第十九章 驱动程序基石③

19.5 定时器

使用 GIT命令载后，本节源码位于这个目录下：

01_all_series_quickstart\ 
05_嵌入式 Linux驱动开发基础知识\source\ 
06_gpio_irq\ 07_read_key_irq_poll_fasync_block_timer   

19.5.1 内核函数

所谓定时器，就是闹钟，时间到后你就要做某些事。有 2个要素：时间、做事，换成程序员的话就是：超时时间、函数。
在内核中使用定时器很简单，涉及这些函数(参考内核源码 include\linux\timer.h)：
① setup_timer(timer, fn, data)：
设置定时器，主要是初始化 timer_list结构体，设置其中的函数、参数。
② void add_timer(struct timer_list *timer)：
向内核添加定时器。timer->expires表示超时时间。
当超时时间到达，内核就会调用这个函数：timer->function(timer->data)。
③ int mod_timer(struct timer_list *timer, unsigned long expires):
修改定时器的超时时间，
它等同于：del_timer(timer); timer->expires = expires; add_timer(timer);
但是更加高效。
④ int del_timer(struct timer_list *timer)：
删除定时器。

19.5.2 定时器时间单位

编译内核时，可以在内核源码根目录下用“ls -a”看到一个隐藏文件，它就是内核配置文件。打开后可以看到如下这项：

CONFIG_HZ=100 

这表示内核每秒中会发生 100次系统滴答中断(tick)，这就像人类的心跳一样，这是 Linux系统的心跳。每发生一次 tick中断，全局变量 jiffies就会累加 1。
CONFIG_HZ=100表示每个滴答是 10ms。
定时器的时间就是基于 jiffies的，我们修改超时时间时，一般使用这 2种方法：
① 在 add_timer之前，直接修改：

timer.expires = jiffies + xxx;   // xxx表示多少个滴答后超时，也就是 xxx*10ms 
timer.expires = jiffies + 2*HZ;  // HZ等于 CONFIG_HZ，2*HZ就相当于 2秒 

② 在 add_timer之后，使用 mod_timer修改：

mod_timer(&timer, jiffies + xxx);   // xxx表示多少个滴答后超时，也就是 xxx*10ms 
mod_timer(&timer, jiffies + 2*HZ);  // HZ等于 CONFIG_HZ，2*HZ就相当于 2秒 

19.5.3 使用定时器处理按键抖动

在实际的按键操作中，可能会有机械抖动：

按下或松开一个按键，它的 GPIO电平会反复变化，最后才稳定。一般是几十毫秒才会稳定。 如果不处理抖动的话，用户只操作一次按键，中断程序可能会上报多个数据。
怎么处理？
① 在按键中断程序中，可以循环判断几十亳秒，发现电平稳定之后再上报
② 使用定时器
显然第 1种方法太耗时，违背“中断要尽快处理”的原则，你的系统会很卡。
怎么使用定时器？看下图：

核心在于：在 GPIO中断中并不立刻记录按键值，而是修改定时器超时时间，10ms后再处理。 如果 10ms内又发生了 GPIO中断，那就认为是抖动，这时再次修改超时时间为 10ms。
只有 10ms之内再无 GPIO中断发生，那么定时器的函数才会被调用。
在定时器函数中记录按键值。

19.5.4 现场编程、上机

19.5.5 深入研究：定时器的内部机制

初学者会用定时器就行，本节不用看。
怎么实现定时器，逻辑上很简单：每发生一次硬件中断时，硬件中断处理完后就会看看有没有软件中断要处理。
定时器就是通过软件中断来实现的，它属于 TIMER_SOFTIRQ软中断。
对于 TIMER_SOFTIRQ软中断，初始化代码如下：

void __init init_timers(void) 
{ init_timer_cpus(); init_timer_stats(); open_softirq(TIMER_SOFTIRQ, run_timer_softirq); 
} 

当发生硬件中断时，硬件中断处理完后，内核会调用软件中断的处理函数。对于 TIMER_SOFTIRQ，会调用 run_timer_softirq，它的函数如下：

run_timer_softirq 
__run_timers(base); while (time_after_eq(jiffies, base->clk)) { …… 
expire_timers(base, heads + levels);     fn = timer->function; data = timer->data; call_timer_fn(timer, fn, data);         fn(data); 

简单地说，add_timer函数会把 timer放入内核里某个链表；
在 TIMER_SOFTIRQ的处理函数中，会从链表中把这些超时的 timer取出来，执行其中的函数。 怎么判断是否超时？jiffies大于或等于 timer->expires时，timer就超时。
内核中有很多 timer，如果高效地找到超时的 timer？这是比较复杂的，
我们以后如果要深入讲解 timer的话，会用视频来讲解。

19.5.6 深入研究：找到系统滴答

这只是一些笔记，初学者不用看。
在开发板执行以下命令，可以看到 CPU0下有一个数值变化特别快，它就是滴答中断：

# cat /proc/interrupts CPU0 16:       2532       GPC  55 Level     i.MX Timer Tick 19:         22       GPC  33 Level     2010000.ecspi 20:        384       GPC  26 Level     2020000.serial 21:          0       GPC  98 Level     sai 

以 xxxxxx_IMX6ULL为做，滴答中断名字就是“i.MX Timer Tick”。
在 Linux内核源码目录下执行以下命令：

$ grep "i.MX Timer Tick" * -nr 
drivers/clocksource/timer-imx-gpt.c:319:        act->name = "i.MX Timer Tick"; 

打开 timer-imx-gpt.c 319行左右，可得如下源码：

 act->name = "i.MX Timer Tick"; act->flags = IRQF_TIMER | IRQF_IRQPOLL; act->handler = mxc_timer_interrupt; act->dev_id = ced; 
return setup_irq(imxtm->irq, act); 
mxc_timer_interrupt应该就是滴答中断的处理函数，代码如下： static irqreturn_t mxc_timer_interrupt(int irq, void *dev_id) { struct clock_event_device *ced = dev_id; struct imx_timer *imxtm = to_imx_timer(ced); uint32_t tstat; 
tstat = readl_relaxed(imxtm->base + imxtm->gpt->reg_tstat); imxtm->gpt->gpt_irq_acknowledge(imxtm); 
ced->event_handler(ced); 
return IRQ_HANDLED; }

在上述代码中没看到对 jiffies的累加操作啊，应该是在 ced->event_handler(ced)中进行。
ced->event_handler(ced)是哪一个函数？不太好找，我使用QEMU来调试内核，在mxc_timer_interrupt中打断点跟踪代码(以后的课程会讲怎么用 QEMU调试内核)，发现它对应 tick_handle_periodic。
tick_handle_periodic位于 kernel\time\tick-common.c中，它里面的调用关系如下：

tick_handle_periodic 
tick_periodic(cpu); do_timer(1); jiffies_64 += ticks;  // jiffies就是 jiffies_64 

你为何说 jiffies就是 jiffies_64？在 arch\arm\kernel\vmlinux.lds.S有如下代码：

#ifndef __ARMEB__ 
jiffies = jiffies_64; 
#else 
jiffies = jiffies_64 + 4; 
#endif 

上述代码说明了，对于大字节序的 CPU，jiffies指向 jiffies_64的高 4字节；对于小字节序的 CPU，jiffies指向 jiffies_64的低 4字节。
对 jiffies_64的累加操作，就是对 jiffies的累加操作。

19.6 中断下半部tasklet

使用 GIT命令载后，本节源码位于这个目录下：

01_all_series_quickstart\ 
05_嵌入式 Linux驱动开发基础知识\source\ 
06_gpio_irq\ 08_read_key_irq_poll_fasync_block_timer_tasklet 

在前面我们介绍过中断上半部、下半部。中断的处理有几个原则：
① 不能嵌套；
② 越快越好。
在处理当前中断时，即使发生了其他中断，其他中断也不会得到处理，所以中断的处理要越快越好。但是某些中断要做的事情稍微耗时，这时可以把中断拆分为上半部、下半部。
在上半部处理紧急的事情，在上半部的处理过程中，中断是被禁止的；
在下半部处理耗时的事情，在下半部的处理过程中，中断是使能的。
中断上半部、下半部的关系机制，请回顾第 18.2.5节。

19.6.1 内核函数

19.6.1.1 定义 tasklet

中断下半部使用结构体 tasklet_struct来表示，它在内核源码 include\linux\interrupt.h中定义： struct tasklet_struct
{
struct tasklet_struct *next;
unsigned long state;
atomic_t count;
void (*func)(unsigned long);
unsigned long data;
};
其中的 state有 2位：
① bit0表示 TASKLET_STATE_SCHED
等于 1时表示已经执行了 tasklet_schedule把该 tasklet放入队列了；tasklet_schedule会判断该位，如果已经等于 1那么它就不会再次把 tasklet放入队列。
② bit1表示 TASKLET_STATE_RUN
等于 1时，表示正在运行 tasklet中的 func函数；函数执行完后内核会把该位清 0。
其中的 count表示该 tasklet是否使能：等于 0表示使能了，非 0表示被禁止了。对于 count非 0的tasklet，里面的 func函数不会被执行。
使用中断下半部之前，要先实现一个 tasklet_struct结构体，这可以用这 2个宏来定义结构体：

#define DECLARE_TASKLET(name, func, data) \ 
struct tasklet_struct name = { NULL, 0, ATOMIC_INIT(0), func, data } 
#define DECLARE_TASKLET_DISABLED(name, func, data) \ 
struct tasklet_struct name = { NULL, 0, ATOMIC_INIT(1), func, data } 

使用 DECLARE_TASKLET定义的 tasklet结构体，它是使能的；
使用 DECLARE_TASKLET_DISABLED定义的 tasklet结构体，它是禁止的；使用之前要先调用tasklet_enable使能它。
也可以使用函数来初始化 tasklet结构体：

extern void tasklet_init(struct tasklet_struct *t, void (*func)(unsigned long), unsigned long data); 

19.6.1.2 使能/禁止 tasklet

static inline void tasklet_enable(struct tasklet_struct *t); 
static inline void tasklet_disable(struct tasklet_struct *t); 

tasklet_enable把 count增加 1；tasklet_disable把 count减 1。

19.6.1.3 调度 tasklet

static inline void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t); 

把 tasklet放入链表，并且设置它的 TASKLET_STATE_SCHED状态为 1。

19.6.1.4

kill tasklet 
extern void tasklet_kill(struct tasklet_struct *t); 

如果一个 tasklet未被调度，tasklet_kill会把它的 TASKLET_STATE_SCHED状态清 0；
如果一个 tasklet已被调度，tasklet_kill会等待它执行完华，再把它的 TASKLET_STATE_SCHED状态清 0。
通常在卸载驱动程序时调用 tasklet_kill。

19.6.2

tasklet使用方法
先定义 tasklet，需要使用时调用 tasklet_schedule，驱动卸载前调用 tasklet_kill。
tasklet_schedule只是把 tasklet放入内核队列，它的 func函数会在软件中断的执行过程中被调用。

19.6.3

tasklet内部机制
作为初学者，可以不看本节。
tasklet属于 TASKLET_SOFTIRQ软件中断，入口函数为 tasklet_action，这在内核 kernel\softirq.c中设置：

当驱动程序调用 tasklet_schedule时，会设置 tasklet的 state为 TASKLET_STATE_SCHED，并把它放入某个链表：

当发生硬件中断时，内核处理完硬件中断后，会处理软件中断。对于 TASKLET_SOFTIRQ软件中断，会调用 tasklet_action函数。
执行过程还是挺简单的：从队列中找到 tasklet，进行状态判断后执行 func函数，从队列中删除 tasklet。
从这里可以看出：
① tasklet_schedule调度 tasklet时，其中的函数并不会立刻执行，而只是把 tasklet放入队列；
② 调用一次 tasklet_schedule，只会导致 tasklnet的函数被执行一次；
③ 如果 tasklet的函数尚未执行，多次调用 tasklet_schedule也是无效的，只会放入队列一次。
tasklet_action函数解析如下：