Что такое драйвер устройства.
Создание драйвера устройства - дело достаточно трудоемкое. Запись на жесткий диск требует помещения определенных цифровых данных в определенное место, ожидания ответа на запрос о готовности жесткого диска, затем аккуратной пересылки информации. Запись на флопповод проходит еще сложнее - нужен постоянный контроль на текущим состоянием дискеты.
Вместо помещения кода каждого отдельного приложения управляющего устройством, вы разделяете код между приложениями. Вам следует защитить этот код от других пользователей и использующих его программ.
Если вы верно сделали это, то вы можете без смены приложений подключать или убирать устройства. Более того, вы должны иметь возможности ОС - загрузить вашу программу в память и запустить ее. Так что ОС, в сущности, - это набор привилегированных, общих и частных функций или функций аппаратного обеспечения низкого уровня,функций работы с памятью и функций контроля.
Все версии UNIX имеет абстрактный способ считывания и записи на устройство. Действующие устройства представляются в виде файлов, так что одинаковые вызовы ( read(), write() и т.п.) могут быть использованы и как устройства и как файлы.
Внутри ядра существует набор функций, отмеченных как файлы, вызываемые при запросе для ввода/вывода на файлы устройств, каждый из которых представляет свое устройство.
Всем устройствам, контролируемым одним драйвером, дается один и тот же основной номер, и различные подномера.
Эта глава описывает, как написать любой из допускаемых в Linux типов драйверов устройств : символьных, блочных, сетевых и драйверов SCSI. Она описывает, какие функции вы должны написать, как инициализировать драйверы и эффективно выделять под них память, какие функции встроены в Linux для упрощения деятельности такого рода.
Создание драйвера устройств для Linux оказывается более простым чем мнится на первый взгляд, ибо оно включает в себя написание новой функции и определение ее в системе переключения файлов(VFS).
Тем самым, когда доступно устройство, присущее вашему драйверу, VFS вызывает вашу функцию.
Однако, вы должны помнить, что драйвер устройства является частью ядра. Это означает, что ваш драйвер запускается на уровне ядра и обладает большими возможностями : записать в любую область памяти, повредить ваш монитор или разбить вам унитаз в случае, если ваш компьютер управляет сливным баком.
Также ваш драйвер будет запущен в режиме работы с ядром, а ядро Linux, как и большинство ядер UNIX, не имеет средств принудительного сброса. Это означает, что если ваш драйвер будет долго работать, не давая при этом работать другим программам, ваш компьютер может "зависнуть ". Нормальный пользовательский режим с последовательным запуском не обращается к вашему драйверу.
Если вы решили написать драйвер устройства, вы должны внимательно прочитать всю эту главу, однако, нет гарантий, что эта глава не содержит ошибок, и вы не сломаете ваш компьютер, даже если будете следовать всем инструкциям. Единственный совет - сохраняйте информацию перед запуском драйвера.
Драйверы пользовательского уровня.
Не всегда нужно писать драйвер для устройства, особенно если за устройством следит всего одно приложение. Наиболее полезным примером этому является устройство карты памяти, однако вы можете сделать карту памяти с помощью устройств ввода/вывода (доступ к устройствам осуществляется с помощью функций inpb() и outpb()).
Если вы работаете в режиме superuser, вы можете использовать функцию mmap для того, чтобы поместить вашу функцию в какую-то область памяти. С помощью этой процедуры вы сможете весьма просто работать с адресами памяти, как с обычными переменными.
Если ваш драйвер использует прерывание, то вам придется работать внутри ядра, так как не существует других путей для прерываний обычных пользовательских процессов. В проекте DOSEMU однако, есть Простейший Генератор прерываний - SIG, но он работает недостаточно быстро, как это можно было ожидать от последней версии DOSEMU.
Прерывание - это жестко определенная процедура. Также вы при установке своего аппаратного обеспечения вы определяете линию IRQ для физического сигнала прерываний, возникающего, когда устройство обращается к драйверу. Это происходит, когда устройство пересылает или запрашивает информацию, а также при обнаружении каких-либо исключительных ситуаций, о которых должен знать драйвер. Для обработки прерываний в ядре и для обработки сигналов на пользовательском уровне используется одна и та же структура данных - sigaction. Таким образом, где сигналы аппаратных прерываний доставляются ядру точно так же, как системные сигналы на уровне пользовательского обеспечения.
Если ваш драйвер должен обращаться к нескольким процессам сразу или управлять общими ресурсами, тогда вы должны написать драйвер устройства, и драйвер пользовательского уровня вам не подходит.
Хорошим примером драйвера пользовательского уровня является библиотека vgalib. Стандартные функции read() и write() не подходят для написания действительно быстрого графического драйвера, и поэтому существует библиотека функций, которая концептуально работает как драйвер устройства, но на пользовательском уровне. Все функции, которые используют ее, должны запускать setuid, так как она использует системную функцию ioperm(). Функции, которые не запускают setuid, обладают возможностью записи в /DEV/MEM, если у вас есть группы mem или kmem, которые позволяют это, но только корневые процессы могут запускать ioperm().
Есть несколько портов ввода/вывода, относящихся к графике VGA. Vgalib дает им символические имена с помощью #define, и далее используют ioperm() для разрешения функции правильного прочтения и записи в эти порты.
if (ioperm(CRT_IC, 1, 1)) {
printf("VGAlib: can't get I/O permission \n");
exit(-1);
}
ioperm(CRT_IM, 1, 1);
ioperm(ATT_IW, 1, 1);
[--]
Это требует лишь однократной проверки, так как единственной причиной нефункционирования ioperm() может быть обращение к ней не в статусе superuser или во время смены статуса.
/\
\/ После вызова этой функции разрешается использование inb и outb
инструкций, однако лишь с определенными портами. Эти инструкции
могут быть доступны без использования прямого ассемблерного кода
, но работают они лишь в случае компиляции с параметром
optimization on и с ключом -0?. Для более подробных сведений читай
.
После обращения в порты ввода вывода vgalib засылает информацию в область ядра следующим образом :
/* open /dev/mem */
if ((mem_fd = open("/dev/mem", 0_RDWR) ) < 0) {
prntf( "VGAlib: can' t open /dev/mem \n");
exit (-1);
}
/* mmap graphics memory */
if ((graph_mem = malloc(GRAPH*SIZE + (PAGE-SIZE-1))) == NULL) {
printf( " VGAlib: allocation error \n ");
exit (-1);
}
if ((unsigned long)graph_mem % PAGE_SIZE)
graph_mem += PAGE_SIZE - ((unsigned long)graph_mem % PAGE_SIZE);
graph_mem = (unsigned char *)mmap(
(caddr_t)graph_mem,
GRAPH_SIZE,
PROT_READ|PROT_WRITE,
MAP_SHARED|MAP_FIXED,
mem_fd,
GRAPH_BASE
);
if ((long)graph_mem < 0) {
printf(" VGAlib: mmap error \n");
exit (-1);
}
В начале программа открывает /dev/mem, затем выделят достаточное количество памяти для распределения на страницу, затем меняет карту памяти.
GRAPHSIZE - размер памяти vga.
GRAPHBASE - адрес начала памяти VGA в /dev/mem.
Затем, записывая в адрес возвращаемый mmap(), программа осуществляет запись в память экрана.
Если вы хотите написать драйвер, работающий так же, как и драйвер на уровне ядра, но не находящийся в его области, то вы можете создать fifo (буфер - first in, first out). Обычно он помещается в директорию /dev (во время нефункционирования) и ведет себя как подключенное устройство.
В частности, это используется когда вы используете мышь типа PS/2 и хотите запустить XFree86. Вы должны создать fifo, называемый /dev/mouse, и запустить программу mconv, которая, читая сигналы мыши PS/2 из /dec/psaux, пишет эквивалентные сигналы microsoft mouse в /dev/mouse.
В этом случае XFree86 будет читать сигналы из /dev/mouse и функционировать также как и при подключенной microsoft mouse.
Мы будем полагать, что вы не хотите писать драйвер на пользовательском уровне, а желаете работать непосредственно в области ядра.
В таком случае вам придется иметь дело с файлами .с и .h. Мы будем условно обозначать ваши труды как foo.c и foo.h.
Первое что вы должны сделать при написании драйвера - назвать устройство. Имя должно выть кратким - строка из двух - трех символов. К примеру, параллельные устройства - "lp", дисководы "fd", диски SCSI - "sd".
Создавая ваш драйвер, называйте функции в нем с первыми тремя буквами избранной строки в имени. Так как мы называем его foo - функции в нем соответственно - foo_read и foo_write.
Выделение памяти в ядре отличается от выделения памяти на пользовательском уровне. Вместо функции malloc() выделяющее почти неограниченное количество памяти, существует kmalloc(), которая имеет некоторые отличия:
Для очистки памяти, выделенной kmalloc(), используйте функции kfree() и kfree_s(). Они также несколько отличаются от функции free() :
См 2.6 для получения более подробной информации о kmalloc(), kfree() и о других полезных функциях.
Другой способ сохранить память - выделение ее во время инициализации. Ваша инициализационная функция foo_init() в качестве аргумента использует указатель на текущий конец памяти.Она может взять столько памяти, сколько хочет сохранить указатель/указатели на эту память и возвратить указатель на новый конец памяти.Преимуществом этого метода является то, что при выделении большого буфера в случае, если foo - драйвер не находит foo- устройства, подключенного к компьютеру, память не тратится. Функция инициализации подробно обсуждается в части 2.3.6. Будьте предельно аккуратны при использовании kmalloc(), используйте его только в случае крайней необходимости. Помните, что память в ядре не своппится. Аккуратно выделяйте ее, а затем каждый раз очищайте ее функцией frее().
Существует два типа устройств в системах UN*X - символьные и блочные устройства. Для символьных устройств не предусмотрено буфера, в то время как блочные устройства имеют доступ лишь через буферную память. Блочные устройства должны быть равнодоступными, а для символьных это не обязательно, хотя и возможно. Файловая система может работать лишь в случае, если она является блочным устройством.
Общение с символьными устройствами осуществляется с помощью функций foo_read() и foo_write(). Функции foo_read() и foo_write() не могут останавливаться в процессе деятельности, поэтому блочные устройства даже не требуют использования этих функций, а вместо этого используют специальный механизм, называемый "strategy routine" - стратегическая подпрограмма. Обмен информацией происходит при помощи функций bread(), breada(), bwrite(). Эти функции, просматривая буферную память, могут вызывать "strategy routine" в зависимости от того, готово устройство или нет к приему информации (в случае записи - буфер переполнен), или же присутствует ли информация в буфере (в случае чтения ).Запрос текущего блока из буфера может быть асинхронен чтению - breada() может вначале определить график передачи информации, а затем заняться непосредственно передачей. Далее мы представим полный обзор буферной памяти(кэш). Исходные тексты для символьных устройств содержатся в /kernel/chr_drv, исходники для блочных - /kernel/blk_drv. Для простоты чтения интерфейсы у них довольно просты, за исключением функций записи и чтения. Это происходит из за определения вышеописанной "strategy routine" в случае блочных устройств и соответствующего ему определения foo_read и foo_write() для символьных устройств. Более подробно об этом в 2.4.1 и 2.5.1.
Аппаратное обеспечение работает достаточно медленно. Это определяется временем получения информации, в момент получения которой процессор не занят, и находится в состоянии ожидания. Для того чтобы вывести процессор из режима работа - ожидание, вводятся ! прерывания ! - процессы, предназначенные для прерывания конкретных операций и предоставления ОС задачи по выполнению которой последняя без потерь возвращается в исходное положение.
В идеале все устройства должны обрабатываться с использованием прерываний, однако на PC и совместимых прерывания используются лишь в некоторых случаях, так что некоторые драйверы вынуждены проверять аппаратное обеспечение на готовность к приему информации.
Так же существуют аппаратные средства ( дисплей с распределенной памятью ) работающие быстрее остальных частей компьютера. В таком случае драйвер, управляемый прерываниями будет выглядеть нелепо.
В Linux cуществуют как драйверы, управляемые прерываниями так и драйверы, не использующие прерываний, и оба типа драйверов могут отключаться или включаться во время работы подпрограммы. В частности, "lp" устройство ждет готовности принтера к принятию информации и, в случае отказа, отключается на какой-то промежуток времени, чтобы затем попытаться вновь.
Это улучшает показатели системы. Однако, если вы имеете параллельную карту, поддерживающую прерывания, драйвер, используя ее, увеличит скорость работы. Существуют несколько программных отличий между драйвером, управляемым прерываниями и ждущими драйверами. Для осознания этих отличий вы должны представлять себе устройство системных вызовов UN*X. Ядро - неразделяемая задача под UN*X. В таком случае в каждом процессе находится копия ядра.
Когда процесс запускает системный запрос, он не передает управление другому процессу, а скорее меняет режим исполнения на режим ядра. В этом режиме он запускает он запускает защищенный от ошибок код ядра.
В режиме ядра процесс все еще имеет доступ к пространству памяти пользователя, как и до смены режима, что достигается с помощью макросов: get_fs_*() и memcpy_fromfs(), осуществляющих чтение из памяти, и put_fs_*() и memcpy_tofs(), осуществляющих запись. Так как процесс переходит из одного режима в другой, вопроса о помещении информации в определенную область памяти не возникает.
Однако во время работы прерывания может работать любой процесс и вышеназванные макросы не могут быть использованы - они либо запишут информацию в случайную область памяти,либо повергнут ядро в ужас.
Вместо отслеживания прерываний драйвер может выделять временную область для информации.Когда часть драйвера, управляемая прерыванием, заполняет эту область, она замораживает процесс,списывает информацию в пространство памяти пользователя.В блочных устройствах драйвер, создающий эту временную область, снабжен механизмом кеширования, что не предусмотрено в символьных устройствах.
Начнем с об"яснения механизма заморозки и его использования. Это включает в себя то, что процесс, будучи в замороженном состоянии (не функционирует), в какой - то момент времени можно активизировать, а затем опять заморозить (приостановить )!
Возможно, лучший способ понять механизм замораживания и активизации в Linux - изучение исходного текста функции __sleep_on(), использующейся для описания функций sleep_on() и interruptible_sleep_on().
static inline void __sleep_on(struct wait_queue **p, int state)
{
unsigned long flags;
struct wait_queue wait = { current, NULL };
if (!p)
return;
if (current == task[0])
panic ( "task[0] trying to sleep");
current->state = state;
add_wait_queue(p, &wait);
save_flags(flags);
sti();
schedule();
remove_wait_queue(p, &wait);
restore_flags(flags);
}
wait_queue - циклический список указателей на структуры задач, определенные в как
struct wait_queue {
struct task_struct * task;
struct wait_queue * next;
};
Меткой состояния процесса в данном случае является или TASK_INTERRAPTIBLE, или TASK_UNINTERRAPTIBLE, в зависимости от того, может ли заморозка процесса прерываться такими вещами, как системные вызовы.Вообще говоря, механизм заморозки необходимо прерывать лишь в случае медленных устройств, так как такое устройство может приостановить на достаточно длительный срок работу всей системы. add_wait_queue() отключает прерывание, создает новый элемент структуры wait_queue, определенной в начале функции как список p.Затем она восстанавливает в исходное положение метку о состоянии процесса.
save_flags() - макрос, сохраняющий флаги процессов, задаваемых в виде аргументов. Это делается для фиксации предыдущего положения метки состояния процесса. Таким образом, функция restore_flags() может восстанавливать положение метки.
Функция sti() затем разрешает прерывания, а schedule() выбирает для выполнения следующий процесс. Задача не может быть избранной для выполнения, пока метка не будет находиться в состоянии TASK_RUNNING.
Это достигается с помощью функции wake_up(),примененной к задаче, ждущей в структуре p своей очереди.
Затем процесс исключает себя из wait_queue,восстанавливает состояние положения прерывания с помощью restore_flags() и завершает работу.
Для определения очередности запросов на ресурсы в структуру wait_queue введены указатели на задачи, использующие этот ресурс. В таком случае, когда несколько задач запрашивают один и тот же ресурс одновременно, задачи, не получившие доступ к ресурсу, замораживаются в wait_queue.По окончании работы текущей задачи активизируется следующая задача из wait_queue,относящаяся к этому ресурсу с помощью функций wake_up() или wake_up_interruptible().
Если вы хотите понять последовательность разморозки задач или более детально изучить механизм заморозки, вам нужно купить одну из книг, предложенных в приложении А и просмотреть !mutual exclusion! и !deadlock!.
Если механизм sleep_on()/wake_up() в Linux не удовлетворяет вашим требованиям, вы можете усовершенствовать его. В качестве примера тому можете посмотреть серийный драйвер устройства (/kernel/chr_drv/serial.c), функцию
block_til_ready(), которая представляет собой несколько измененные add_wait_queue() и schedule()
VFS - Virtual Filesystem Switch (Система виртуального переключения файловой системы ) - механизм, позволяющий Linux поддерживать сразу несколько файловых систем. В первой версии Linux доступ к файловой системе осуществляется через подпрограммы, работающие с файловой системой minix. Для обеспечения возможности работы с другой файловой системой ее вызовы переопределяются как функции знакомой Linux системы файлов. Это делается с помощью программы, содержащей структуру указателей на функции, представляющие все возможные действия с файловой системой. Вызывает интерес структура file_operations :
From /usr/include/linux/fs.h:
struct file_operations {
int (*lseek) (struct inode *, struct file *, off_t, int);
int (*read) (struct inode *, struct file *, char *, int);
int (*write) (struct inode *, struct file *, char *, int);
int (*readdir) (struct inode *, struct file *, struct dirent *,
int count);
int (*select) (struct inode *, struct file *, int,
select_table *);
int (*ioctl) (struct inode *, struct file *, unsigned int,
unsigned int);
int (*mmap) (struct inode *, struct file *, unsigned long,
size_t, int, unsigned long);
int (*open) (struct inode *, struct file *);
void (*release) (struct inode *, struct file *);
};
Эта структура содержит список функций, нужных для создания драйвера.
Функция вызывается, когда в специальном файле, представляющем устройство, появляется системный вызов lseek().Это функция перехода текущей позиции на заданное смещение.Ей задается четыре аргумента :
struct inode * inode
- Указатель на структуру inode для этого устройства.
struct file * file
- Указатель на файловую структуру для данного устройства.
off_t offset
- Смещение от ! origin !.
int origin 0 = смещение от начала.
1 = смещение от текущей позиции.
2 = смещение от конца.
lseek() возвращает -errno в случае ошибки или положительное смещение после выполнения.
Если lseek() отсутствует, ядро автоматически изменяет элемент file -> f_pos.При origin = 2 в случае file -> f_inode = NULL ему присваивается значение -EINVAL,иначе file -> fpos принимает значение file -> f_inode -> i_size + offset.Поэтому в случае возврата ошибки устройства системным вызовом lseek() вы должны использовать функцию lseek для определения этой ошибки.
Функции read() и write() осуществляют обмен информацией с устройством, посылая на него строку символов.Если функции read() и write() отсутствуют в структуре file_operatios, определенной в ядре, то в случае символьного устройства одноименные вызовы будут возвращать -EINVAL.В случае блочных устройств функции не определяются, так как VFS будет общаться с устройством через механизм обработки буфера, вызывающий "strategy routine". См. 2.5.2 для более подробного изучения устройства механизма работы с буфером.
Функции read() и write() используют следующие аргументы :
Еще один элемент структуры file_operations, используемый для описания файловых систем так же, как драйверы устройств. Функция не нуждается в предопределении. Ядро возвращает -ENOTDIR в случае вызова readdir() из специального файла устройства.
Функция select() полезна в основном в работе с символьными устройствами. Обычно она используется для многократного чтения без использования последовательного вызова функций. Приложение делает системный вызов select(), задавая ему список дескрипторов файлов, затем ядро сообщает программе, при просмотре какого дескриптора она была активизирована. Также select() иногда используется как таймер. Однако функция select() в драйвере устройства не вызывается непосредственно системным вызовом, так что file_operations select() выполняет небольшое количество примитивных операций. Ее аргументы:
Функция ioctl() осуществляет функцию передачи контроля ввода/вывода. Структура вашей функции должна быть следующей: первичная проверка ошибок, затем переключение, дающее вам право контролировать все ioctl. Номер ioctl находится в аргументе cmd, аргумент контролируемой команды находится в arg. Для работы с ioctl() вы должны иметь подробное представление о контроле над вводом/выводом. Если вы сомневаетесь в правильности использования ioctl(), спросите кого-нибудь, так как эта функция в текущий момент может оказаться ненужной. Так как ioctl() является частью интерфейса драйверов, вам придется уделить ей внимание.
Если слот ioctl() в file_operations не заполнен, VFS возвращает значение -EINVAL, однако в любом другом случае, кесли cmd принимант одно из значений - FIOCLEX, FIONCLEX,FIONBIO, FIOASYNC, будет происходить следующее:
Помните, что вам надо учитывать эти четыре номера при написании своих ioctl(), так как они могут быть несовместимы между собой, откуда в программе может возникнуть тяжело обнаруживаемая ошибка.
[В описании распределения памяти описано, как функции интерфейса Менеджера виртуальной памяти могут быть использованы mmap().]
Функция вызывается после открытия специальных файлов устройств. Она является механизмом слежения за последовательностью выполняемых действий. Если устройством пользуется лишь один процесс, функция open() закроет устройство любым доступным в данный момент способом, обычно устанавливая нужный бит в положение "занято". Если процесс уже использует устройство (бит уже установлен), open() возвращает -EBUSY.
Если же устройство необходимо нескольким процессам, эта функция обладает возможностью любой очередности.
Если устройство не существует, open() вернет -ENODEV.
Функция release() вызывается лишь тогда, когда процесс закрывает последний файловый дескриптор. release() может переустанавливать бит "занято". После вызова release(), вы можете очистить куски выделенной kmalloc() памятью под очереди процессов.
Эта функция не входит в file_operations но вам придется использовать ее, так как именно она регистрирует file_operations с содержащейся там VFS - - без нее запросы на драйвер будут находится в беспорядочном состоянии. Эта функция запускается во время загрузки и самоконфигурирования ядра. init() получает переменную с адресом конца используемой памяти. Затем она обнаруживает все устройства, выделяет память, исходя из их общего числа, сохраняет полезные адреса и возвращает новый адрес конца используемой памяти. Функцию init() вы должны вызывать из определенного места. Для символьных устройств это /kernel/cdr_dev/mem.c. В общем случае функции надо задавать лишь переменную memory_start.
Во время работы функции init(), она регистрирует ваш драйвер с помощью регистрирующих функций. Для символьных устройств это register_chrdev(). register_chrdev использует три аргумента :
После окончания работы функции, файлы становятся доступными для VFS, и она по надобности переключает устройство с одного вызова на другой.
Функция init() обычно выводит сведения о найденном аппаратном обеспечении и информацию о драйвере.Это делается с использованием функции printk().
Кроме функций описанных в file_operations, есть еще одна функция, кото- рую вам надо вписать в функцию foo_init(). Вам придется изменить функцию chr_dev_init() в chr_drv/mem.c для вызова вашей функции foo_init(). foo_init() вначале должна вызывать register_chrdev() для определения самой себя и установки номеров устройств. Аргументы register_chrdev() :
В драйверах, не использующих прерывания, легко пишутся функции foo_read() и foo_write() :
static int foo_write(struct inode * inode, struct file * file,
char * buf, int count)
{
unsigned int minor = MINOR(inode->i_rdev);
char ret;
while (count > 0) {
ret = foo_write_byte(minor);
if (ret < 0) {
foo_handle_error(WRITE, ret, minor);
continue;
}
buf++ = ret; count--
}
return count;
}
foo_write_byte() и foo_handle_error() - функции, также определенные в foo.c или псевдокоде.
WRITE - константа или определена #define.
Из примера также видно как пишется функция foo_read(). Драйверы, управ- ляемые прерываниями, более сложны :
Пример foo_write для драйвера, управляемого прерываниями :
static int foo_write(struct inode * inode, struct file * file,
char * but, int count)
{
unsigned int minor = MINOR(inode->i_rdev);
unsigned long copy_size;
unsigned long total_bytes_written = 0;
unsigned long bytes_written;
struct foo_struct *foo = &foo_table[minor];
do {
copy_size = (count <= FOO_BUFFER_SIZE ? count : FOO_BUFFER_SIZE);
memcpy_fromfs(foo->foo_buffer, buf, copy_size);
while (copy_size) {
/* запуск прерывания */
if (some_error_has_occured) {
/* обработка ошибочного состояния */ }
current->timeout = jiffies +FOO_INTERRUPT_TIMEOUT;
/* set timeout in case an interrupt has been missed */
interruptible_sleep_on(&foo->foo_wait_queue);
bytes_written = foo->bytes_xfered;
foo->bytes_written = 0;
if (current->signal & ~current->blocked) {
if (total_bytes_written + bytes_written)
return total_bytes_written + bytes_written;
else
return -EINTR; /* nothing was written, system
call was interrupted, try again */
}
}
total_bytes_written += bytes_written;
buf += bytes_written;
count -= bytes-written;
} while (count > 0);
return total_bytes_written;
}
static void foo_interrupt(int irq)
{
struct foo_struct *foo = &foo_table[foo_irq[irq]];
/* Here, do whatever actions ought to be taken on an interrupt.
Look at a flag in foo_table to know whether you ought to be
reading or writing. */
/* Increment foo->bytes_xfered by however many characters were
read or written */
if (buffer too full/empty)
wake_up_ interruptible(&foo->foo_wait_queue);
}
Здесь функция foo_read также аналогична. foo_table[] - массив структур, каждая из которых имеет несколько элементов, в том числе foo_wait_queue и bytes_xfered, которые используются и для чтения, и для записи. foo_irq[] - - массив из 16 целых использующийся для контроля за приоритетами элементов foo_table[] засылаемыми в foo_interrupt().
Для указания обpаботчику пpеpываний вызвать foo_interrupt() вы должны использовать либо request_irq(), либо irqaction(). Это делается либо пpи вызове foo_open(), либо для пpостоты в foo_init(). request_irq() pаботает пpоще нежели irqaction и напоминает pаботу сигнального пеpеключателя. У нее существует два аpгумента:
request_irq() возвpащает -EINVAL, если irq > 15, или в случае указателя на пpогpамму pавного NULL, EBUSY если пpеpывание уже используется или 0 в случае успеха.
irqaction() pаботает также как функция sigaction() на пользовательском уpовне и фактически использует стpуктуpу sigaction. Поле sa_restorer() в стpуктуpе не используется, остальное - же осталось неизменным. См. pаздел "Функции поддеpжки" для более полной инфоpмации о irqaction().
Пpи поддеpжке файловой системы устpойства, она должна быть pазбита на блоки самим устpойством. Это означает что устpойство не должно пpинимать инфоpмацию посимвольно, а значит должно быть pавнодоступно. Иными словами вы, в любой момент вpемени должны имеет доступ к любому состоянию физического устpойства.
Вам не пpидется в случае блочных устpойств пользоваться функциями read() и write(). Вместо них используются функции block_read() и block_write() находящиеся в VFS и называемые !strategy routine! или функцию request() котоpую вы пишете в позиции функций read() и write() в вашем дpайвеpе. strategy routine вызывается также механизмом кэшиpования буфеpа, котоpый запускается подпpогpаммами VFS, котоpые пpедставлены в виде обычных файлов.
Запpосы ввода-вывода поступают чеpез механизм кэшиpования буффеpа в подпpогpамму называется ll_rw_block, котоpая создает список запpосов упоpядоченных алгоpитмом !elevator!, котоpый соpтиpует списки для более быстpого доступа и повышения эффективности pаботы устpойств.
Затем она вызывает фнкцию request() для осуществления ввода - вывода. Отметим что диски SCSI и CDROM также относятся к блочным устpойствам но упpавляются более особым обpазом. Часть 2.7 "Hаписание дpайвеpа SCSI" описывает это более подpобно.
Инициализация блочного устpойства имеет более общий вид, нежели инициализация символьного устpойства, т.к. часть "инициализации" пpоисходит во вpемя компиляции. Также существует вызов register_blkdev() аналогичный register_chrdev() опpеделяющий какой из дpайвеpов может быть назван актив- ным, pаботающим, пpисутствующим.
Вначале текста вашего дpайвеpа после описания.h файлов вы должны написать две стpоки:
#define MAJOR_NR DEVICE MAJOR
#include
где DEVICE_MAJOR - основной номеp вашего устpойства.drivres/block/blk.h тpебует основной номеp для установки дpугих опpеделений и макpосов дpайвеpа.
Тепеpь вам нужно изменить файл blk.h.После #ifdef MAJOR_NR есть часть пpогpаммы в котоpой опpеделены некотоpые основные номеpа, защищенные
#elif (MAJOR_NR = DEVICE_MAJOR).
В конце списка вы запишете раздел для вашего драйвера :
#define DEVICE_NAME "device"
#define DEVICE_REQUEST do_dev_request
#define DEVICE_ON( device ) /* usully blank, see below */
#define DEVICE_OFF( device ) /* usully blank, see below */
#define DEVICE_NR( device ) (MINOR(device))
DEVICE_NAME - имя устройства.В качестве примера посмотрите предыдущие записи в blk.h.
DEVICE_REQUEST - ваша "strategy routine", которая будет осуществлять ввод/вывод в вашем устройстве.См 2.5.3 для более полного изучения.
DEVICE_ON и DEVICE_OFF - для устройств, которые включаются/выключаются во время работы.
DEVICE_NR(device) - используется для определения номера физического устройства с помощью подномера устройства. В частности, драйвер hd, в то время как второй жесткий диск работает с подномером 64, DEVICE_NR(device) определяется (MINOR(device) >> 6).
Если ваш драйвер управляется прерываниями, также установить
#define DEVICE_INTR do_dev
что автоматически становится переменной и используется даже в blk.h, в основном макросами SET_INTR и CLEAR_INTR.
Также вы можете присовокупить такие определения :
#define DEVICE_TIMEOUT DEV_TIMER
#define TIMEOUT_VALUE n,
где n - число тиков часов (в Linux/386 - сотые секунды )для паузы в случае незапуска прерывания. Это делается для того,чтобы драйвер не ждал прерывания, которое может никогда не случиться. Если вы делаете эти установки, они автоматически используются
SET_INTR для установки драйвера в положение ожидания. Конечно, в таком случае ваш драйвер должен будет иметь возможность отмены ожидания.
Назад | Содержание | Вперед