學(xué)習(xí)了驅(qū)動程序的設(shè)計，感覺在學(xué)習(xí)驅(qū)動的同時學(xué)習(xí)linux內(nèi)核，也是很不錯的過程哦，做了幾個實驗，該做一些總結(jié)，只有不停的作總結(jié)才能印象深刻。
我的平臺是虛擬機，fedora14，內(nèi)核版本為2.6.38.1.其中較之前的版本存在較大的差別，具體的實現(xiàn)已經(jīng)在上一次總結(jié)中給出了。今天主要總結(jié)的是ioctl和堵塞讀寫函數(shù)的實現(xiàn)。
一、ioctl函數(shù)的實現(xiàn)
首先說明在2.6.36以后ioctl函數(shù)已經(jīng)不再存在了，而是用unlocked_ioctl和compat_ioctl兩個函數(shù)實現(xiàn)以前版本的ioctl函數(shù)。同時在參數(shù)方面也發(fā)生了一定程度的改變，去除了原來ioctl中的struct inode參數(shù)，同時改變了返回值。
但是驅(qū)動設(shè)計過程中存在的問題變化并不是很大，同樣在應(yīng)用程序設(shè)計中我們還是采用ioctl實現(xiàn)訪問，而并不是unlocked_ioctl函數(shù)，因此我們還可以稱之為ioctl函數(shù)的實現(xiàn)。
ioctl函數(shù)的實現(xiàn)主要是用來實現(xiàn)具體的硬件控制，采用相應(yīng)的命令控制硬件的具體操作，這樣就能使得硬件的操作不再是單調(diào)的讀寫操作。使得硬件的使用更加的方便。
ioctl函數(shù)實現(xiàn)主要包括兩個部分，首先是命令的定義，然后才是ioctl函數(shù)的實現(xiàn)，命令的定義是采用一定的規(guī)則。
ioctl的命令主要用于應(yīng)用程序通過該命令操作具體的硬件設(shè)備，實現(xiàn)具體的操作，在驅(qū)動中主要是對命令進行解析，通過switch-case語句實現(xiàn)不同命令的控制，進而實現(xiàn)不同的硬件操作。
ioctl函數(shù)的命令定義方法：
int (*unlocked_ioctl)(struct file*filp,unsigned int cmd,unsigned long arg)
雖然其中沒有指針的參數(shù)，但是通常采用arg傳遞指針參數(shù)。cmd是一個命令。每一個命令由一個整形數(shù)據(jù)構(gòu)成（32bits），將一個命令分成四部分，每一部分實現(xiàn)具體的配置，設(shè)備類型（幻數(shù)）8bits，方向2bits，序號8bits，數(shù)據(jù)大小13/14bits。命令的實現(xiàn)實質(zhì)上就是通過簡單的移位操作，將各個部分組合起來而已。
一個命令的分布的大概情況如下：
|---方向位(31-30)|----數(shù)據(jù)長度(29-16)----------------|---------設(shè)備類型（15-8）------|----------序號（7-0）----------|
|----------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------|
其中方向位主要是表示對設(shè)備的操作，比如讀設(shè)備，寫設(shè)備等操作以及讀寫設(shè)備等都具有一定的方向，2個bits只有4種方向。
數(shù)據(jù)長度表示每一次操作（讀、寫）數(shù)據(jù)的大小，一般而已每一個命令對應(yīng)的數(shù)據(jù)大小都是一個固定的值，不會經(jīng)常改變，14bits說明可以選擇的數(shù)據(jù)長度最大為16k。
設(shè)備類型類似于主設(shè)備號（由于8bits，剛好組成一個字節(jié)，因此經(jīng)常采用字符作為幻數(shù)，表示某一類設(shè)備的命令），用來區(qū)別不同的命令類型，也就是特定的設(shè)備類型對應(yīng)特定的設(shè)備。序號主要是這一類命令中的具體某一個，類似于次設(shè)備號（256個命令），也就是一個設(shè)備支持的命令多達256個。
同時在內(nèi)核中也存在具體的宏用來定義命令以及解析命令。
但是大部分的宏都只是定義具體的方向，其他的都需要設(shè)計者定義。
主要的宏如下：
#include<linux/ioctl.h>
_IO(type,nr) 表示定義一個沒有方向的命令，
_IOR(type,nr,size) 表示定義一個類型為type，序號為nr，數(shù)據(jù)大小為size的讀命令
_IOW(type,nr,size) 表示定義一個類型為type，序號為nr，數(shù)據(jù)大小為size的寫命令
_IOWR(type,nr,size) 表示定義一個類型為type，序號為nr，數(shù)據(jù)大小為size的寫讀命令
通常的type可采用某一個字母或者數(shù)字作為設(shè)備命令類型。
是實際運用中通常采用如下的方法定義一個具體的命令:
//頭文件
#include<linux/ioctl.h>
/*定義一系列的命令*/
/*幻數(shù)，主要用于表示類型*/
#define MAGIC_NUM 'k'
/*打印命令*/
#define MEMDEV_PRINTF _IO(MAGIC_NUM,1)
/*從設(shè)備讀一個int數(shù)據(jù)*/
#define MEMDEV_READ _IOR(MAGIC_NUM,2,int)
/*往設(shè)備寫一個int數(shù)據(jù)*/
#define MEMDEV_WRITE _IOW(MAGIC_NUM,3,int)
/*最大的序列號*/
#define MEM_MAX_CMD 3
還有對命令進行解析的宏，用來確定具體命令的四個部分（方向，大小，類型，序號）具體如下所示：
/*確定命令的方向*/
_IOC_DIR(nr)
/*確定命令的類型*/
_IOC_TYPE(nr)
/*確定命令的序號*/
_IOC_NR(nr)
/*確定命令的大小*/
_IOC_SIZE(nr)
上面的幾個宏可以用來命令，實現(xiàn)命令正確性的檢查。
ioctl的實現(xiàn)過程主要包括如下的過程：
1、命令的檢測
2、指針參數(shù)的檢測
3、命令的控制switch-case語句
1、命令的檢測主要包括類型的檢查，數(shù)據(jù)大小，序號的檢測，通過結(jié)合上面的命令解析宏可以快速的確定。
/*檢查類型，幻數(shù)是否正確*/
if(_IOC_TYPE(cmd)!=MAGIC_NUM)
return -EINVAL;
/*檢測命令序號是否大于允許的最大序號*/
if(_IOC_NR(cmd)> MEM_MAX_CMD)
return -EINVAL;
2、主要是指針參數(shù)的檢測。指針參數(shù)主要是因為內(nèi)核空間和用戶空間的差異性導(dǎo)致的，因此需要來自用戶空間指針的有效性。使用copy_from_user,copy_to_user,get_user,put_user之類的函數(shù)時，由于函數(shù)會實現(xiàn)指針參量的檢測，因此可以省略，但是采用__get_user(),__put_user()之類的函數(shù)時一定要進行檢測。具體的檢測方法如下所示：
if(_IOC_DIR(cmd) & _IOC_READ)
err = !access_ok(VERIFY_WRITE,(void *)args,_IOC_SIZE(cmd));
else if(_IOC_DIR(cmd) & _IOC_WRITE)
err = !access_ok(VERIFY_READ,(void *)args,_IOC_SIZE(cmd));
if(err)/*返回錯誤*/
return -EFAULT;
當(dāng)方向是讀時，說明是從設(shè)備讀數(shù)據(jù)到用戶空間，因此要檢測用戶空間的指針是否可寫，采用VERIFY_WRITE，而當(dāng)方向是寫時，說明是往設(shè)備中寫數(shù)據(jù)，因此需要檢測用戶空間中的指針的可讀性VERIFY_READ。檢查通常采用access_ok()實現(xiàn)檢測，第一個參數(shù)為讀寫，第二個為檢測的指針，第三個為數(shù)據(jù)的大小。
3、命名的控制：
命令的控制主要是采用switch和case相結(jié)合實現(xiàn)的，這于window編程中的檢測各種消息的實現(xiàn)方式是相同的。
/*根據(jù)命令執(zhí)行相應(yīng)的操作*/
switch(cmd)
{
case MEMDEV_PRINTF:
printk("<--------CMD MEMDEV_PRINTF Done------------>\n\n");
...
break;
case MEMDEV_READ:
ioarg = &mem_devp->data;
...
ret = __put_user(ioarg,(int *)args);
ioarg = 0;
...
break;
case MEMDEV_WRITE:
...
ret = __get_user(ioarg,(int *)args);
printk("<--------CMD MEMDEV_WRITE Done ioarg = %d--------->\n\n",ioarg);
ioarg = 0;
...
break;
default:
ret = -EINVAL;
printk("<-------INVAL CMD--------->\n\n");
break;
}
這只是基本的框架結(jié)構(gòu)，實際中根據(jù)具體的情況進行修改。這樣就實現(xiàn)了基本的命令控制。
文件操作支持的集合如下：
/*添加該模塊的基本文件操作支持*/
static const struct file_operations mem_fops =
{
/*結(jié)尾不是分號，注意其中的差別*/
.owner = THIS_MODULE,
.llseek = mem_llseek,
.read = mem_read,
.write = mem_write,
.open = mem_open,
.release = mem_release,
/*添加新的操作支持*/
.unlocked_ioctl = mem_ioctl,
};
需要注意不是ioctl,而是unlocked_ioctl。
二、設(shè)備的堵塞讀寫方式實現(xiàn)，通常采用等待隊列。
設(shè)備的堵塞讀寫方式，默認情況下的讀寫操作都是堵塞型的，具體的就是如果需要讀數(shù)據(jù)，當(dāng)設(shè)備中沒有數(shù)據(jù)可讀的時候應(yīng)該等待設(shè)備中有設(shè)備再讀，當(dāng)往設(shè)備中寫數(shù)據(jù)時，如果上一次的數(shù)據(jù)還沒有被讀完成，則不應(yīng)該寫入數(shù)據(jù)，就會導(dǎo)致進程的堵塞，等待數(shù)據(jù)可讀寫。但是在應(yīng)用程序中也可以采用非堵塞型的方式進行讀寫。只要在打開文件的時候添加一個O_NONBLOCK,這樣在不能讀寫的時候就會直接返回，而不會等待。
因此我們在實際設(shè)計驅(qū)動設(shè)備的同時需要考慮讀寫操作的堵塞方式。堵塞方式的設(shè)計主要是通過等待隊列實現(xiàn)，通常是將等待隊列（實質(zhì)就是一個鏈表）的頭作為設(shè)備數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的一部分。在設(shè)備初始化過程中初始化等待隊列的頭。最后在設(shè)備讀寫操作的實現(xiàn)添加相應(yīng)的等待隊列節(jié)點，并進行相應(yīng)的控制。
等待隊列的操作基本如下：
1、等待隊列的頭定義并初始化的過程如下：
方法一：
struct wait_queue_head_t mywaitqueue;
init_waitqueue_head(&mywaitqueue);
方法二：
DECLARE_WAIT_QUEUE_HEAD(mywaitqueue);
以上的兩種都能實現(xiàn)定義和初始化等待隊列頭。
2、創(chuàng)建、移除一個等待隊列的節(jié)點，并添加、移除相應(yīng)的隊列。
定義一個等待隊列的節(jié)點:DECLARE_WAITQUEUE(wait,tsk)
其中tsk表示一個進程，可以采用current當(dāng)前的進程。
添加到定義好的等待隊列頭中。
add_wait_queue(wait_queue_head_t *q,wait_queue_t *wait);
即：add_wait_queue(&mywaitqueue,&wait);
移除等待節(jié)點
remove_wait_queue(wait_queue_head_t *q,wait_queue_t *wait);
即：remove_wait_queue(&mywaitqueue,&wait);
3、等待事件
wait_event(queue,condition);當(dāng)condition為真時，等待隊列頭queue對應(yīng)的隊列被喚醒，否則繼續(xù)堵塞。這種情況下不能被信號打斷。
wait_event_interruptible(queue,condition);當(dāng)condition為真時，等待隊列頭queue對應(yīng)的隊列被喚醒，否則繼續(xù)堵塞。這種情況下能被信號打斷。
4、喚醒等待隊列
wait_up(wait_queue_head_t *q),喚醒該等待隊列頭對應(yīng)的所有等待。
wait_up_interruptible(wait_queue_head_t *q)喚醒處于TASK_INTERRUPTIBLE的等待進程。
應(yīng)該成對的使用。即wait_event于wait_up,而wait_event_interruptible與wait_up_interruptible。
wait_event和wait_event_interruptible的實現(xiàn)都是采用宏的方式，都是一個重新調(diào)度的過程，如下所示：
#define wait_event_interruptible(wq, condition) \
({ \
int __ret = 0; \
if (!(condition)) \
__wait_event_interruptible(wq, condition, __ret); \
__ret; \
})
#define __wait_event_interruptible(wq, condition, ret) \
do { \
/*此處存在一個聲明等待隊列的語句，因此不需要再重新定義一個等待隊列節(jié)點*/
DEFINE_WAIT(__wait); \
\
for (;;) { \
/*此處就相當(dāng)于add_wait_queue()操作，具體參看代碼如下所示*/
prepare_to_wait(&wq, &__wait, TASK_INTERRUPTIBLE); \
if (condition) \
break; \
if (!signal_pending(current)) { \
/*此處是調(diào)度，丟失CPU，因此需要wake_up函數(shù)喚醒當(dāng)前的進程
根據(jù)定義可知，如果條件不滿足，進程就失去CPU,能夠跳出for循環(huán)的出口只有
1、當(dāng)條件滿足時2、當(dāng)signal_pending（current）=1時。
1、就是滿足條件，也就是說wake_up函數(shù)只是退出了schedule函數(shù)，
而真正退出函數(shù)還需要滿足條件
2、說明進程可以被信號喚醒。也就是信號可能導(dǎo)致沒有滿足條件時就喚醒當(dāng)前的進程。
這也是后面的代碼采用while判斷的原因.防止被信號喚醒。
*/
schedule(); \
continue; \
} \
ret = -ERESTARTSYS; \
break; \
} \
finish_wait(&wq, &__wait); \
} while (0)
#define DEFINE_WAIT(name) DEFINE_WAIT_FUNC(name, autoremove_wake_function)
#define DEFINE_WAIT_FUNC(name, function) \
wait_queue_t name = { \
.private = current, \
.func = function, \
.task_list = LIST_HEAD_INIT((name).task_list), \
}
void prepare_to_wait(wait_queue_head_t *q, wait_queue_t *wait, int state)
{
unsigned long flags;
wait->flags &= ~WQ_FLAG_EXCLUSIVE;
spin_lock_irqsave(&q->lock, flags);
if (list_empty(&wait->task_list))
/*添加節(jié)點到等待隊列*/
__add_wait_queue(q, wait);
set_current_state(state);
spin_unlock_irqrestore(&q->lock, flags);
}
喚醒的操作也是類似的。
#define wake_up_interruptible(x) __wake_up(x, TASK_INTERRUPTIBLE, 1, NULL)
void __wake_up(wait_queue_head_t *q, unsigned int mode,
int nr_exclusive, void *key)
{
unsigned long flags;
spin_lock_irqsave(&q->lock, flags);
__wake_up_common(q, mode, nr_exclusive, 0, key);
spin_unlock_irqrestore(&q->lock, flags);
}
static void __wake_up_common(wait_queue_head_t *q, unsigned int mode,
int nr_exclusive, int wake_flags, void *key)
{
wait_queue_t *curr, *next;
list_for_each_entry_safe(curr, next, &q->task_list, task_list) {
unsigned flags = curr->flags;
if (curr->func(curr, mode, wake_flags, key) &&
(flags & WQ_FLAG_EXCLUSIVE) && !--nr_exclusive)
break;
}
}
等待隊列通常用在驅(qū)動程序設(shè)計中的堵塞讀寫操作，并不需要手動的添加節(jié)點到隊列中，直接調(diào)用即可實現(xiàn)，具體的實現(xiàn)方法如下：
1、在設(shè)備結(jié)構(gòu)體中添加等待隊列頭，由于讀寫都需要堵塞，所以添加兩個隊列頭，分別用來堵塞寫操作，寫操作。
#include<linux/wait.h>
struct mem_dev
{
char *data;
unsigned long size;
/*添加一個并行機制*/
spinlock_t lock;
/*添加一個等待隊列t頭*/
wait_queue_head_t rdqueue;
wait_queue_head_t wrqueue;
};
2、然后在模塊初始化中初始化隊列頭:
/*初始化函數(shù)*/
static int memdev_init(void)
{
....
for(i = 0; i < MEMDEV_NR_DEVS; i)
{
mem_devp[i].size = MEMDEV_SIZE;
/*對設(shè)備的數(shù)據(jù)空間分配空間*/
mem_devp[i].data = kmalloc(MEMDEV_SIZE,GFP_KERNEL);
/*問題，沒有進行錯誤的控制*/
memset(mem_devp[i].data,0,MEMDEV_SIZE);
/*初始化定義的互信息量*/
//初始化定義的自旋鎖ua
spin_lock_init(&(mem_devp[i].lock));
/*初始化兩個等待隊列頭,需要注意必須用括號包含起來，使得優(yōu)先級正確*/
init_waitqueue_head(&(mem_devp[i].rdqueue));
init_waitqueue_head(&(mem_devp[i].wrqueue));
}
...
}
3、確定一個具體的條件，比如數(shù)據(jù)有無，具體的條件根據(jù)實際的情況設(shè)計。
/*等待條件*/
static bool havedata = false;
4、在需要堵塞的讀函數(shù)，寫函數(shù)中分別實現(xiàn)堵塞，首先定義等待隊列的節(jié)點，并添加到隊列中去，然后等待事件的喚醒進程。但是由于讀寫操作的兩個等待隊列都是基于條件havedata的，所以在讀完成以后需要喚醒寫，寫完成以后需要喚醒讀操作，同時更新條件havedata，最后還要移除添加的等待隊列節(jié)點。
/*read函數(shù)的實現(xiàn)*/
static ssize_t mem_read(struct file *filp,char __user *buf, size_t size,loff_t *ppos)
{
unsigned long p = *ppos;
unsigned int count = size;
int ret = 0;
struct mem_dev *dev = filp->private_data;
/*參數(shù)的檢查，首先判斷文件位置*/
if(p >= MEMDEV_SIZE)
return 0;
/*改正文件大小*/
if(count > MEMDEV_SIZE - p)
count = MEMDEV_SIZE - p;
#if 0
/*添加一個等待隊列節(jié)點到當(dāng)前進程中*/
DECLARE_WAITQUEUE(wait_r,current);
/*將節(jié)點添加到等待隊列中*/
add_wait_queue(&dev->rdqueue,&wait_r);
/*添加等待隊列，本來采用if即可，但是由于信號等可能導(dǎo)致等待隊列的喚醒，因此采用循環(huán)，確保不會出現(xiàn)誤判*/
#endif
while(!havedata)
{
/*判斷用戶是否設(shè)置為非堵塞模式讀,告訴用戶再讀*/
if(filp->f_flags & O_NONBLOCK)
return -EAGAIN;
/*依據(jù)條件havedata判斷隊列的狀態(tài)，防止進程被信號喚醒*/
wait_event_interruptible(dev->rdqueue,havedata);
}
spin_lock(&dev->lock);
/*從內(nèi)核讀數(shù)據(jù)到用戶空間，實質(zhì)就通過private_data訪問設(shè)備*/
if(copy_to_user(buf,(void *)(dev->data p),count))
{
/*出錯誤*/
ret = -EFAULT;
}
else
{
/*移動當(dāng)前文件光標(biāo)的位置*/
*ppos = count;
ret = count;
printk(KERN_INFO "read %d bytes(s) from %d\n",count,p);
}
spin_unlock(&dev->lock);
#if 0
/*將等待隊列節(jié)點從讀等待隊列中移除*/
remove_wait_queue(&dev->rdqueue,&wait_r);
#endif
/*更新條件havedate*/
havedata = false;
/*喚醒寫等待隊列*/
wake_up_interruptible(&dev->wrqueue);
return ret;
}
/*write函數(shù)的實現(xiàn)*/
static ssize_t mem_write(struct file *filp,const char __user *buf,size_t size,loff_t *ppos)
{
unsigned long p = *ppos;
unsigned int count = size;
int ret = 0;
/*獲得設(shè)備結(jié)構(gòu)體的指針*/
struct mem_dev *dev = filp->private_data;
/*檢查參數(shù)的長度*/
if(p >= MEMDEV_SIZE)
return 0;
if(count > MEMDEV_SIZE - p)
count = MEMDEV_SIZE - p;
#if 0
/*定義并初始化一個等待隊列節(jié)點，添加到當(dāng)前進程中*/
DECLARE_WAITQUEUE(wait_w,current);
/*將等待隊列節(jié)點添加到等待隊列中*/
add_wait_queue(&dev->wrqueue,&wait_w);
#endif
/*添加寫堵塞判斷*/
/*為何采用循環(huán)是為了防止信號等其他原因?qū)е聠拘?/
while(havedata)
{
/*如果是以非堵塞方式*/
if(filp->f_flags & O_NONBLOCK)
return -EAGAIN;
/*分析源碼發(fā)現(xiàn)，wait_event_interruptible 中存在DECLARE_WAITQUEUE和add_wait_queue的操作，因此不需要手動添加等待隊列節(jié)點*/
wait_event_interruptible(&dev->wrqueue,(!havedata));
}
spin_lock(&dev->lock);
if(copy_from_user(dev->data p,buf,count))
ret = -EFAULT;
else
{
/*改變文件位置*/
*ppos = count;
ret = count;
printk(KERN_INFO "writted %d bytes(s) from %d\n",count,p);
}
spin_unlock(&dev->lock);
#if 0
/*將該等待節(jié)點移除*/
remove_wait_queue(&dev->wrqueue,&wait_w);
#endif
/*更新條件*/
havedata = true;
/*喚醒讀等待隊列*/
wake_up_interruptible(&dev->rdqueue);
return ret;
}
5、應(yīng)用程序采用兩個不同的進程分別進行讀、寫，然后檢測順序是否可以調(diào)換，檢查等待是否正常。