linux UART串口驅動開發文檔

另外寫串口時，是向終端緩沖區當中寫入，那么上層的寫操作如何知道下層緩沖區中的的數據是否傳送完成?用戶空間的寫串口進程處于什么樣的狀態?如果是寫完緩沖區就睡眠以保證高效的CPU使用率，那么何時才應該醒過來? 由誰負責醒過來?

1. 往tq_timer任務隊列中添加一項任務.

根據以上這兩個問題，我們來深入代碼分析，首先看接收緩沖區中的數據如何上傳, 前面已經提到過，接收中斷處理完成后，會調用tty_flip_buffer_push()，這個函數完成的功能就是往一系統定義的任務隊列當中加入一個任務，下面我們將詳細的分析加入的任務最終是如何執行起來的.[任務：這里所講的任務可以直接理解成為一個相應的回調函數，LINUX下術語稱作tasklet]

void tty_flip_buffer_push(struct tty_struct *tty)

{

if (tty->low_latency)

flush_to_ldisc((void *) tty);

else

queue_task(tty->flip.tqueue, tq_timer);

}

2. tq_timer的執行路徑分析.

tq_timer是一個雙鏈表結構任務隊列,每項任務包含一個函數指針成員, 它通過run_task_queue每次將當中的所有任務(其實是一些函數指針)全部調用一次，然后清空隊列, 最終的執行tq_timer的是在中斷底半的tqueue_bh 中執行，如下:

void tqueue_bh(void)

{

run_task_queue(tq_timer);

}

在void __init sched_init(void)當中初始化底半的向量如, tqueue_bh初始化在bh_base的TIMER_BH位置，bh_base為一結構很簡單的數組，在什么位置調用什么樣的了函數基本已經形成默認的習慣：

init_bh(TIMER_BH, timer_bh);

init_bh(TQUEUE_BH, tqueue_bh);

init_bh(IMMEDIATE_BH, immediate_bh);

看看init_bh相當于初始底半的服務程序，非常簡單：

void init_bh(int nr, void (*routine)(void))

{

bh_base[nr] = routine;

mb();

}

最終真正的執行bh_base中保存的函數指針的，在bh_action()當中：

static void bh_action(unsigned long nr)

{

…

if (bh_base[nr])

bh_base[nr]();

…

}

關于這里所指出的bh_base， 我們在后面就直接稱作bh，意即中斷底半所做的事.

3. tq_timer實現所依賴的tasklet.

那么bh_action在什么時候執行呢?bh_action被初始化成bh_task_vec這32個tasklet調用的任務, 因此它的依賴機制是tasklet機制，后面將進行簡單介紹.

void __init softirq_init()

{

int i;

for (i=0; i32; i++)

tasklet_init(bh_task_vec+i, bh_action, i);

….

}

至此已經把任務隊列的執行流程及原理分析完成，tasklet是須要激活的，這里我們先指出任務隊列是如何激活的，在時鐘中斷的do_timer()當中會調用mark_bh(TIMER_BH), 來激時鐘底半所依賴運行的tasklet，其中bh_task_vec的所有成員的函數指針全部指向bh_action.

static inline void mark_bh(int nr)

{

tasklet_hi_schedule(bh_task_vec+nr);

}

tasklet_hi_schedule的功能就是往tasklet當中加入一個新的tasklet.

4. tasklet的機制簡單分析.

講到tasklet，我們才與我們真正要講的softirq最近了，因為目前在軟中斷當中有主要的應用就是tasklet，而且在所有32個軟中斷中僅有限的幾個軟中斷如下：

enum{

HI_SOFTIRQ=0,

NET_TX_SOFTIRQ,

NET_RX_SOFTIRQ,

TASKLET_SOFTIRQ

};

struct softirq_action{

void (*action)(struct softirq_action *);

void *data;

};

static struct softirq_action softirq_vec[32] __cacheline_aligned; //軟中斷的中斷向量表，實為數組.

[1]. 初始化軟中斷向量.

我們這里所要講的，就是HI_SOFTIRQ / TASKLET_SOFTIRQ 兩項，據我理解這兩項根本在實現機制上一樣的，之所以分開兩個名字叫主要是為了將不同的功能分開，就類似于雖然同是軟中斷，但是各處所完成的功能不一樣，所以分在兩個軟中斷完成, 后面我們僅取其中用于執行時鐘底半的任務隊列HI_SOFTIRQ為例進行講解, 而且我們不講及多個CPU情況下的tasklet相關機制, 這兩項軟中斷的實始化如下:

void __init softirq_init()

{

….

open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action, NULL);

open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action, NULL);

}

open_softirq下所做的事相當簡單, 即往軟中斷向量中賦值, 相當于硬中斷當中的request_irq掛硬件中斷：

void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action*), void *data)

{

softirq_vec[nr].data = data;

softirq_vec[nr].action = action;

}

[2]. 軟中斷中斷服務程序

對于HI_SOFTIRQ , 相應的中斷服務程序為tasklet_hi_action , 由上文所講的初始化過程給出，這個函數目前完成的功能相當簡單，它的任務就是遍歷執行此中斷所對應一個tasklet鏈表,

NR_CPUS= 1.

struct tasklet_head tasklet_hi_vec[NR_CPUS] __cacheline_aligned;

[3]. 往軟中斷對應的tasklet鏈表中加入新的tasklet, 加在尾部.

void __tasklet_hi_schedule(struct tasklet_struct *t)

{

…

t->next = tasklet_hi_vec[cpu].list;

tasklet_hi_vec[cpu].list = t;

cpu_raise_softirq(cpu, HI_SOFTIRQ);

…

}

最重要的一點是，在安裝了新的tasklet后，還必須將軟中斷設置為激活，告訴系統有軟中斷須要執行了，下面一點即提到系統如何檢測是否有軟中斷須要處理:

#define __cpu_raise_softirq(cpu, nr) do { softirq_pending(cpu) |= 1UL (nr); } while (0)

[4]. 軟中斷所依賴的執行機制.