Linux input 子系统

输入设备都有共性:中断驱动+字符IO,基于分层的思想,Linux内核将这些设备的公有的部分提取出来,基于cdev提供接口,设计了输入子系统,所有使用输入子系统构建的设备都使用主设备号13,同时输入子系统也支持自动创建设备文件,这些文件采用阻塞的IO读写方式,被创建在“/dev/input/”下。如下图所示。内核中的输入子系统自底向上分为设备驱动层,输入核心层,事件处理层。由于每种输入的设备上报的事件都各有不同,所以为了应用层能够很好识别上报的事件,内核中也为应用层封装了标准的接口来描述一个事件,这些接口在“/include/upai/linux/input”中。

  • 设备驱动层是具体硬件相关的实现,也是驱动开发中主要完成的部分,
  • 输入核心层主要提供一些API供设备驱动层调用,通过这些API设备驱动层上报的数据就可以传递到事件处理层,
  • 事件处理层负责创建设备文件以及将上报的事件传递到用户空间,

具体的,这三个层次每一个层次都由一条结构体链表组成,在设备驱动层,核心结构体是input_dev;在input核心层,是input_handle;在事件处理层,是input_handler。内核通过链表和指针将三者结合到一起,最终实现了input_dev和input_handler的多对多的映射关系,这种关系可用下图简单描述:

input对象描述了一个输入设备,包括它可能上报的事件,这些事件使用位图来描述,内核提供的相应的工具帮助我们构建一个input对象,大家可以参考内核文档“Documentation/input/input-programming.txt”,里面对于input子系统的使用有详细的描述。

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Linux 内核定时器- timer_list 与delayed_work

软件上的定时器最终要依靠硬件时钟来实现,简单的说,内核会在时钟中断发生后检测各个注册到内核的定时器是否到期,如果到期,就回调相应的注册函数,将其作为中断底半部来执行。实际上,时钟中断处理程序会触发TIMER_SOFTIRQ软中断,运行当前处理器上到期的所有定时器。
设备驱动程序如要获得时间信息以及需要定时服务,都可以使用内核定时器。

要说内核定时器,首先就得说说内核中关于时间的一个重要的概念:jiffies变量,作为内核时钟的基础,jiffies每隔一个固定的时间就会增加1,称为增加一个节拍,这个固定间隔由定时器中断来实现,每秒中产生多少个定时器中断,由在<linux/param.h>中定义的HZ宏来确定,如此,可以通过jiffies获取一段时间,比如jiffies/HZ表示自系统启动的秒数。下两秒就是(jiffies/HZ+2),内核中用jiffies来计时,秒转换成的jiffies:seconds*HZ,所以以jiffiy为单位,以当前时刻为基准计时2秒:(jiffies/HZ+2)*HZ=jiffies+2*HZ如果要获取当前时间,可以使用do_gettimeofday(),该函数填充一个struct timeval结构,有着接近微妙的分辨率。

驱动程序为了让硬件有足够的时间完成一些任务,常常需要将特定的代码延后一段时间来执行,根据延时的长短,内核开发中使用长延时短延时两个概念。长延时的定义为:延时时间>多个jiffies,实现长延时可以用查询jiffies的方法:

**短延时的定义为:延迟事件接近或短于一个jiffy,实现短延时可以调用

这两个函数都是忙等待函数,大量消耗CPU时间,前者使用软件循环来延迟指定数目的微妙数,后者使用前者的嵌套来实现毫秒级的延时。

timer_list

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Linux 设备文件的阻塞/非阻塞IO

等待队列是内核中实现进程调度的一个十分重要的数据结构,其任务是维护一个链表,链表中每一个节点都是一个PCB(进程控制块),内核会将PCB挂在等待队列中的所有进程都调度为睡眠状态,直到某个唤醒的条件发生,本文主要讨论驱动中怎么实现对设备IO的阻塞与非阻塞读写。显然,实现这种与阻塞相关的机制要用到等待队列机制。本文的内核源码使用的是3.14.0版本

设备阻塞IO的实现

当我们读写设备文件的IO时,最终会回调驱动中相应的接口,而这些接口也会出现在读写设备进程的进程(内核)空间中,如果条件不满足,接口函数使进程进入睡眠状态,即使读写设备的用户进程进入了睡眠,也就是我们常说的发生了阻塞。In a word,读写设备文件阻塞的本质是驱动在驱动中实现对设备文件的阻塞,其读写的流程可概括如下:

1. 定义-初始化等待队列头

上面的几条选择中,最后一种会直接定义并初始化一个等待头,但是如果在模块内使用全局变量传参,用着并不方便,具体用哪种看需求。
我们可以追一下源码,看一下上面这几行都干了什么:

–36–>这个队列用的自旋锁
–27–>将整个队列”串”在一起的纽带

然后我们看一下初始化的宏:

–60–>根据传入的字符串name,创建一个名为name的等待队列头
–57–>初始化上述task_list域,竟然没有用内核标准的初始化宏,无语。。。

2. 将本进程添加到等待队列

为等待队列添加事件,即进程进入睡眠状态直到condition为真才返回。_interruptible的版本版本表示睡眠可中断,_timeout版本表示超时版本,超时就会返回,这种命名规范在内核API中随处可见。

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Linux 异步通知技术简介

异步通知的全称是”信号驱动的异步IO”,通过”信号”的方式,放期望获取的资源可用时,驱动会主动通知指定的应用程序,和应用层的”信号”相对应,这里使用的是信号”SIGIO“。操作步骤是

  1. 应用层程序将自己注册为接收来自设备文件的SIGIO信号的进程
  2. 驱动实现相应的接口,以期具有向所有注册接收这个设备驱动SIGIO信号的应用程序发SIGIO信号的能力。
  3. 驱动在适当的位置调用发送函数,应用程序即可接收到SIGIO信号。

整个机制的框架:

应用层接收SIGIO

和其他信号一样,应用层需要注册一个信号处理函数,
注册的方式还是使用signal()sigaction()

此外,应用层还需要把自己加入到驱动的通知链表中,加入的代码如下

完成了上面的工作,应用层的程序就可以静待SIGIO的到来了。

驱动发送SIGIO

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Linux 内存模型与内存申请

下图是Linux的内存映射模型

  1. 每一个进程都有自己的进程空间,进程空间的0-3G是用户空间,3G-4G是内核空间
  2. 每个进程的用户空间不在同一个物理内存页,但是所有的进程的内核空间对应同样的物理地址
  3. vmalloc分配的地址可以高端内存,也可以是低端内存
  4. 0-896MB的物理地址是线性映射到物理映射区的。
  5. 内核参数和系统页表都在TEXT_OFFSET保存,除了进程除了访问自身的用户空间对应的DRAM内存页外,都要经过内核空间,也就是都要切换到内核态

内存动态申请

和应用层一样,内核程序也需要动态的分配内存,不同的是,内核进程可以控制分配的内存是在用户空间还是内核空间,前者可以用于给用户空间的堆区分配内存,eg,用户进程的用户空间的malloc最终就会通过系统调用回调内核空间的内存分配函数,此时该内存分配函数就属于该用户进程,可以给在该用户进程的堆区分配空间并返回,最终使得一个用会进程在自己的用户空间获得内存分配;后者只在内核空间分配,所以用户进程不能直接访问该空间,所以多用在满足内核程序自身的内存需求,下面是Linux内核空间申请内存常用API:

kmalloc – kfree

kmalloc申请的内存在物理内存上是连续的,他们与真实的物理地址只有一个固定的偏移,因此存在简单的转换关系。这个API 多用来申请不到一个page大小的内存。kmalloc的底层需要调用__get_free_pages,参数中表示内存类型的gtp_t flags正是这个函数的缩写,常用的内存类型有GFP_USER,GFP_KERNEL,GFP_ATOMIC几种。

  • GFP_USER表示为用户空间页分配内存,可以阻塞;
  • GFP_KERNEL是最常用的flag,注意,使用这个flag来申请内存时,如果暂时不能满足,会引起进程阻塞,So,一定不要在中断处理函数,tasklet和内核定时器等非进程上下文中使用GFP_KERNEL!!!
  • GFP_ATOMIC就可以用于上述三种情境,这个flag表示如果申请的内存不能用,则立即返回。
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