linux设备驱动之控制台驱动
一:前言
我们在之前分析过input子系统和tty设备驱动架构.今天需要将两者结合起来.看看linux中的控制台是怎么样实现的.
二:控制台驱动的初始化
之前在分析tty驱动架构的时候曾分析到.主设备为4,次设备为0的设备节点,即/dev/tty0为当前的控制终端.
有tty_init()中,有以下代码段:
static int __init tty_init(void)
{
……
……
#ifdef CONFIG_VT
cdev_init(&vc0_cdev, &console_fops);
if (cdev_add(&vc0_cdev, MKDEV(TTY_MAJOR, 0), 1) ||
register_chrdev_region(MKDEV(TTY_MAJOR, 0), 1, "/dev/vc/0") < 0)
panic("Couldn't register /dev/tty0 driver\n");
device_create(tty_class, NULL, MKDEV(TTY_MAJOR, 0), "tty0");
vty_init();
#endif
return 0;
}
CONFIG_VT:是指配置虚拟终端.即我们所说的控制台.在此可以看到TTY_MAJOR(4),0对应的设备节点操作集为console_fops.
继续跟进vty_init()
int __init vty_init(void)
{
vcs_init();
console_driver = alloc_tty_driver(MAX_NR_CONSOLES);
if (!console_driver)
panic("Couldn't allocate console driver\n");
console_driver->owner = THIS_MODULE;
console_driver->name = "tty";
console_driver->name_base = 1;
console_driver->major = TTY_MAJOR;
console_driver->minor_start = 1;
console_driver->type = TTY_DRIVER_TYPE_CONSOLE;
console_driver->init_termios = tty_std_termios;
console_driver->flags = TTY_DRIVER_REAL_RAW | TTY_DRIVER_RESET_TERMIOS;
tty_set_operations(console_driver, &con_ops);
if (tty_register_driver(console_driver))
panic("Couldn't register console driver\n");
kbd_init();
console_map_init();
#ifdef CONFIG_PROM_CONSOLE
prom_con_init();
#endif
#ifdef CONFIG_MDA_CONSOLE
mda_console_init();
#endif
return 0;
}
经过我们之前的tty驱动架构分析,这段代码看起来就比较简单了,它就是注册了一个tty驱动.这个驱动对应的操作集是位于con_ops里面的.
仔细看.在之后还会调用kbd_init().顾名思义,这个是一个有关键盘的初始化.控制终端跟键盘有什么关系呢?在之前分析tty的时候,曾提到过,.对于控制台而言,它的输入设备是键盘鼠标,它的输出设备是当前显示器.这两者是怎么关联起来的呢?不着急.请看下面的分析.
三:控制台的open操作
在前面分析了,对应console的操作集为con_ops.定义如下:
static const struct file_operations console_fops = {
.llseek = no_llseek,
.read = tty_read,
.write = redirected_tty_write,
.poll = tty_poll,
.ioctl = tty_ioctl,
.compat_ioctl = tty_compat_ioctl,
.open = tty_open,
.release = tty_release,
.fasync = tty_fasync,
};
里面的函数指针值我们都不陌生了,在之前分析的tty驱动中已经分析过了.
结合前面的tty驱动分析.我们知道在open的时候,会调用ldisc的open和tty_driver.open.
对于ldisc默认是tty_ldiscs[0].我们来看下它的具体赋值.
console_init():
void __init console_init(void)
{
initcall_t *call;
/* Setup the default TTY line discipline. */
(void) tty_register_ldisc(N_TTY, &tty_ldisc_N_TTY);
/*
* set up the console device so that later boot sequences can
* inform about problems etc..
*/
call = __con_initcall_start;
while (call < __con_initcall_end) {
(*call)();
call++;
}
}
在这里,通过tty_register_ldisc.将tty_ldisc_N_TTY注册为了第N_TTY项.即第1项. tty_ldisc_N_TTY定义如下:
struct tty_ldisc tty_ldisc_N_TTY = {
.magic = TTY_LDISC_MAGIC,
.name = "n_tty",
.open = n_tty_open,
.close = n_tty_close,
.flush_buffer = n_tty_flush_buffer,
.chars_in_buffer = n_tty_chars_in_buffer,
.read = read_chan,
.write = write_chan,
.ioctl = n_tty_ioctl,
.set_termios = n_tty_set_termios,
.poll = normal_poll,
.receive_buf = n_tty_receive_buf,
.write_wakeup = n_tty_write_wakeup
}
对应的open操作为n_tty_open:
static int n_tty_open(struct tty_struct *tty)
{
if (!tty)
return -EINVAL;
/* This one is ugly. Currently a malloc failure here can panic */
if (!tty->read_buf) {
tty->read_buf = alloc_buf();
if (!tty->read_buf)
return -ENOMEM;
}
memset(tty->read_buf, 0, N_TTY_BUF_SIZE);
reset_._flags(tty);
tty->column = 0;
n_tty_set_termios(tty, NULL);
tty->minimum_to_wake = 1;
tty->closing = 0;
return 0;
}
它为tty->read_buf分配内存.这个buffer空间大小为N_TTY_BUF_SIZE.read_buf实际上就是从按键的缓存区.然后调用reset_flags()来初始化tty中的一些字段:
static void reset_buffer_flags(struct tty_struct *tty)
{
unsigned long flags;
spin_lock_irqsave(&tty->read_lock, flags);
tty->read_head = tty->read_tail = tty->read_cnt = 0;
spin_unlock_irqrestore(&tty->read_lock, flags);
tty->canon_head = tty->canon_data = tty->erasing = 0;
memset(&tty->read_flags, 0, sizeof tty->read_flags);
n_tty_set_room(tty);
check_unthrottle(tty);
}
这里比较简,不再详细分析.在这里要注意几个tty成员的含义:
Tty->read_head, tty->read_tail , tty->read_cnt分别代表read_buf中数据的写入位置,读取位置和数据总数.read_buf是一个环形缓存区.
n_tty_set_room()是设备read_buf中的可用缓存区
check_unthrottle():是用来判断是否需要打开”阀门”,允许输入数据流入
对于console tty_driver对应的open函数如下示:
static int con_open(struct tty_struct *tty, struct file *filp)
{
unsigned int currcons = tty->index;
int ret = 0;
acquire_console_sem();
if (tty->driver_data == NULL) {
ret = vc_allocate(currcons);
if (ret == 0) {
struct vc_data *vc = vc_cons[currcons].d;
tty->driver_data = vc;
vc->vc_tty = tty;
if (!tty->winsize.ws_row && !tty->winsize.ws_col) {
tty->winsize.ws_row = vc_cons[currcons].d->vc_rows;
tty->winsize.ws_col = vc_cons[currcons].d->vc_cols;
}
release_console_sem();
vcs_make_sysfs(tty);
return ret;
}
}
release_console_sem();
return ret;
}
tty->index表示的是tty_driver所对示的设备节点序号.在这里也就是控制台的序列.用alt+fn就可以切换控制终端.
在这里,它主要为vc_cons[ ]数组中的对应项赋值.并将tty和vc建立关联.
四:控制台的read操作
从tty驱动架构中分析可得到,最终的read操作会转入到ldsic->read中进行.
相应tty_ldisc_N_TTY的read操作如下.这个函数代码较长,分段分析如下:
static ssize_t read_chan(struct tty_struct *tty, struct file *file,
unsigned char __user *buf, size_t nr)
{
unsigned char __user *b = buf;
DECLARE_WAITQUEUE(wait, current);
int c;
int minimum, time;
ssize_t retval = 0;
ssize_t size;
long timeout;
unsigned long flags;
do_it_again:
if (!tty->read_buf) {
printk(KERN_ERR "n_tty_read_chan: read_buf == NULL?!?\n");
return -EIO;
}
c = job_control(tty, file);
if (c < 0)
return c;
minimum = time = 0;
timeout = MAX_SCHEDULE_TIMEOUT;
if (!tty->icanon) {
time = (HZ / 10) * TIME_CHAR(tty);
minimum = MIN_CHAR(tty);
if (minimum) {
if (time)
tty->minimum_to_wake = 1;
else if (!waitqueue_active(&tty->read_wait) ||
(tty->minimum_to_wake > minimum))
tty->minimum_to_wake = minimum;
} else {
timeout = 0;
if (time) {
timeout = time;
time = 0;
}
tty->minimum_to_wake = minimum = 1;
}
}
首先,检查read操作的合法性,read_buf是否已经建立.然后再根据操作的类型来设置tty-> minimum_to_wake.这个成员的含义即为: 如果读进程在因数据不足而睡眠的情况下,数据到达并超过了minimum_to_wake.就将这个读进程唤醒.具体的唤醒过程我们在遇到的时候再进行分析.
/*
* Internal serialization of reads.
*/
//不允许阻塞
if (file->f_flags & O_NONBLOCK) {
if (!mutex_trylock(&tty->atomic_read_lock))
return -EAGAIN;
} else {
if (mutex_lock_interruptible(&tty->atomic_read_lock))
return -ERESTARTSYS;
}
add_wait_queue(&tty->read_wait, &wait);
在不允许睡眠的情况下,调用mutex_trylock()去获得锁.如果锁被占用,马上返回.否则用可中断的方式去获取锁,如果取锁错误,返回失败.如果取锁成功,将进程加至等待队列.在没有数据可读的情况下,直接睡眠.如果有数据可读,将其移出等待队列即可.
while (nr) {
/* First test for status change. */
if (tty->packet && tty->link->ctrl_status) {
unsigned char cs;
if (b != buf)
break;
cs = tty->link->ctrl_status;
tty->link->ctrl_status = 0;
if (tty_put_user(tty, cs, b++)) {
retval = -EFAULT;
b--;
break;
}
nr--;
break;
}
接下来就是一个漫长的while循环,用来读取数据,一直到数据取满为止.如果tty->packet被置为1.即为信包模式,通常用在伪终端设备.如果tty->link->ctrl_status有数据.则说明如果链路状态发生改变,需要提交此信息.在这种情况下,将其直接copy到用户空间即可.
/* This statement must be first before checking for input
so that any interrupt will set the state back to
TASK_RUNNING. */
set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
if (((minimum - (b - buf)) < tty->minimum_to_wake) &&
((minimum - (b - buf)) >= 1))
tty->minimum_to_wake = (minimum - (b - buf));
if (!input_available_p(tty, 0)) {
if (test_bit(TTY_OTHER_CLOSED, &tty->flags)) {
retval = -EIO;
break;
}
if (tty_hung_up_p(file))
break;
if (!timeout)
break;
if (file->f_flags & O_NONBLOCK) {
retval = -EAGAIN;
break;
}
if (signal_pending(current)) {
retval = -ERESTARTSYS;
break;
}
n_tty_set_room(tty);
timeout = schedule_timeout(timeout);
continue;
}
__set_current_state(TASK_RUNNING);
先将进程设为TASK_INTERRUPTIBLE状态.再调用input_available_p()来判断可数据供读取.如果没有.则进程睡眠.如果有数据,则将进程状态设为TASK_RUNNING.在终端接收数据的处理过程中,有两种方式,一种是规范模式.一种是原始模式.在规范模式下,终端需要对数据里面的一些特殊字符做处理.在原始模式下.终端不会对接收到的数据做任何的处理.在这里input_available_p()在判断是否有数据可读也分两种情况进行,对于规范模式,看是否有已经转换好的数据,对于原始模式,判断接收的信息总数
/* Deal with packet mode. */
//packet模式`忽略
if (tty->packet && b == buf) {
if (tty_put_user(tty, TIOCPKT_DATA, b++)) {
retval = -EFAULT;
b--;
break;
}
nr--;
}
if (tty->icanon) {
/* N.B. avoid overrun if nr == 0 */
while (nr && tty->read_cnt) {
int eol;
eol = test_and_clear_bit(tty->read_tail,
tty->read_flags);
c = tty->read_buf[tty->read_tail];
spin_lock_irqsave(&tty->read_lock, flags);
tty->read_tail = ((tty->read_tail+1) &
(N_TTY_BUF_SIZE-1));
tty->read_cnt--;
if (eol) {
/* this test should be redundant:
* we shouldn't be reading data if
* canon_data is 0
*/
if (--tty->canon_data < 0)
tty->canon_data = 0;
}
spin_unlock_irqrestore(&tty->read_lock, flags);
//如果没有到结束字符,将字符copy到数据空间
//__DISABLED_CHAR是不需要copy到用户空间的
if (!eol || (c != __DISABLED_CHAR)) {
if (tty_put_user(tty, c, b++)) {
retval = -EFAULT;
b--;
break;
}
nr--;
}
if (eol) {
//如果遇到行结束符.就可以退出了
tty_audit_push(tty);
break;
}
}
if (retval)
break;
} else {
//非加工模式,直接copy
int uncopied;
//环形缓存,copy两次
uncopied = copy_from_read_buf(tty, &b, &nr);
uncopied += copy_from_read_buf(tty, &b, &nr);
if (uncopied) {
retval = -EFAULT;
break;
}
}
对于规范模式,要读满一行才会返回用户空间.例如我们在shell上输入指令的时候,要按下enter键指令才会进行处理.在tty->read_flags数组中定义了一些满行的标志,如果read_buf中对应的数据在tty->read_flags中被置位.就会认为这次读入已经到结尾了.在这里还要注意的是,不要将__DISABLED_CHAR即’/0’拷贝到用户空间.
对于原始模式,只需要将read_buf中的数据读入到用户空间就可以返回了.在这里需要注意read_buf是一个环形缓存,需要copy两次.例如tail在head之前的情况.
/* If there is enough space in the read buffer now, let the
* low-level driver know. We use n_tty_chars_in_buffer() to
* check the buffer, as it now knows about canonical mode.
* Otherwise, if the driver is throttled and the line is
* longer than TTY_THRESHOLD_UNTHROTTLE in canonical mode,
* we won't get any more characters.
*/
if (n_tty_chars_in_buffer(tty) <= TTY_THRESHOLD_UNTHROTTLE) {
n_tty_set_room(tty);
check_unthrottle(tty);
}
OK.到这里,read_buf中或多或少已经有数据被取出了.如果当前的数据量少于TTY_THRESHOLD_UNTHROTTLE.就可以调用check_unthrottle()将其它的写进程唤醒了
if (b - buf >= minimum)
break;
if (time)
timeout = time;
}
mutex_unlock(&tty->atomic_read_lock);
remove_wait_queue(&tty->read_wait, &wait);
if (!waitqueue_active(&tty->read_wait))
tty->minimum_to_wake = minimum;
__set_current_state(TASK_RUNNING);
已经读完了数据,是该到清理的时候了.将进程移出等待队列,并当进程状态设为TASK_RUNNING
size = b - buf;
if (size) {
retval = size;
if (nr)
clear_bit(TTY_PUSH, &tty->flags);
} else if (test_and_clear_bit(TTY_PUSH, &tty->flags))
goto do_it_again;
//更新剩余空间数
n_tty_set_room(tty);
return retval;
}
TTY_PUSH:是由底层驱动程序在读到一个EOF字符并将其放入缓存区造成的,表示用户要尽快将缓存区数据取走.
如果本次操作没有读取任何数据,且被设置了TTY_PUSH,则跳转到do_it_again,继续执行.如果本次操作读取了数据,可以等到下一次read的时候再来取.
最后,更新read_buf的剩余空间数.
五:控制终端数据的来源
从这个函数里面我们可以看到,数据是从read_buf中取出来的,但是谁将数据放入到read_buf中的呢?为了探究出它的根源.我们还得要从vty_init()说起.
在之前分析过. vty_init()会调用一个表面字义看起来与键盘相关的一个子函数: kbd_init().跟踪这个函数:
int __init kbd_init(void)
{
int i;
int error;
for (i = 0; i < MAX_NR_CONSOLES; i++) {
kbd_table[i].ledflagstate = KBD_DEFLEDS;
kbd_table[i].default_ledflagstate = KBD_DEFLEDS;
kbd_table[i].ledmode = LED_SHOW_FLAGS;
kbd_table[i].lockstate = KBD_DEFLOCK;
kbd_table[i].slockstate = 0;
kbd_table[i].modeflags = KBD_DEFMODE;
kbd_table[i].kbdmode = default_utf8 ? VC_UNICODE : VC_XLATE;
}
error = input_register_handler(&kbd_handler);
if (error)
return error;
tasklet_enable(&keyboard_tasklet);
tasklet_schedule(&keyboard_tasklet);
return 0;
}
暂时用不到的部份我们先不与分析。 在这里注册了一个input handler。结合前面我们分析的input子系统，在handler里会处理input device上报的事件。跟进这个handler看一下：
kbd_handler定义如下：
static struct input_handler kbd_handler = {
.event = kbd_event,
.connect = kbd_connect,
.disconnect = kbd_disconnect,
.start = kbd_start,
.name = "kbd",
.id_table = kbd_ids,
};
Id_table是用来匹配input device的。跟进去看一下，看哪些device的事件，才会交给它处理：
static const struct input_device_id kbd_ids[] = {
{
.flags = INPUT_DEVICE_ID_MATCH_EVBIT,
.evbit = { BIT_MASK(EV_KEY) },
},
{
.flags = INPUT_DEVICE_ID_MATCH_EVBIT,
.evbit = { BIT_MASK(EV_SND) },
},
{ }, /* Terminating entry */
};
从这个id_table中看来，只要是能支持EV_KEY或者是EV_SND的设备都会被这个hnadler匹配到。相应的。也就能够处理input device上报的事件了.
根据之前的input子系统分析，在input device和handler 进行匹配的时候会调用handler->connect.即kbd_connect().代码如下：
static int kbd_connect(struct input_handler *handler, struct input_dev *dev,
const struct input_device_id *id)
{
struct input_handle *handle;
int error;
int i;
for (i = KEY_RESERVED; i < BTN_MISC; i++)
if (test_bit(i, dev->keybit))
break;
if (i == BTN_MISC && !test_bit(EV_SND, dev->evbit))
return -ENODEV;
handle = kzalloc(sizeof(struct input_handle), GFP_KERNEL);
if (!handle)
return -ENOMEM;
handle->dev = dev;
handle->handler = handler;
handle->name = "kbd";
error = input_register_handle(handle);
if (error)
goto err_free_handle;
error = input_open_device(handle);
if (error)
goto err_unregister_handle;
return 0;
err_unregister_handle:
input_unregister_handle(handle);
err_free_handle:
kfree(handle);
return error;
}
在这段代码里，它申请分初始化了一个hande结构，并将其注册。Open。这些都是我们之前分析过的东东。在注册handle的时候。又会调用到hande->start.函数如下：
static void kbd_start(struct input_handle *handle)
{
unsigned char leds = ledstate;
tasklet_disable(&keyboard_tasklet);
if (leds != 0xff) {
input_inject_event(handle, EV_LED, LED_SCROLLL, !!(leds & 0x01));
input_inject_event(handle, EV_LED, LED_NUML, !!(leds & 0x02));
input_inject_event(handle, EV_LED, LED_CAPSL, !!(leds & 0x04));
input_inject_event(handle, EV_SYN, SYN_REPORT, 0);
}
tasklet_enable(&keyboard_tasklet);
}
这里就是对键盘上的LED进行操作。启用了tasklent。这些都不是我们所关心的重点。
来看下它的事件处理过程：
static void kbd_event(struct input_handle *handle, unsigned int event_type,
unsigned int event_code, int value)
{
if (event_type == EV_MSC && event_code == MSC_RAW && HW_RAW(handle->dev))
kbd_rawcode(value);
if (event_type == EV_KEY)
kbd_keycode(event_code, value, HW_RAW(handle->dev));
tasklet_schedule(&keyboard_tasklet);
do_poke_blanked_console = 1;
schedule_console_callback();
}
不管对应键盘的那一种模式。后面的数据流程都会转入到input_queue()进等处理。
实际上。控制终端由vc_cons[ ]数组表示。数组中的每一个项都表示一个控制终端。由全局变量fg_console来指示当前所用的cosole/另外。对于键盘等输出设备也对应一个数组。即kbd_table[ ].用来表示当前终端的控制信息.
其余的都不是我们想关心的。来跟踪一下这个函数的实现：
static void put_queue(struct vc_data *vc, int ch)
{
struct tty_struct *tty = vc->vc_tty;
if (tty) {
tty_insert_flip_char(tty, ch, 0);
con_schedule_flip(tty);
}
}
这里的参数vc就是指的在vc_cons[ ]中的当前项。回忆在console open的时候。初始化了这一项。并建立了VC和tty的关联。就这样。在vc中可以寻着关联关系找到tty了.
Tty_insert_filp_char( )将数据ch存入tty的一个缓存中，具体代码如下示：
static inline int tty_insert_flip_char(struct tty_struct *tty,
unsigned char ch, char flag)
{
struct tty_buffer *tb = tty->buf.tail;
if (tb && tb->used < tb->size) {
tb->flag_buf_ptr[tb->used] = flag;
tb->char_buf_ptr[tb->used++] = ch;
return 1;
}
return tty_insert_flip_string_flags(tty, &ch, &flag, 1);
}
在这里，将数存先存进了tty->buf中。后面的tty_insert_flip_string_flags是在当前buf不够的情况下，扩张buf使用的。代码比较简单，请自行分析。
将数据暂存之后，会调用con_schedule_flip(tty)去唤醒一个软中断的工作队列.代码如下：
static inline void con_schedule_flip(struct tty_struct *t)
{
unsigned long flags;
spin_lock_irqsave(&t->buf.lock, flags);
if (t->buf.tail != NULL)
t->buf.tail->commit = t->buf.tail->used;
spin_unlock_irqrestore(&t->buf.lock, flags);
schedule_delayed_work(&t->buf.work, 0);
}
对应的工作队列为t->buf.work.这个工作队列是怎么定义的呢？这就要回到我们之前分析的tty驱动的tty_struct的初始化.
代码片段如下所示：
static void initialize_tty_struct(struct tty_struct *tty)
{
。。。。。。
。。。。。。。
INIT_DELAYED_WORK(&tty->buf.work, flush_to_ldisc);
。。。。。。
}
这就是这个工作队列的定义了.
在这里，特别提醒一下。在上面的put_queue()处理是处于一个中断环境。回想一想整个事件的流程。是键盘中断àinput device上报事件àhandler处理这个事件àput_queue()
在中断中，将工作队列唤醒。将比较繁重的工作交由这个工作队列处理。虽然工作队列也是工作在中断状态。但它是开中断执行的.这也就是软中断存在的目的.
跟进flush_to_ldisc():
static void flush_to_ldisc(struct work_struct *work)
{
struct tty_struct *tty =
container_of(work, struct tty_struct, buf.work.work);
unsigned long flags;
struct tty_ldisc *disc;
struct tty_buffer *tbuf, *head;
char *char_buf;
unsigned char *flag_buf;
disc = tty_ldisc_ref(tty);
if (disc == NULL) /* !TTY_LDISC */
return;
工作队列所调用的参数是它本身所表示的work_queue.而它本身又是封装在tty_strcut里面的。调用container_of()宏就可以获取到封装它的tty_struct.然后增加tty->ldisc的引用计数
spin_lock_irqsave(&tty->buf.lock, flags);
/* So we know a flush is running */
set_bit(TTY_FLUSHING, &tty->flags);
head = tty->buf.head;
if (head != NULL) {
tty->buf.head = NULL;
for (;;) {
int count = head->commit - head->read;
if (!count) {
if (head->next == NULL)
break;
tbuf = head;
head = head->next;
tty_buffer_free(tty, tbuf);
continue;
}
/* Ldisc or user is trying to flush the buffers
we are feeding to the ldisc, stop feeding the
line discipline as we want to empty the queue */
if (test_bit(TTY_FLUSHPENDING, &tty->flags))
break;
if (!tty->receive_room) {
schedule_delayed_work(&tty->buf.work, 1);
break;
}
if (count > tty->receive_room)
count = tty->receive_room;
char_buf = head->char_buf_ptr + head->read;
flag_buf = head->flag_buf_ptr + head->read;
head->read += count;
spin_unlock_irqrestore(&tty->buf.lock, flags);
disc->receive_buf(tty, char_buf, flag_buf, count);
spin_lock_irqsave(&tty->buf.lock, flags);
}
/* Restore the queue head */
tty->buf.head = head;
}
对于tty->buf中的每个缓存区，如果缓存区中没有数据，则将其释放，这个释放是有优化的。如果数据少于512就将其放到tty->buf->free中。下次要放分存放空间的时候可以直接到这里面取。如果设置了TTY_ FLUSHPENDING就会跳出循环。
如果tty的接收缓存区不够，则跳出循环，定时器到达过后再来调用这个工作队列.
最后调用tty->receive_buf()来处理这个数据了.
/* We may have a deferred request to flush the input buffer,
if so pull the chain under the lock and empty the queue */
if (test_bit(TTY_FLUSHPENDING, &tty->flags)) {
__tty_buffer_flush(tty);
clear_bit(TTY_FLUSHPENDING, &tty->flags);
wake_up(&tty->read_wait);
}
clear_bit(TTY_FLUSHING, &tty->flags);
spin_unlock_irqrestore(&tty->buf.lock, flags);
tty_ldisc_deref(disc);
}
数据最终会通过tty-> receive_buf()将数据放入read_buf.
在这段代码中，有几个很有意思的处理。在进入工作队列的时候，首先会置TTY_FLUSHING标志.如果有进程在读read_buf的时候，如果此标志被置位，就会设置TTY_FLUSHPENDING标志，并进行睡眠。在数据处理完成之后，判断是否有TTY_FLUSHPENDING标志。如果有，则将读进程唤醒.并清除TTY_FLUSHPENDING和TTY_FLUSHING
想一想。为什么会这么处理呢？为什么这里需要两个缓存区，一个buf.一个read_buf。为什么要这样麻烦呢？
首先，对于缓存区的数目问题：我们在后面会看到。对接收数据还有一系列的预处理过程，这些过程是比较费时的。不宜在中断中进行费时的操作。所以需要选用软中断机制。这就需要将数据先放置一个buf.再由软中断进行预处理之后，再将它放入到read_buf.这就是两个缓存区的原因.
另外：在存数据到read_buf的时候。会有进程从read_buf中读数据。这样就会造成一个竞争。注意到在软中断情况下是不可睡眠的。我们只能选用自旋锁一类的机制。而这种机制是禁止中断和抢占的。这又违背了软中断机制的初衷。怎么办呢？这就是这样标志的作用了。在设计中，我们必须首先得要保证软中断处理机制的快速完成。所以一进入软中断，就置了一个标志。如果有进程来读数据了，也就是说竞争条件发生了，先将读进程置睡眠。不管怎样，先让软中断处理完之后再说。软中断的工作over这后，再唤醒读进程。
我们之前讲的一系统加锁机制是在两者同样平等的情况。而原子置位与判断置位一般是为了保证一方的工作先完成。
好了，到这一步，我们终于看到跟踪read_buf中数据来源问题的一丝曙光了。数据经过tty->receive_buf之后，这个过程就清晰明朗了。
对于tty_ldisc_N_TTY. receive_buf接口如下所示：
static void n_tty_receive_buf(struct tty_struct *tty, const unsigned char *cp,
char *fp, int count)
{
const unsigned char *p;
char *f, flags = TTY_NORMAL;
int i;
char buf[64];
unsigned long cpuflags;
if (!tty->read_buf)
return;
if (tty->real_raw) {
spin_lock_irqsave(&tty->read_lock, cpuflags);
i = min(N_TTY_BUF_SIZE - tty->read_cnt,
N_TTY_BUF_SIZE - tty->read_head);
i = min(count, i);
memcpy(tty->read_buf + tty->read_head, cp, i);
tty->read_head = (tty->read_head + i) & (N_TTY_BUF_SIZE-1);
tty->read_cnt += i;
cp += i;
count -= i;
i = min(N_TTY_BUF_SIZE - tty->read_cnt,
N_TTY_BUF_SIZE - tty->read_head);
i = min(count, i);
memcpy(tty->read_buf + tty->read_head, cp, i);
tty->read_head = (tty->read_head + i) & (N_TTY_BUF_SIZE-1);
tty->read_cnt += i;
spin_unlock_irqrestore(&tty->read_lock, cpuflags);
} else {
for (i = count, p = cp, f = fp; i; i--, p++) {
if (f)
flags = *f++;
switch (flags) {
case TTY_NORMAL:
n_tty_receive_char(tty, *p);
break;
case TTY_BREAK:
n_tty_receive_break(tty);
break;
case TTY_PARITY:
case TTY_FRAME:
n_tty_receive_parity_error(tty, *p);
break;
case TTY_OVERRUN:
n_tty_receive_overrun(tty);
break;
default:
printk(KERN_ERR "%s: unknown flag %d\n",
tty_name(tty, buf), flags);
break;
}
}
if (tty->driver->flush_chars)
tty->driver->flush_chars(tty);
}
对于原始模式。直接将数据copy到read_buf中。对于加工模式，将数据预处理之后，再加入到read_buf中。这个预处理过程比较繁杂，这里先忽略.
n_tty_set_room(tty);
if (!tty->icanon && (tty->read_cnt >= tty->minimum_to_wake)) {
kill_fasync(&tty->fasync, SIGIO, POLL_IN);
if (waitqueue_active(&tty->read_wait))
wake_up_interruptible(&tty->read_wait);
}
/*
* Check the remaining room for the input canonicalization
* mode. We don't want to throttle the driver if we're in
* canonical mode and don't have a newline yet!
*/
if (tty->receive_room < TTY_THRESHOLD_THROTTLE) {
/* check TTY_THROTTLED first so it indicates our state */
if (!test_and_set_bit(TTY_THROTTLED, &tty->flags) &&
tty->driver->throttle)
tty->driver->throttle(tty);
}
}
重新计数read_buf的剩余空间量。如果可读数据大于tty->minimum_to_wake.就将它的读进程唤醒。
如果当前read_buf剩余空间不足TTY_THRESHOLD_THROTTLE.就调用tty->driver->throttle(tty)将数程流入进程先阻塞.
六：控制终端的write操作
在输入 shell指令的时候，屏幕上会出现我们键入的字符。在输入密码的时候，屏幕上一般不会显示我们当前按入了什么键。就就是终端的两种模式，回显和非回显（ ECHO）。当设置为回显模式的时候，会将键入的值在屏幕上面显示出来。这个显示的过程就是通过 tty driver->write来实现的。
屏幕上的显示操作跟显示驱动有很重要的联系。一般就是调用显卡驱动的显示接口来实现。在切换终端的时候。设置显示区域。由于这部份跟显卡驱动关联较深，而功能又比较单一。在这里不做详细分析。
七 :总结
在这一节里，将之前分析过的 input子系统， tty驱动架构联系在了一起。我们渐渐体会到， Linux中大量的使用分层架构。层与层之前的联系很紧密而维护也很简单。深入体会其中的架构思想。对于我们平时做开发是很有裨益的 .