}
static ssize_t globalvar_read(struct file *filp, char *buf, size_t len, loff_t *off)
{
//获得信号量
if (down_interruptible(&sem))
{
return - ERESTARTSYS;
}
//将global_var 从内核空间复制到用户空间
if (copy_to_user(buf, &global_var, sizeof(int)))
{
up(&sem);
return - EFAULT;
}
//释放信号量
up(&sem);
return sizeof(int);
}
ssize_t globalvar_write(struct file *filp, const char *buf, size_t len, loff_t
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*off)
{
//获得信号量
if (down_interruptible(&sem))
{
return - ERESTARTSYS;
}
//将用户空间的数据复制到内核空间的global_var
if (copy_from_user(&global_var, buf, sizeof(int)))
{
up(&sem);
return - EFAULT;
}
//释放信号量
up(&sem);
return sizeof(int);
}
module_init(globalvar_init);
module_exit(globalvar_exit);
接下来，我们给globalvar 的驱动程序增加open()和release()函数，并在其中借助自旋锁
来保护对全局变量int globalvar_count（记录打开设备的进程数）的访问来实现设备只能被
一个进程打开（必须确保globalvar_count 最多只能为1）：
#include <linux/module.h>
#include <linux/init.h>
#include <linux/fs.h>
#include <asm/uaccess.h>
#include <asm/semaphore.h>
MODULE_LICENSE("GPL");
#define MAJOR_NUM 254
static ssize_t globalvar_read(struct file *, char *, size_t, loff_t*);
static ssize_t globalvar_write(struct file *, const char *, size_t, loff_t*);
static int globalvar_open(struct inode *inode, struct file *filp);
static int globalvar_release(struct inode *inode, struct file *filp);
struct file_operations globalvar_fops =
{
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read: globalvar_read, write: globalvar_write, open: globalvar_open, release:
globalvar_release,
};
static int global_var = 0;
static int globalvar_count = 0;
static struct semaphore sem;
static spinlock_t spin = SPIN_LOCK_UNLOCKED;
static int __init globalvar_init(void)
{
int ret;
ret = register_chrdev(MAJOR_NUM, "globalvar", &globalvar_fops);
if (ret)
{
printk("globalvar register failure");
}
else
{
printk("globalvar register success");
init_MUTEX(&sem);
}
return ret;
}
static void __exit globalvar_exit(void)
{
int ret;
ret = unregister_chrdev(MAJOR_NUM, "globalvar");
if (ret)
{
printk("globalvar unregister failure");
}
else
{
printk("globalvar unregister success");
}
}
static int globalvar_open(struct inode *inode, struct file *filp)
{
//获得自选锁
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spin_lock(&spin);
//临界资源访问
if (globalvar_count)
{
spin_unlock(&spin);
return - EBUSY;
}
globalvar_count++;
//释放自选锁
spin_unlock(&spin);
return 0;
}
static int globalvar_release(struct inode *inode, struct file *filp)
{
globalvar_count--;
return 0;
}
static ssize_t globalvar_read(struct file *filp, char *buf, size_t len, loff_t
*off)
{
if (down_interruptible(&sem))
{
return - ERESTARTSYS;
}
if (copy_to_user(buf, &global_var, sizeof(int)))
{
up(&sem);
return - EFAULT;
}
up(&sem);
return sizeof(int);
}
static ssize_t globalvar_write(struct file *filp, const char *buf, size_t len,
loff_t *off)
{
if (down_interruptible(&sem))
{
return - ERESTARTSYS;
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}
if (copy_from_user(&global_var, buf, sizeof(int)))
{
up(&sem);
return - EFAULT;
}
up(&sem);
return sizeof(int);
}
module_init(globalvar_init);
module_exit(globalvar_exit);
为了上述驱动程序的效果，我们启动两个进程分别打开/dev/globalvar。在两个终端中调
用./globalvartest.o 测试程序，当一个进程打开/dev/globalvar 后，另外一个进程将打开失败，
输出“device open failure”，如下图：
5.设备的阻塞与非阻塞操作
阻塞操作是指，在执行设备操作时，若不能获得资源，则进程挂起直到满足可操作的条
件再进行操作。非阻塞操作的进程在不能进行设备操作时，并不挂起。被挂起的进程进入
sleep 状态，被从调度器的运行队列移走，直到等待的条件被满足。
在 Linux 驱动程序中，我们可以使用等待队列（wait queue）来实现阻塞操作。wait queue
很早就作为一个基本的功能单位出现在Linux 内核里了，它以队列为基础数据结构，与进程
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调度机制紧密结合，能够用于实现核心的异步事件通知机制。等待队列可以用来同步对系统
资源的访问，上节中所讲述Linux 信号量在内核中也是由等待队列来实现的。
下面我们重新定义设备“globalvar”，它可以被多个进程打开，但是每次只有当一个进
程写入了一个数据之后本进程或其它进程才可以读取该数据，否则一直阻塞。
#include <linux/module.h>
#include <linux/init.h>
#include <linux/fs.h>
#include <asm/uaccess.h>
#include <linux/wait.h>
#include <asm/semaphore.h>
MODULE_LICENSE("GPL");
#define MAJOR_NUM 254
static ssize_t globalvar_read(struct file *, char *, size_t, loff_t*);
static ssize_t globalvar_write(struct file *, const char *, size_t, loff_t*);
struct file_operations globalvar_fops =
{
read: globalvar_read, write: globalvar_write,
};
static int global_var = 0;
static struct semaphore sem;
static wait_queue_head_t outq;
static int flag = 0;
static int __init globalvar_init(void)
{
int ret;
ret = register_chrdev(MAJOR_NUM, "globalvar", &globalvar_fops);
if (ret)
{
printk("globalvar register failure");
}
else
{
printk("globalvar register success");
init_MUTEX(&sem);
init_waitqueue_head(&outq);
}
return ret;
}
18
static void __exit globalvar_exit(void)
{
int ret;
ret = unregister_chrdev(MAJOR_NUM, "globalvar");
if (ret)
{
printk("globalvar unregister failure");
}
else
{
printk("globalvar unregister success");
}
}
static ssize_t globalvar_read(struct file *filp, char *buf, size_t len, loff_t
*off)
{
//等待数据可获得
if (wait_event_interruptible(outq, flag != 0))
{
return - ERESTARTSYS;
}
if (down_interruptible(&sem))
{
return - ERESTARTSYS;
}
flag = 0;
if (copy_to_user(buf, &global_var, sizeof(int)))
{
up(&sem);
return - EFAULT;
}
up(&sem);
return sizeof(int);
}
static ssize_t globalvar_write(struct file *filp, const char *buf, size_t len,
loff_t *off)
19
{
if (down_interruptible(&sem))
{
return - ERESTARTSYS;
}
if (copy_from_user(&global_var, buf, sizeof(int)))
{
up(&sem);
return - EFAULT;
}
up(&sem);
flag = 1;
//通知数据可获得
wake_up_interruptible(&outq);
return sizeof(int);
}
module_init(globalvar_init);
module_exit(globalvar_exit);
编写两个用户态的程序来测试，第一个用于阻塞地读/dev/globalvar，另一个用于写
/dev/globalvar。只有当后一个对/dev/globalvar 进行了输入之后，前者的read 才能返回。
读的程序为：
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <stdio.h>
#include <fcntl.h>
main()
{
int fd, num;
fd = open("/dev/globalvar", O_RDWR, S_IRUSR | S_IWUSR);
if (fd != - 1)
{
while (1)
{
read(fd, &num, sizeof(int)); //程序将阻塞在此语句，除非有针对globalvar 的输入
printf("The globalvar is %d\n", num);
//如果输入是0，则退出
if (num == 0)
{
close(fd);
break;
20
}
}
}
else
{
printf("device open failure\n");
}
}
写的程序为：
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <stdio.h>
#include <fcntl.h>
main()
{
int fd, num;
fd = open("/dev/globalvar", O_RDWR, S_IRUSR | S_IWUSR);
if (fd != - 1)
{
while (1)
{
printf("Please input the globalvar:\n");
scanf("%d", &num);
write(fd, &num, sizeof(int));
//如果输入0，退出
if (num == 0)
{
close(fd);
break;
}
}
}
else
{
printf("device open failure\n");
}
}
打开两个终端，分别运行上述两个应用程序，发现当在第二个终端中没有输入数据时，
第一个终端没有输出（阻塞），每当我们在第二个终端中给globalvar 输入一个值，第一个终
端就会输出这个值，如下图：
21
关于上述例程，我们补充说一点，如果将驱动程序中的 read 函数改为：
static ssize_t globalvar_read(struct file *filp, char *buf, size_t len, loff_t
*off)
{
//获取信号量：可能阻塞
if (down_interruptible(&sem))
{
return - ERESTARTSYS;
}
//等待数据可获得：可能阻塞
if (wait_event_interruptible(outq, flag != 0))
{
return - ERESTARTSYS;
}
flag = 0;
//临界资源访问
if (copy_to_user(buf, &global_var, sizeof(int)))
{
up(&sem);
return - EFAULT;
}
22
//释放信号量
up(&sem);
return sizeof(int);
}
即交换wait_event_interruptible(outq, flag != 0)和down_interruptible(&sem)的顺序，这个
驱动程序将变得不可运行。实际上，当两个可能要阻塞的事件同时出现时，即两个wait_event
或down 摆在一起的时候，将变得非常危险，死锁的可能性很大，这个时候我们要特别留意
它们的出现顺序。当然，我们应该尽可能地避免这种情况的发生！
+还有一个与设备阻塞与非阻塞访问息息相关的论题，即select 和poll，select 和poll 的
本质一样，前者在BSD Unix 中引入，后者在System V 中引入。poll 和select 用于查询设备
的状态，以便用户程序获知是否能对设备进行非阻塞的访问，它们都需要设备驱动程序中的
poll 函数支持。
驱动程序中 poll 函数中最主要用到的一个API 是poll_wait，其原型如下：
void poll_wait(struct file *filp, wait_queue_heat_t *queue, poll_table * wait);
poll_wait 函数所做的工作是把当前进程添加到wait 参数指定的等待列表（poll_table）
中。下面我们给globalvar 的驱动添加一个poll 函数：
static unsigned int globalvar_poll(struct file *filp, poll_table *wait)
{
unsigned int mask = 0;
poll_wait(filp, &outq, wait);
//数据是否可获得？
if (flag != 0)
{
mask |= POLLIN | POLLRDNORM; //标示数据可获得
}
return mask;
}
需要说明的是，poll_wait 函数并不阻塞，程序中poll_wait(filp, &outq, wait)这句话的意
思并不是说一直等待outq 信号量可获得，真正的阻塞动作是上层的select/poll 函数中完成的。
select/poll 会在一个循环中对每个需要监听的设备调用它们自己的poll 支持函数以使得当前
进程被加入各个设备的等待列表。若当前没有任何被监听的设备就绪，则内核进行调度（调
用schedule）让出cpu 进入阻塞状态，schedule 返回时将再次循环检测是否有操作可以进行，
如此反复；否则，若有任意一个设备就绪，select/poll 都立即返回。
我们编写一个用户态应用程序来测试改写后的驱动。程序中要用到BSD Unix 中引入的
select 函数，其原型为：
int select(int numfds, fd_set *readfds, fd_set *writefds, fd_set *exceptfds, struct timeval
*timeout);
其中readfds、writefds、exceptfds 分别是被select()监视的读、写和异常处理的文件描述
符集合，numfds 的值是需要检查的号码最高的文件描述符加1。timeout 参数是一个指向struct
timeval 类型的指针，它可以使select()在等待timeout 时间后若没有文件描述符准备好则返回。
23
struct timeval 数据结构为：
struct timeval
{
int tv_sec; /* seconds */
int tv_usec; /* microseconds */
};
除此之外，我们还将使用下列API：
FD_ZERO(fd_set *set)――清除一个文件描述符集；
FD_SET(int fd,fd_set *set)――将一个文件描述符加入文件描述符集中；
FD_CLR(int fd,fd_set *set)――将一个文件描述符从文件描述符集中清除；
FD_ISSET(int fd,fd_set *set)――判断文件描述符是否被置位。
下面的用户态测试程序等待/dev/globalvar 可读，但是设置了5 秒的等待超时，若超过5
秒仍然没有数据可读，则输出“No data within 5 seconds”：
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <stdio.h>
#include <fcntl.h>
#include <sys/time.h>
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
main()
{
int fd, num;
fd_set rfds;
struct timeval tv;
fd = open("/dev/globalvar", O_RDWR, S_IRUSR | S_IWUSR);
if (fd != - 1)
{
while (1)
{
//查看globalvar 是否有输入
FD_ZERO(&rfds);
FD_SET(fd, &rfds);
//设置超时时间为5s
tv.tv_sec = 5;
tv.tv_usec = 0;
select(fd + 1, &rfds, NULL, NULL, &tv);
//数据是否可获得？
if (FD_ISSET(fd, &rfds))
{
read(fd, &num, sizeof(int));
24
printf("The globalvar is %d\n", num);
//输入为0，退出
if (num == 0)
{
close(fd);
break;
}
}
else
printf("No data within 5 seconds.\n");
}
}
else
{
printf("device open failure\n");
}
}
开两个终端，分别运行程序：一个对globalvar 进行写，一个用上述程序对globalvar 进
行读。当我们在写终端给globalvar 输入一个值后，读终端立即就能输出该值，当我们连续5
秒没有输入时，“No data within 5 seconds”在读终端被输出，如下图：
25
6.设备驱动中的异步通知
结合阻塞与非阻塞访问、poll 函数可以较好地解决设备的读写，但是如果有了异步通知
就更方便了。异步通知的意思是：一旦设备就绪，则主动通知应用程序，这样应用程序根本
就不需要查询设备状态，这一点非常类似于硬件上“中断”地概念，比较准确的称谓是“信
号驱动(SIGIO)的异步I/O”。
我 们 先 来 看 一 个 使 用 信 号 驱 动 的 例 子 ， 它 通 过 signal(SIGIO, input_handler) 对
STDIN_FILENO 启动信号机制，输入可获得时input_handler 被调用，其源代码如下：
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <stdio.h>
#include <fcntl.h>
#include <signal.h>
#include <unistd.h>
#define MAX_LEN 100
void input_handler(int num)
{
char data[MAX_LEN];
int len;
//读取并输出STDIN_FILENO 上的输入
len = read(STDIN_FILENO, &data, MAX_LEN);
data[len] = 0;
printf("input available:%s\n", data);
}
main()
{
int oflags;
//启动信号驱动机制
signal(SIGIO, input_handler);
fcntl(STDIN_FILENO, F_SETOWN, getpid());
oflags = fcntl(STDIN_FILENO, F_GETFL);
fcntl(STDIN_FILENO, F_SETFL, oflags | FASYNC);
//最后进入一个死循环，程序什么都不干了，只有信号能激发input_handler 的运行
//如果程序中没有这个死循环，会立即执行完毕
while (1);
}
程序的运行效果如下图：
26
为了使设备支持该机制，我们需要在驱动程序中实现 fasync()函数，并在write()函数中
当数据被写入时，调用kill_fasync()函数激发一个信号，此部分工作留给读者来完成。
7.设备驱动中的中断处理
与 Linux 设备驱动中中断处理相关的首先是申请与释放IRQ 的API request_irq()和
free_irq()，request_irq()的原型为：
int request_irq(unsigned int irq,
void (*handler)(int irq, void *dev_id, struct pt_regs *regs),
unsigned long irqflags,
const char * devname,
void *dev_id);
irq 是要申请的硬件中断号；
handler 是向系统登记的中断处理函数，是一个回调函数，中断发生时，系统调用这个
函数，dev_id 参数将被传递；
irqflags 是中断处理的属性，若设置SA_INTERRUPT，标明中断处理程序是快速处理程
序，快速处理程序被调用时屏蔽所有中断，慢速处理程序不屏蔽；若设置SA_SHIRQ，则多
个设备共享中断，dev_id 在中断共享时会用到，一般设置为这个设备的device 结构本身或
者NULL。
free_irq()的原型为：
void free_irq(unsigned int irq,void *dev_id);
另外，与Linux 中断息息相关的一个重要概念是Linux 中断分为两个半部：上半部
（tophalf）和下半部(bottom half)。上半部的功能是“登记中断”，当一个中断发生时，它进
行相应地硬件读写后就把中断例程的下半部挂到该设备的下半部执行队列中去。因此，上半
27
部执行的速度就会很快，可以服务更多的中断请求。但是，仅有“登记中断”是远远不够的，
因为中断的事件可能很复杂。因此，Linux 引入了一个下半部，来完成中断事件的绝大多数
使命。下半部和上半部最大的不同是下半部是可中断的，而上半部是不可中断的，下半部几
乎做了中断处理程序所有的事情，而且可以被新的中断打断！下半部则相对来说并不是非常
紧急的，通常还是比较耗时的，因此由系统自行安排运行时机，不在中断服务上下文中执行。
Linux 实现下半部的机制主要有tasklet 和工作队列。
tasklet 基于Linux softirq，其使用相当简单，我们只需要定义tasklet 及其处理函数并将
二者关联：
void my_tasklet_func(unsigned long); //定义一个处理函数：
DECLARE_TASKLET(my_tasklet,my_tasklet_func,data); // 定义一个tasklet 结构
my_tasklet，与my_tasklet_func(data)函数相关联
然后，在需要调度 tasklet 的时候引用一个简单的API 就能使系统在适当的时候进行调
度运行：
tasklet_schedule(&my_tasklet);
此外，Linux 还提供了另外一些其它的控制tasklet 调度与运行的API：
DECLARE_TASKLET_DISABLED(name,function,data); // 与DECLARE_TASKLET 类
似，但等待tasklet 被使能
tasklet_enable(struct tasklet_struct *); //使能tasklet
tasklet_disble(struct tasklet_struct *); //禁用tasklet
tasklet_init(struct tasklet_struct *,void (*func)(unsigned long),unsigned long); // 类似
DECLARE_TASKLET()
tasklet_kill(struct tasklet_struct *); // 清除指定tasklet 的可调度位，即不允许调度该tasklet
我们先来看一个tasklet 的运行实例，这个实例没有任何实际意义，仅仅为了演示。它
的功能是：在globalvar 被写入一次后，就调度一个tasklet，函数中输出“tasklet is executing”：
#include <linux/interrupt.h>
…
//定义与绑定tasklet 函数
void test_tasklet_action(unsigned long t);
DECLARE_TASKLET(test_tasklet, test_tasklet_action, 0);
void test_tasklet_action(unsigned long t)
{
printk("tasklet is executing\n");
}
…
ssize_t globalvar_write(struct file *filp, const char *buf, size_t len, loff_t
*off)
{
…
if (copy_from_user(&global_var, buf, sizeof(int)))
{
28
return - EFAULT;
}
//调度tasklet 执行
tasklet_schedule(&test_tasklet);
return sizeof(int);
}
由于中断与真实的硬件息息相关，脱离硬件而空谈中断是毫无意义的，我们还是来举一
个简单的例子。这个例子来源于SAMSUNG S3C2410 嵌入式系统实例，看看其中实时钟的
驱动中与中断相关的部分：
static struct fasync_struct *rtc_async_queue;
static int __init rtc_init(void)
{
misc_register(&rtc_dev);
create_proc_read_entry("driver/rtc", 0, 0, rtc_read_proc, NULL);
#if RTC_IRQ
if (rtc_has_irq == 0)
goto no_irq2;
init_timer(&rtc_irq_timer);
rtc_irq_timer.function = rtc_dropped_irq;
spin_lock_irq(&rtc_lock);
/* Initialize periodic freq. to CMOS reset default, which is 1024Hz */
CMOS_WRITE(((CMOS_READ(RTC_FREQ_SELECT) &0xF0) | 0x06),
RTC_FREQ_SELECT);
spin_unlock_irq(&rtc_lock);
rtc_freq = 1024;
no_irq2:
#endif
printk(KERN_INFO "Real Time Clock Driver v" RTC_VERSION "\n");
return 0;
}
static void __exit rtc_exit(void)
{
remove_proc_entry("driver/rtc", NULL);
misc_deregister(&rtc_dev);
release_region(RTC_PORT(0), RTC_IO_EXTENT);
if (rtc_has_irq)
free_irq(RTC_IRQ, NULL);
29
}
static void rtc_interrupt(int irq, void *dev_id, struct pt_regs *regs)
{
/*
* Can be an alarm interrupt, update complete interrupt,
* or a periodic interrupt. We store the status in the
* low byte and the number of interrupts received since
* the last read in the remainder of rtc_irq_data.
*/
spin_lock(&rtc_lock);
rtc_irq_data += 0x100;
rtc_irq_data &= ~0xff;
rtc_irq_data |= (CMOS_READ(RTC_INTR_FLAGS) &0xF0);
if (rtc_status &RTC_TIMER_ON)
mod_timer(&rtc_irq_timer, jiffies + HZ / rtc_freq + 2 * HZ / 100);
spin_unlock(&rtc_lock);
/* Now do the rest of the actions */
wake_up_interruptible(&rtc_wait);
kill_fasync(&rtc_async_queue, SIGIO, POLL_IN);
}
static int rtc_fasync (int fd, struct file *filp, int on)
{
return fasync_helper (fd, filp, on, &rtc_async_queue);
}
static void rtc_dropped_irq(unsigned long data)
{
unsigned long freq;
spin_lock_irq(&rtc_lock);
/* Just in case someone disabled the timer from behind our back... */
if (rtc_status &RTC_TIMER_ON)
mod_timer(&rtc_irq_timer, jiffies + HZ / rtc_freq + 2 * HZ / 100);
rtc_irq_data += ((rtc_freq / HZ) << 8);
rtc_irq_data &= ~0xff;
rtc_irq_data |= (CMOS_READ(RTC_INTR_FLAGS) &0xF0); /* restart */
30
freq = rtc_freq;
spin_unlock_irq(&rtc_lock);
printk(KERN_WARNING "rtc: lost some interrupts at %ldHz.\n", freq);
/* Now we have new data */
wake_up_interruptible(&rtc_wait);
kill_fasync(&rtc_async_queue, SIGIO, POLL_IN);
}
RTC 中断发生后，激发了一个异步信号，因此本驱动程序提供了对第6 节异步信号的
支持。并不是每个中断都需要一个下半部，如果本身要处理的事情并不复杂，可能只有一个
上半部，本例中的RTC 驱动就是如此。
8.定时器
Linux 内核中定义了一个timer_list 结构，我们在驱动程序中可以利用之：
struct timer_list {
struct list_head list;
unsigned long expires; //定时器到期时间
unsigned long data; //作为参数被传入定时器处理函数
void (*function)(unsigned long);
};
下面是关于timer 的API 函数：
增加定时器
void add_timer(struct timer_list * timer);
删除定时器
int del_timer(struct timer_list * timer);
修改定时器的expire
int mod_timer(struct timer_list *timer, unsigned long expires);
使用定时器的一般流程为：
（1）timer、编写function；
（2）为timer 的expires、data、function 赋值；
（3）调用add_timer 将timer 加入列表；
（4）在定时器到期时，function 被执行；
（5）在程序中涉及timer 控制的地方适当地调用del_timer、mod_timer 删除timer 或修
改timer 的expires。
我们可以参考 drivers\char\keyboard.c 中键盘的驱动中关于timer 的部分：
…
#include <linux/timer.h>
…
static struct timer_list key_autorepeat_timer =
31
{
function: key_callback
};
static void
kbd_processkeycode(unsigned char keycode, char up_flag, int autorepeat)
{
char raw_mode = (kbd->kbdmode == VC_RAW);
if (up_flag) {
rep = 0;
if(!test_and_clear_bit(keycode, key_down))
up_flag = kbd_unexpected_up(keycode);
} else {
rep = test_and_set_bit(keycode, key_down);
/* If the keyboard autorepeated for us, ignore it.
* We do our own autorepeat processing.
*/
if (rep && !autorepeat)
return;
}
if (kbd_repeatkeycode == keycode || !up_flag || raw_mode) {
kbd_repeatkeycode = -1;
del_timer(&key_autorepeat_timer);
}
…
/*
* Calculate the next time when we have to do some autorepeat
* processing. Note that we do not do autorepeat processing
* while in raw mode but we do do autorepeat processing in
* medium raw mode.
*/
if (!up_flag && !raw_mode) {
kbd_repeatkeycode = keycode;
if (vc_kbd_mode(kbd, VC_REPEAT)) {
if (rep)
key_autorepeat_timer.expires = jiffies + kbd_repeatinterval;
else
key_autorepeat_timer.expires = jiffies + kbd_repeattimeout;
add_timer(&key_autorepeat_timer);
}
}
…
32
}
9.内存与I/O 操作
对于提供了 MMU（存储管理器，辅助操作系统进行内存管理，提供虚实地址转换等硬
件支持）的处理器而言，Linux 提供了复杂的存储管理系统，使得进程所能访问的内存达到
4GB。
进程的 4GB 内存空间被人为的分为两个部分——用户空间与内核空间。用户空间地址
分布从0 到3GB(PAGE_OFFSET，在0x86 中它等于0xC0000000)，3GB 到4GB 为内核空间，
如下图：
内核空间中，从3G 到vmalloc_start 这段地址是物理内存映射区域（该区域中包含了内
核镜像、物理页框表mem_map 等等），比如我们使用的VMware 虚拟系统内存是160M，那
么3G～3G+160M 这片内存就应该映射物理内存。在物理内存映射区之后，就是vmalloc 区
域。对于160M 的系统而言，vmalloc_start 位置应在3G+160M 附近（在物理内存映射区与
vmalloc_start 期间还存在一个8M 的gap 来防止跃界），vmalloc_end 的位置接近4G(最后位
置系统会保留一片128k 大小的区域用于专用页面映射)，如下图：
kmalloc 和get_free_page 申请的内存位于物理内存映射区域，而且在物理上也是连续的，
它们与真实的物理地址只有一个固定的偏移，因此存在较简单的转换关系，virt_to_phys()
可以实现内核虚拟地址转化为物理地址：
#define __pa(x) ((unsigned long)(x)-PAGE_OFFSET)
extern inline unsigned long virt_to_phys(volatile void * address)
{
33
return __pa(address);
}
上面转换过程是将虚拟地址减去3G（PAGE_OFFSET=0XC000000）。
与之对应的函数为 phys_to_virt()，将内核物理地址转化为虚拟地址：
#define __va(x) ((void *)((unsigned long)(x)+PAGE_OFFSET))
extern inline void * phys_to_virt(unsigned long address)
{
return __va(address);
}
virt_to_phys()和phys_to_virt()都定义在include\asm-i386\io.h 中。
而 vmalloc 申请的内存则位于vmalloc_start～vmalloc_end 之间，与物理地址没有简单的
转换关系，虽然在逻辑上它们也是连续的，但是在物理上它们不要求连续。
我们用下面的程序来演示 kmalloc、get_free_page 和vmalloc 的区别：
#include <linux/module.h>
#include <linux/slab.h>
#include <linux/vmalloc.h>
MODULE_LICENSE("GPL");
unsigned char *pagemem;
unsigned char *kmallocmem;
unsigned char *vmallocmem;
int __init mem_module_init(void)
{
//最好每次内存申请都检查申请是否成功
//下面这段仅仅作为演示的代码没有检查
pagemem = (unsigned char*)get_free_page(0);
printk("<1>pagemem addr=%x", pagemem);
kmallocmem = (unsigned char*)kmalloc(100, 0);
printk("<1>kmallocmem addr=%x", kmallocmem);
vmallocmem = (unsigned char*)vmalloc(1000000);
printk("<1>vmallocmem addr=%x", vmallocmem);
return 0;
}
void __exit mem_module_exit(void)
{
free_page(pagemem);
kfree(kmallocmem);
vfree(vmallocmem);
}
34
module_init(mem_module_init);
module_exit(mem_module_exit);
我们的系统上有160MB 的内存空间，运行一次上述程序，发现pagemem 的地址在
0xc7997000（约3G+121M）、kmallocmem 地址在0xc9bc1380（约3G+155M）、vmallocmem
的地址在0xcabeb000（约3G+171M）处，符合前文所述的内存布局。
接下来，我们讨论 Linux 设备驱动究竟怎样访问外设的I/O 端口（寄存器）。
几乎每一种外设都是通过读写设备上的寄存器来进行的，通常包括控制寄存器、状态寄
存器和数据寄存器三大类，外设的寄存器通常被连续地编址。根据CPU 体系结构的不同，
CPU 对IO 端口的编址方式有两种：
（1）I/O 映射方式（I/O-mapped）
典型地，如 X86 处理器为外设专门实现了一个单独的地址空间，称为“I/O 地址空间”
或者“I/O 端口空间”，CPU 通过专门的I/O 指令（如X86 的IN 和OUT 指令）来访问这一
空间中的地址单元。
（2）内存映射方式（Memory-mapped）
RISC 指令系统的CPU（如ARM、PowerPC 等）通常只实现一个物理地址空间，外设
I/O 端口成为内存的一部分。此时，CPU 可以象访问一个内存单元那样访问外设I/O 端口，
而不需要设立专门的外设I/O 指令。
但是，这两者在硬件实现上的差异对于软件来说是完全透明的，驱动程序开发人员可以
将内存映射方式的I/O 端口和外设内存统一看作是“I/O 内存”资源。
一般来说，在系统运行时，外设的I/O 内存资源的物理地址是已知的，由硬件的设计决
定。但是CPU 通常并没有为这些已知的外设I/O 内存资源的物理地址预定义虚拟地址范围，
驱动程序并不能直接通过物理地址访问I/O 内存资源，而必须将它们映射到核心虚地址空间
内（通过页表），然后才能根据映射所得到的核心虚地址范围，通过访内指令访问这些I/O
内存资源。Linux 在io.h 头文件中声明了函数ioremap（），用来将I/O 内存资源的物理地址
映射到核心虚地址空间（3GB－4GB）中，原型如下：
void * ioremap(unsigned long phys_addr, unsigned long size, unsigned long flags);
iounmap 函数用于取消ioremap（）所做的映射，原型如下：
void iounmap(void * addr);
这两个函数都是实现在mm/ioremap.c 文件中。
在将 I/O 内存资源的物理地址映射成核心虚地址后，理论上讲我们就可以象读写RAM
那样直接读写I/O 内存资源了。为了保证驱动程序的跨平台的可移植性，我们应该使用Linux
中特定的函数来访问I/O 内存资源，而不应该通过指向核心虚地址的指针来访问。如在x86
平台上，读写I/O 的函数如下所示：
#define readb(addr) (*(volatile unsigned char *) __io_virt(addr))
#define readw(addr) (*(volatile unsigned short *) __io_virt(addr))
#define readl(addr) (*(volatile unsigned int *) __io_virt(addr))
#define writeb(b,addr) (*(volatile unsigned char *) __io_virt(addr) = (b))
#define writew(b,addr) (*(volatile unsigned short *) __io_virt(addr) = (b))
#define writel(b,addr) (*(volatile unsigned int *) __io_virt(addr) = (b))
#define memset_io(a,b,c) memset(__io_virt(a),(b),(c))
#define memcpy_fromio(a,b,c) memcpy((a),__io_virt(b),(c))
35
#define memcpy_toio(a,b,c) memcpy(__io_virt(a),(b),(c))
最后，我们要特别强调驱动程序中mmap 函数的实现方法。用mmap 映射一个设备，意
味着使用户空间的一段地址关联到设备内存上，这使得只要程序在分配的地址范围内进行读
取或者写入，实际上就是对设备的访问。
笔者在 Linux 源代码中进行包含“ioremap”文本的搜索，发现真正出现的ioremap 的地
方相当少。所以笔者追根索源地寻找I/O 操作的物理地址转换到虚拟地址的真实所在，发现
Linux 有替代ioremap 的语句，但是这个转换过程却是不可或缺的。
譬如我们再次摘取 S3C2410 这个ARM 芯片RTC（实时钟）驱动中的一小段：
static void get_rtc_time(int alm, struct rtc_time *rtc_tm)
{
spin_lock_irq(&rtc_lock);
if (alm == 1) {
rtc_tm->tm_year = (unsigned char)ALMYEAR & Msk_RTCYEAR;
rtc_tm->tm_mon = (unsigned char)ALMMON & Msk_RTCMON;
rtc_tm->tm_mday = (unsigned char)ALMDAY & Msk_RTCDAY;
rtc_tm->tm_hour = (unsigned char)ALMHOUR & Msk_RTCHOUR;
rtc_tm->tm_min = (unsigned char)ALMMIN & Msk_RTCMIN;
rtc_tm->tm_sec = (unsigned char)ALMSEC & Msk_RTCSEC;
}
else {
read_rtc_bcd_time:
rtc_tm->tm_year = (unsigned char)BCDYEAR & Msk_RTCYEAR;
rtc_tm->tm_mon = (unsigned char)BCDMON & Msk_RTCMON;
rtc_tm->tm_mday = (unsigned char)BCDDAY & Msk_RTCDAY;
rtc_tm->tm_hour = (unsigned char)BCDHOUR & Msk_RTCHOUR;
rtc_tm->tm_min = (unsigned char)BCDMIN & Msk_RTCMIN;
rtc_tm->tm_sec = (unsigned char)BCDSEC & Msk_RTCSEC;
if (rtc_tm->tm_sec == 0) {
/* Re-read all BCD registers in case of BCDSEC is 0.
See RTC section at the manual for more info. */
goto read_rtc_bcd_time;
}
}
spin_unlock_irq(&rtc_lock);
BCD_TO_BIN(rtc_tm->tm_year);
BCD_TO_BIN(rtc_tm->tm_mon);
BCD_TO_BIN(rtc_tm->tm_mday);
BCD_TO_BIN(rtc_tm->tm_hour);
BCD_TO_BIN(rtc_tm->tm_min);
BCD_TO_BIN(rtc_tm->tm_sec);
/* The epoch of tm_year is 1900 */
36
rtc_tm->tm_year += RTC_LEAP_YEAR - 1900;
/* tm_mon starts at 0, but rtc month starts at 1 */
rtc_tm->tm_mon--;
}
I/O 操作似乎就是对ALMYEAR、ALMMON、ALMDAY 定义的寄存器进行操作，那这
些宏究竟定义为什么呢？
#define ALMDAY bRTC(0x60)
#define ALMMON bRTC(0x64)
#define ALMYEAR bRTC(0x68)
其中借助了宏bRTC，这个宏定义为：
#define bRTC(Nb) __REG(0x57000000 + (Nb))
其中又借助了宏__REG，而__REG 又定义为：
# define __REG(x) io_p2v(x)
最后的io_p2v 才是真正“玩”虚拟地址和物理地址转换的地方：
#define io_p2v(x) ((x) | 0xa0000000)
与__REG 对应的有个__PREG：
# define __PREG(x) io_v2p(x)
与io_p2v 对应的有个io_v2p：
#define io_v2p(x) ((x) & ~0xa0000000)
可见有没有出现ioremap 是次要的，关键问题是有无虚拟地址和物理地址的转换！
下面的程序在启动的时候保留一段内存，然后使用 ioremap 将它映射到内核虚拟空间，
同时又用remap_page_range 映射到用户虚拟空间，这样一来，内核和用户都能访问。如果
在内核虚拟地址将这段内存初始化串"abcd"，那么在用户虚拟地址能够读出来：
/************mmap_ioremap.c**************/
#include <linux/module.h>
#include <linux/kernel.h>
#include <linux/errno.h>
#include <linux/mm.h>
#include <linux/wrapper.h> /* for mem_map_(un)reserve */
#include <asm/io.h> /* for virt_to_phys */
#include <linux/slab.h> /* for kmalloc and kfree */
MODULE_PARM(mem_start, "i");
MODULE_PARM(mem_size, "i");
static int mem_start = 101, mem_size = 10;
static char *reserve_virt_addr;
static int major;
int mmapdrv_open(struct inode *inode, struct file *file);
int mmapdrv_release(struct inode *inode, struct file *file);
int mmapdrv_mmap(struct file *file, struct vm_area_struct *vma);
37
static struct file_operations mmapdrv_fops =
{
owner: THIS_MODULE, mmap: mmapdrv_mmap, open: mmapdrv_open, release:
mmapdrv_release,
};
int init_module(void)
{
if ((major = register_chrdev(0, "mmapdrv", &mmapdrv_fops)) < 0)
{
printk("mmapdrv: unable to register character device\n");
return ( - EIO);
}
printk("mmap device major = %d\n", major);
printk("high memory physical address 0x%ldM\n", virt_to_phys(high_memory) /
1024 / 1024);
reserve_virt_addr = ioremap(mem_start *1024 * 1024, mem_size *1024 * 1024);
printk("reserve_virt_addr = 0x%lx\n", (unsigned long)reserve_virt_addr);
if (reserve_virt_addr)
{
int i;
for (i = 0; i < mem_size *1024 * 1024; i += 4)
{
reserve_virt_addr[i] = 'a';
reserve_virt_addr[i + 1] = 'b';
reserve_virt_addr[i + 2] = 'c';
reserve_virt_addr[i + 3] = 'd';
}
}
else
{
unregister_chrdev(major, "mmapdrv");
return - ENODEV;
}
return 0;
}
/* remove the module */
void cleanup_module(void)
{
if (reserve_virt_addr)
38
iounmap(reserve_virt_addr);
unregister_chrdev(major, "mmapdrv");
return ;
}
int mmapdrv_open(struct inode *inode, struct file *file)
{
MOD_INC_USE_COUNT;
return (0);
}
int mmapdrv_release(struct inode *inode, struct file *file)
{
MOD_DEC_USE_COUNT;
return (0);
}
int mmapdrv_mmap(struct file *file, struct vm_area_struct *vma)
{
unsigned long offset = vma->vm_pgoff << PAGE_SHIFT;
unsigned long size = vma->vm_end - vma->vm_start;
if (size > mem_size *1024 * 1024)
{
printk("size too big\n");
return ( - ENXIO);
}
offset = offset + mem_start * 1024 * 1024;
/* we do not want to have this area swapped out, lock it */
vma->vm_flags |= VM_LOCKED;
if (remap_page_range(vma, vma->vm_start, offset, size, PAGE_SHARED))
{
printk("remap page range failed\n");
return - ENXIO;
}
return (0);
}
remap_page_range 函数的功能是构造用于映射一段物理地址的新页表，实现了内核空间
与用户空间的映射，其原型如下：
39
int remap_page_range(vma_area_struct *vma, unsigned long from, unsigned long to,
unsigned long size, pgprot_tprot);
使用mmap 最典型的例子是显示卡的驱动，将显存空间直接从内核映射到用户空间将可
提供显存的读写效率。
10.结构化设备驱动程序
在 1~9 节关于设备驱动的例子中，我们没有考虑设备驱动程序的结构组织问题。实际上，
Linux 设备驱动的开发者习惯于一套约定俗成的数据结构组织方法和程序框架。
设备结构体
Linux 设备驱动程序的编写者喜欢把与某设备相关的所有内容定义为一个设备结构体，
其中包括设备驱动涉及的硬件资源、全局软件资源、控制（自旋锁、互斥锁、等待队列、定
时器等），在涉及设备的操作时，仅仅操作这个结构体就可以了。
对于“globalvar”设备，这个结构体就是：
struct globalvar_dev
{
int global_var = 0;
struct semaphore sem;
wait_queue_head_t outq;
int flag = 0;
};
open()和release()
一般来说，较规范的 open( )通常需要完成下列工作：
1. 检查设备相关错误，如设备尚未准备好等；
2. 如果是第一次打开，则初始化硬件设备；
3. 识别次设备号，如果有必要则更新读写操作的当前位置指针f_ops；
4. 分配和填写要放在file->private_data 里的数据结构；
5. 使用计数增1。
release( )的作用正好与open( )相反，通常要完成下列工作：
1. 使用计数减1；
2. 释放在file->private_data 中分配的内存；
3. 如果使用计算为0，则关闭设备。
我们使用 LDD2 中scull_u 的例子：
int scull_u_open(struct inode *inode, struct file *filp)
{
Scull_Dev *dev = &scull_u_device; /* device information */
int num = NUM(inode->i_rdev);
if (!filp->private_data && num > 0)
return -ENODEV; /* not devfs: allow 1 device only */
spin_lock(&scull_u_lock);
if (scull_u_count &&
(scull_u_owner != current->uid) && /* allow user */
(scull_u_owner != current->euid) && /* allow whoever did su */
40
!capable(CAP_DAC_OVERRIDE)) { /* still allow root */
spin_unlock(&scull_u_lock);
return -EBUSY; /* -EPERM would confuse the user */
}
if (scull_u_count == 0)
scull_u_owner = current->uid; /* grab it */
scull_u_count++;
spin_unlock(&scull_u_lock);
/* then, everything else is copied from the bare scull device */
if ( (filp->f_flags & O_ACCMODE) == O_WRONLY)
scull_trim(dev);
if (!filp->private_data)
filp->private_data = dev;
MOD_INC_USE_COUNT;
return 0; /* success */
}
int scull_u_release(struct inode *inode, struct file *filp)
{
scull_u_count--; /* nothing else */
MOD_DEC_USE_COUNT;
return 0;
}
上面所述为一般意义上的设计规范，应该说是option（可选的）而非强制的。
11.复杂设备驱动
这里所说的复杂设备驱动涉及到 PCI、USB、网络设备、块设备等（严格意义而言，这
些设备在概念上并不并列，例如与块设备并列的是字符设备，而PCI、USB 设备等都可能属
于字符设备），这些设备的驱动中又涉及到一些与特定设备类型相关的较为复杂的数据结构
和程序结构。本文将不对这些设备驱动的细节进行过多的介绍，仅仅进行轻描淡写的叙述。
PCI 是The Peripheral Component Interconnect –Bus 的缩写，CPU 使用PCI 桥chipset 与
PCI 设备通信，PCI 桥chipset 处理了PCI 子系统与内存子系统间的所有数据交互，PCI 设备
完全被从内存子系统分离出来。下图呈现了PCI 子系统的原理：
41
每个 PCI 设备都有一个256 字节的设备配置块，其中前64 字节作为设备的ID 和基本
配置信息，Linux 中提供了一组函数来处理PCI 配置块。在PCI 设备能得以使用前，Linux
驱动程序需要从PCI 设备配置块中的信息决定设备的特定参数，进行相关设置以便能正确
操作该PCI 设备。
一般的 PCI 设备初始化函数处理流程为：
（1）检查内核是否支持PCI-Bios；
（2）检查设备是否存在，获得设备的配置信息；
1～2 这两步的例子如下：
int pcidata_read_proc(char *buf, char **start, off_t offset, int len, int *eof,
void *data)
{
int i, pos = 0;
int bus, devfn;
if (!pcibios_present())
return sprintf(buf, "No PCI bios present\n");
/*
* This code is derived from "drivers/pci/pci.c". This means that
* the GPL applies to this source file and credit is due to the
* original authors (Drew Eckhardt, Frederic Potter, David
* Mosberger-Tang)
*/
for (bus = 0; !bus; bus++)
{
/* only bus 0 :-) */
for (devfn = 0; devfn < 0x100 && pos < PAGE_SIZE / 2; devfn++)
42
{
struct pci_dev *dev = NULL;
dev = pci_find_slot(bus, devfn);
if (!dev)
continue;
/* Ok, we've found a device, copy its cfg space to the buffer*/
for (i = 0; i < 256; i += sizeof(u32), pos += sizeof(u32))
pci_read_config_dword(dev, i, (u32*)(buf + pos));
pci_release_device(dev); /* 2.0 compatibility */
}
}
*eof = 1;
return pos;
}
其中使用的pci_find_slot()函数定义为：
struct pci_dev *pci_find_slot (unsigned int bus,
unsigned int devfn)
{
struct pci_dev *pptr = kmalloc(sizeof(*pptr), GFP_KERNEL);
int index = 0;
unsigned short vendor;
int ret;
if (!pptr) return NULL;
pptr->index = index; /* 0 */
ret = pcibios_read_config_word(bus, devfn, PCI_VENDOR_ID, &vendor);
if (ret /* == PCIBIOS_DEVICE_NOT_FOUND or whatever error */
|| vendor==0xffff || vendor==0x0000) {
kfree(pptr); return NULL;
}
printk("ok (%i, %i %x)\n", bus, devfn, vendor);
/* fill other fields */
pptr->bus = bus;
pptr->devfn = devfn;
pcibios_read_config_word(pptr->bus, pptr->devfn,
PCI_VENDOR_ID, &pptr->vendor);
pcibios_read_config_word(pptr->bus, pptr->devfn,
PCI_DEVICE_ID, &pptr->device);
return pptr;
}
（3）根据设备的配置信息申请I/O 空间及IRQ 资源；
（4）注册设备。
43
USB 设备的驱动主要处理probe（探测）、disconnect（断开）函数及usb_device_id（设
备信息）数据结构，如：
static struct usb_device_id sample_id_table[] =
{
{
USB_INTERFACE_INFO(3, 1, 1), driver_info: (unsigned long)"keyboard"
} ,
{
USB_INTERFACE_INFO(3, 1, 2), driver_info: (unsigned long)"mouse"
}
,
{
0, /* no more matches */
}
};
static struct usb_driver sample_usb_driver =
{
name: "sample", probe: sample_probe, disconnect: sample_disconnect, id_table:
sample_id_table,
};
当一个USB 设备从系统拔掉后，设备驱动程序的disconnect 函数会自动被调用，在执
行了disconnect 函数后，所有为USB 设备分配的数据结构，内存空间都会被释放：
static void sample_disconnect(struct usb_device *udev, void *clientdata)
{
/* the clientdata is the sample_device we passed originally */
struct sample_device *sample = clientdata;
/* remove the URB, remove the input device, free memory */
usb_unlink_urb(&sample->urb);
kfree(sample);
printk(KERN_INFO "sample: USB %s disconnected\n", sample->name);
/*
* here you might MOD_DEC_USE_COUNT, but only if you increment
* the count in sample_probe() below
*/
return;
}
当驱动程序向子系统注册后，插入一个新的USB 设备后总是要自动进入probe 函数。
驱动程序会为这个新加入系统的设备向内部的数据结构建立一个新的实例。通常情况下，
probe 函数执行一些功能来检测新加入的USB 设备硬件中的生产厂商和产品定义以及设备
所属的类或子类定义是否与驱动程序相符，若相符，再比较接口的数目与本驱动程序支持设
备的接口数目是否相符。一般在probe 函数中也会解析USB 设备的说明，从而确认新加入
44
的USB 设备会使用这个驱动程序：
static void *sample_probe(struct usb_device *udev, unsigned int ifnum,
const struct usb_device_id *id)
{
/*
* The probe procedure is pretty standard. Device matching has already
* been performed based on the id_table structure (defined later)
*/
struct usb_interface *iface;
struct usb_interface_descriptor *interface;
struct usb_endpoint_descriptor *endpoint;
struct sample_device *sample;
printk(KERN_INFO "usbsample: probe called for %s device\n",
(char *)id->driver_info /* "mouse" or "keyboard" */ );
iface = &udev->actconfig->interface[ifnum];
interface = &iface->altsetting[iface->act_altsetting];
if (interface->bNumEndpoints != 1) return NULL;
endpoint = interface->endpoint + 0;
if (!(endpoint->bEndpointAddress & 0x80)) return NULL;
if ((endpoint->bmAttributes & 3) != 3) return NULL;
usb_set_protocol(udev, interface->bInterfaceNumber, 0);
usb_set_idle(udev, interface->bInterfaceNumber, 0, 0);
/* allocate and zero a new data structure for the new device */
sample = kmalloc(sizeof(struct sample_device), GFP_KERNEL);
if (!sample) return NULL; /* failure */
memset(sample, 0, sizeof(*sample));
sample->name = (char *)id->driver_info;
/* fill the URB data structure using the FILL_INT_URB macro */
{
int pipe = usb_rcvintpipe(udev, endpoint->bEndpointAddress);
int maxp = usb_maxpacket(udev, pipe, usb_pipeout(pipe));
if (maxp > 8) maxp = 8; sample->maxp = maxp; /* remember for later */
FILL_INT_URB(&sample->urb, udev, pipe, sample->data, maxp,
sample_irq, sample, endpoint->bInterval);
}
45
/* register the URB within the USB subsystem */
if (usb_submit_urb(&sample->urb)) {
kfree(sample);
return NULL;
}
/* announce yourself */
printk(KERN_INFO "usbsample: probe successful for %s (maxp is %i)\n",
sample->name, sample->maxp);
/*
* here you might MOD_INC_USE_COUNT; if you do, you'll need to unplug
* the device or the devices before being able to unload the module
*/
/* and return the new structure */
return sample;
}
在网络设备驱动的编写中，我们特别关心的就是数据的收、发及中断。网络设备驱动程
序的层次如下：
网络设备接收到报文后将其传入上层：
/*
* Receive a packet: retrieve, encapsulate and pass over to upper levels
*/
void snull_rx(struct net_device *dev, int len, unsigned char *buf)
{
struct sk_buff *skb;
struct snull_priv *priv = (struct snull_priv *) dev->priv;
/*
* The packet has been retrieved from the transmission
* medium. Build an skb around it, so upper layers can handle it
*/
skb = dev_alloc_skb(len+2);
if (!skb) {
printk("snull rx: low on mem - packet dropped\n");
priv->stats.rx_dropped++;
46
return;
}
skb_reserve(skb, 2); /* align IP on 16B boundary */
memcpy(skb_put(skb, len), buf, len);
/* Write metadata, and then pass to the receive level */
skb->dev = dev;
skb->protocol = eth_type_trans(skb, dev);
skb->ip_summed = CHECKSUM_UNNECESSARY; /* don't check it */
priv->stats.rx_packets++;
#ifndef LINUX_20
priv->stats.rx_bytes += len;
#endif
netif_rx(skb);
return;
}
在中断到来时接收报文信息：
void snull_interrupt(int irq, void *dev_id, struct pt_regs *regs)
{
int statusword;
struct snull_priv *priv;
/*
* As usual, check the "device" pointer for shared handlers.
* Then assign "struct device *dev"
*/
struct net_device *dev = (struct net_device *)dev_id;
/* ... and check with hw if it's really ours */
if (!dev /*paranoid*/ ) return;
/* Lock the device */
priv = (struct snull_priv *) dev->priv;
spin_lock(&priv->lock);
/* retrieve statusword: real netdevices use I/O instructions */
statusword = priv->status;
if (statusword & SNULL_RX_INTR) {
/* send it to snull_rx for handling */
snull_rx(dev, priv->rx_packetlen, priv->rx_packetdata);
}
if (statusword & SNULL_TX_INTR) {
/* a transmission is over: free the skb */
priv->stats.tx_packets++;
priv->stats.tx_bytes += priv->tx_packetlen;
47
dev_kfree_skb(priv->skb);
}
/* Unlock the device and we are done */
spin_unlock(&priv->lock);
return;
}
而发送报文则分为两个层次，一个层次是内核调用，一个层次完成真正的硬件上的发送：
/*
* Transmit a packet (called by the kernel)
*/
int snull_tx(struct sk_buff *skb, struct net_device *dev)
{
int len;
char *data;
struct snull_priv *priv = (struct snull_priv *) dev->priv;
#ifndef LINUX_24
if (dev->tbusy || skb == NULL) {
PDEBUG("tint for %p, tbusy %ld, skb %p\n", dev, dev->tbusy, skb);
snull_tx_timeout (dev);
if (skb == NULL)
return 0;
}
#endif
len = skb->len < ETH_ZLEN ? ETH_ZLEN : skb->len;
data = skb->data;
dev->trans_start = jiffies; /* save the timestamp */
/* Remember the skb, so we can free it at interrupt time */
priv->skb = skb;
/* actual deliver of data is device-specific, and not shown here */
snull_hw_tx(data, len, dev);
return 0; /* Our simple device can not fail */
}
/*
* Transmit a packet (low level interface)
*/
void snull_hw_tx(char *buf, int len, struct net_device *dev)
{
48
/*
* This function deals with hw details. This interface loops
* back the packet to the other snull interface (if any).
* In other words, this function implements the snull behaviour,
* while all other procedures are rather device-independent
*/
struct iphdr *ih;
struct net_device *dest;
struct snull_priv *priv;
u32 *saddr, *daddr;
/* I am paranoid. Ain't I? */
if (len < sizeof(struct ethhdr) + sizeof(struct iphdr)) {
printk("snull: Hmm... packet too short (%i octets)\n",
len);
return;
}
if (0) { /* enable this conditional to look at the data */
int i;
PDEBUG("len is %i\n" KERN_DEBUG "data:",len);
for (i=14 ; i<len; i++)
printk(" %02x",buf[i]&0xff);
printk("\n");
}
/*
* Ethhdr is 14 bytes, but the kernel arranges for iphdr
* to be aligned (i.e., ethhdr is unaligned)
*/
ih = (struct iphdr *)(buf+sizeof(struct ethhdr));
saddr = &ih->saddr;
daddr = &ih->daddr;
((u8 *)saddr)[2] ^= 1; /* change the third octet (class C) */
((u8 *)daddr)[2] ^= 1;
ih->check = 0; /* and rebuild the checksum (ip needs it) */
ih->check = ip_fast_csum((unsigned char *)ih,ih->ihl);
if (dev == snull_devs)
PDEBUGG("%08x:%05i --> %08x:%05i\n",
ntohl(ih->saddr),ntohs(((struct tcphdr *)(ih+1))->source),
ntohl(ih->daddr),ntohs(((struct tcphdr *)(ih+1))->dest));
else
49
PDEBUGG("%08x:%05i <-- %08x:%05i\n",
ntohl(ih->daddr),ntohs(((struct tcphdr *)(ih+1))->dest),
ntohl(ih->saddr),ntohs(((struct tcphdr *)(ih+1))->source));
/*
* Ok, now the packet is ready for transmission: first simulate a
* receive interrupt on the twin device, then a
* transmission-done on the transmitting device
*/
dest = snull_devs + (dev==snull_devs ? 1 : 0);
priv = (struct snull_priv *) dest->priv;
priv->status = SNULL_RX_INTR;
priv->rx_packetlen = len;
priv->rx_packetdata = buf;
snull_interrupt(0, dest, NULL);
priv = (struct snull_priv *) dev->priv;
priv->status = SNULL_TX_INTR;
priv->tx_packetlen = len;
priv->tx_packetdata = buf;
if (lockup && ((priv->stats.tx_packets + 1) % lockup) == 0) {
/* Simulate a dropped transmit interrupt */
netif_stop_queue(dev);
PDEBUG("Simulate lockup at %ld, txp %ld\n", jiffies,
(unsigned long) priv->stats.tx_packets);
}
else
snull_interrupt(0, dev, NULL);
}
块设备也以与字符设备register_chrdev、unregister_ chrdev 函数类似的方法进行设备的
注册与释放。但是，register_chrdev 使用一个向 file_operations 结构的指针，而register_blkdev
则使用 block_device_operations 结构的指针，其中定义的open、release 和 ioctl 方法和字
符设备的对应方法相同，但未定义 read 或者 write 操作。这是因为，所有涉及到块设备的
I/O 通常由系统进行缓冲处理。
块驱动程序最终必须提供完成实际块 I/O 操作的机制，在 Linux 中，用于这些 I/O 操
作的方法称为“request（请求）”。在块设备的注册过程中，需要初始化request 队列，这一
动作通过blk_init_queue 来完成，blk_init_queue 函数建立队列，并将该驱动程序的 request 函
数关联到队列。在模块的清除阶段，应调用 blk_cleanup_queue 函数。看看mtdblock 的例子：
static void handle_mtdblock_request(void)
{
struct request *req;
struct mtdblk_dev *mtdblk;
unsigned int res;
50
for (;;) {
INIT_REQUEST;
req = CURRENT;
spin_unlock_irq(QUEUE_LOCK(QUEUE));
mtdblk = mtdblks[minor(req->rq_dev)];
res = 0;
if (minor(req->rq_dev) >= MAX_MTD_DEVICES)
panic("%s : minor out of bound", __FUNCTION__);
if (!IS_REQ_CMD(req))
goto end_req;
if ((req->sector + req->current_nr_sectors) > (mtdblk->mtd->size >> 9))
goto end_req;
// Handle the request
switch (rq_data_dir(req))
{
int err;
case READ:
down(&mtdblk->cache_sem);
err = do_cached_read (mtdblk, req->sector << 9,
req->current_nr_sectors << 9,
req->buffer);
up(&mtdblk->cache_sem);
if (!err)
res = 1;
break;
case WRITE:
// Read only device
if ( !(mtdblk->mtd->flags & MTD_WRITEABLE) )
break;
// Do the write
down(&mtdblk->cache_sem);
err = do_cached_write (mtdblk, req->sector << 9,
req->current_nr_sectors << 9,
req->buffer);
up(&mtdblk->cache_sem);
if (!err)
res = 1;
51
break;
}
end_req:
spin_lock_irq(QUEUE_LOCK(QUEUE));
end_request(res);
}
}
int __init init_mtdblock(void)
{
int i;
spin_lock_init(&mtdblks_lock);
/* this lock is used just in kernels >= 2.5.x */
spin_lock_init(&mtdblock_lock);
#ifdef CONFIG_DEVFS_FS
if (devfs_register_blkdev(MTD_BLOCK_MAJOR, DEVICE_NAME, &mtd_fops))
{
printk(KERN_NOTICE "Can't allocate major number %d for Memory Technology
Devices.\n",
MTD_BLOCK_MAJOR);
return -EAGAIN;
}
devfs_dir_handle = devfs_mk_dir(NULL, DEVICE_NAME, NULL);
register_mtd_user(&notifier);
#else
if (register_blkdev(MAJOR_NR,DEVICE_NAME,&mtd_fops)) {
printk(KERN_NOTICE "Can't allocate major number %d for Memory Technology
Devices.\n",
MTD_BLOCK_MAJOR);
return -EAGAIN;
}
#endif
/* We fill it in at open() time. */
for (i=0; i< MAX_MTD_DEVICES; i++) {
mtd_sizes[i] = 0;
mtd_blksizes[i] = BLOCK_SIZE;
}
init_waitqueue_head(&thr_wq);
/* Allow the block size to default to BLOCK_SIZE. */
52
blksize_size[MAJOR_NR] = mtd_blksizes;
blk_size[MAJOR_NR] = mtd_sizes;
BLK_INIT_QUEUE(BLK_DEFAULT_QUEUE(MAJOR_NR), &mtdblock_request,
&mtdblock_lock);
kernel_thread (mtdblock_thread, NULL,
CLONE_FS|CLONE_FILES|CLONE_SIGHAND);
return 0;
}
static void __exit cleanup_mtdblock(void)
{
leaving = 1;
wake_up(&thr_wq);
down(&thread_sem);
#ifdef CONFIG_DEVFS_FS
unregister_mtd_user(&notifier);
devfs_unregister(devfs_dir_handle);
devfs_unregister_blkdev(MTD_BLOCK_MAJOR, DEVICE_NAME);
#else
unregister_blkdev(MAJOR_NR,DEVICE_NAME);
#endif
blk_cleanup_queue(BLK_DEFAULT_QUEUE(MAJOR_NR));
blksize_size[MAJOR_NR] = NULL;
blk_size[MAJOR_NR] = NULL;
}
12.总结
至此，我们可以对 Linux 设备驱动程序的编写作一总结。驱动的编写涉及如下主题：
（1）内核模块、驱动程序的结构；
（2）驱动程序中的并发控制；
（3）驱动程序中的中断处理；
（4）内核模块、驱动程序的结构；
（5）驱动程序中的定时器；
（6）驱动程序中的I/O 与内存访问；
（7）驱动程序与用户程序的通信。
实际内容相当错综复杂，掌握起来有相当地难度。而本质上，这些内容仅分为两类：（1）
设备的访问；（2）设备访问的控制。前者是目的，而为了达到访问的目的，又需要借助并发
控制等辅助手段。