Linux 中断实验

目录

• Linux 中断简介
• • Linux 中断API 函数
  • 上半部与下半部
  • 设备树中断信息节点
  • 获取中断号
• 硬件原理图分析
• 实验程序编写
• • 修改设备树文件
  • 按键中断驱动程序编写
  • 编写测试APP
• 运行测试
• • 编译驱动程序和测试APP
  • 运行测试

不管是裸机实验还是Linux 下的驱动实验，中断都是频繁使用的功能，关于I.MX6U 的中断原理已经在第十七章做了详细的讲解，在裸机中使用中断我们需要做一大堆的工作，比如配置寄存器，使能IRQ 等等。Linux 内核提供了完善的中断框架，我们只需要申请中断，然后注册中断处理函数即可，使用非常方便，不需要一系列复杂的寄存器配置。本章我们就来学习一下如何在Linux 下使用中断。

Linux 中断简介 Linux 中断API 函数

先来回顾一下裸机实验里面中断的处理方法：
①、使能中断，初始化相应的寄存器。
②、注册中断服务函数，也就是向irqTable 数组的指定标号处写入中断服务函数
②、中断发生以后进入IRQ 中断服务函数，在IRQ 中断服务函数在数组irqTable 里面查找具体的中断处理函数，找到以后执行相应的中断处理函数。
在Linux 内核中也提供了大量的中断相关的API 函数，我们来看一下这些跟中断有关的API 函数：

1、中断号
每个中断都有一个中断号，通过中断号即可区分不同的中断，有的资料也把中断号叫做中断线。在Linux 内核中使用一个int 变量表示中断号，关于中断号我们已经在第十七章讲解过了。
2、request_irq 函数
在Linux 内核中要想使用某个中断是需要申请的，request_irq 函数用于申请中断，request_irq函数可能会导致睡眠，因此不能在中断上下文或者其他禁止睡眠的代码段中使用request_irq 函数。request_irq 函数会激活(使能)中断，所以不需要我们手动去使能中断，request_irq 函数原型如下：

int request_irq(unsigned int irq,
irq_handler_t handler,
unsigned long flags,
const char *name,
void *dev)

函数参数和返回值含义如下：
irq：要申请中断的中断号。
handler：中断处理函数，当中断发生以后就会执行此中断处理函数。
flags：中断标志，可以在文件include/linux/interrupt.h 里面查看所有的中断标志，这里我们介绍几个常用的中断标志，如表51.1.1.1 所示：

标志	描述
IRQF_SHARED	多个设备共享一个中断线，共享的所有中断都必须指定此标志。如果使用共享中断的话，request_irq 函数的dev 参数就是唯一区分他们的标志。
IRQF_ONESHOT	单次中断，中断执行一次就结束。
IRQF_TRIGGER_NONE	无触发。
IRQF_TRIGGER_RISING	上升沿触发。
IRQF_TRIGGER_FALLING	下降沿触发。
IRQF_TRIGGER_HIGH	高电平触发。
IRQF_TRIGGER_LOW	低电平触发。

比如I.MX6U-ALPHA 开发板上的KEY0 使用GPIO1_IO18，按下KEY0 以后为低电平，因此可以设置为下降沿触发，也就是将flags 设置为IRQF_TRIGGER_FALLING。表51.1.1.1 中的这些标志可以通过“|”来实现多种组合。

name：中断名字，设置以后可以在/proc/interrupts 文件中看到对应的中断名字。
dev：如果将flags 设置为IRQF_SHARED 的话，dev 用来区分不同的中断，一般情况下将dev 设置为设备结构体，dev 会传递给中断处理函数irq_handler_t 的第二个参数。
返回值：0 中断申请成功，其他负值中断申请失败，如果返回-EBUSY 的话表示中断已经被申请了。

3、free_irq 函数
使用中断的时候需要通过request_irq 函数申请，使用完成以后就要通过free_irq 函数释放掉相应的中断。如果中断不是共享的，那么free_irq 会删除中断处理函数并且禁止中断。free_irq函数原型如下所示：

void free_irq(unsigned int irq,
void *dev)

函数参数和返回值含义如下：
irq：要释放的中断。
dev：如果中断设置为共享(IRQF_SHARED)的话，此参数用来区分具体的中断。共享中断只有在释放最后中断处理函数的时候才会被禁止掉。
返回值：无。

4、中断处理函数
使用request_irq 函数申请中断的时候需要设置中断处理函数，中断处理函数格式如下所示：

irqreturn_t (*irq_handler_t) (int, void *)

第一个参数是要中断处理函数要相应的中断号。第二个参数是一个指向void 的指针，也就是个通用指针，需要与request_irq 函数的dev 参数保持一致。用于区分共享中断的不同设备，dev 也可以指向设备数据结构。中断处理函数的返回值为irqreturn_t 类型，irqreturn_t 类型定义如下所示：

10 enum irqreturn {
11 IRQ_NONE = (0 << 0),
12 IRQ_HANDLED = (1 << 0),
13 IRQ_WAKE_THREAD = (1 << 1),
14 };
15
16 typedef enum irqreturn irqreturn_t;

可以看出irqreturn_t 是个枚举类型，一共有三种返回值。一般中断服务函数返回值使用如下形式：

return IRQ_RETVAL(IRQ_HANDLED)

5、中断使能与禁止函数

常用的中断使用和禁止函数如下所示：

void enable_irq(unsigned int irq)
void disable_irq(unsigned int irq)

enable_irq 和disable_irq 用于使能和禁止指定的中断，irq 就是要禁止的中断号。disable_irq函数要等到当前正在执行的中断处理函数执行完才返回，因此使用者需要保证不会产生新的中断，并且确保所有已经开始执行的中断处理程序已经全部退出。在这种情况下，可以使用另外一个中断禁止函数：

void disable_irq_nosync(unsigned int irq)

disable_irq_nosync 函数调用以后立即返回，不会等待当前中断处理程序执行完毕。上面三个函数都是使能或者禁止某一个中断，有时候我们需要关闭当前处理器的整个中断系统，也就是在学习STM32 的时候常说的关闭全局中断，这个时候可以使用如下两个函数：

local_irq_enable()
local_irq_disable()

local_irq_enable 用于使能当前处理器中断系统，local_irq_disable 用于禁止当前处理器中断系统。假如A 任务调用local_irq_disable 关闭全局中断10S，当关闭了2S 的时候B 任务开始运行，B 任务也调用local_irq_disable 关闭全局中断3S，3 秒以后B 任务调用local_irq_enable 函数将全局中断打开了。此时才过去2+3=5 秒的时间，然后全局中断就被打开了，此时A 任务要关闭10S 全局中断的愿望就破灭了，然后A 任务就“生气了”，结果很严重，可能系统都要被A 任务整崩溃。为了解决这个问题，B 任务不能直接简单粗暴的通过local_irq_enable 函数来打开全局中断，而是将中断状态恢复到以前的状态，要考虑到别的任务的感受，此时就要用到下面两个函数：

local_irq_save(flags)
local_irq_restore(flags)

这两个函数是一对，local_irq_save 函数用于禁止中断，并且将中断状态保存在flags 中。local_irq_restore 用于恢复中断，将中断到flags 状态。

上半部与下半部

在有些资料中也将上半部和下半部称为顶半部和底半部，都是一个意思。我们在使用request_irq 申请中断的时候注册的中断服务函数属于中断处理的上半部，只要中断触发，那么中断处理函数就会执行。我们都知道中断处理函数一定要快点执行完毕，越短越好，但是现实往往是残酷的，有些中断处理过程就是比较费时间，我们必须要对其进行处理，缩小中断处理函数的执行时间。比如电容触摸屏通过中断通知SOC 有触摸事件发生，SOC 响应中断，然后通过IIC 接口读取触摸坐标值并将其上报给系统。但是我们都知道IIC 的速度最高也只有400Kbit/S，所以在中断中通过IIC 读取数据就会浪费时间。我们可以将通过IIC 读取触摸数据的操作暂后执行，中断处理函数仅仅相应中断，然后清除中断标志位即可。这个时候中断处理过程就分为了两部分：

上半部：上半部就是中断处理函数，那些处理过程比较快，不会占用很长时间的处理就可以放在上半部完成。

下半部：如果中断处理过程比较耗时，那么就将这些比较耗时的代码提出来，交给下半部去执行，这样中断处理函数就会快进快出。

因此，Linux 内核将中断分为上半部和下半部的主要目的就是实现中断处理函数的快进快出，那些对时间敏感、执行速度快的操作可以放到中断处理函数中，也就是上半部。剩下的所有工作都可以放到下半部去执行，比如在上半部将数据拷贝到内存中，关于数据的具体处理就可以放到下半部去执行。至于哪些代码属于上半部，哪些代码属于下半部并没有明确的规定，一切根据实际使用情况去判断，这个就很考验驱动编写人员的功底了。这里有一些可以借鉴的参考点：

①、如果要处理的内容不希望被其他中断打断，那么可以放到上半部。
②、如果要处理的任务对时间敏感，可以放到上半部。
③、如果要处理的任务与硬件有关，可以放到上半部
④、除了上述三点以外的其他任务，优先考虑放到下半部。
上半部处理很简单，直接编写中断处理函数就行了，关键是下半部该怎么做呢？Linux 内核提供了多种下半部机制，接下来我们来学习一下这些下半部机制。

1、软中断
一开始Linux 内核提供了“bottom half”机制来实现下半部，简称“BH”。后面引入了软中断和tasklet 来替代“BH”机制，完全可以使用软中断和tasklet 来替代BH，从2.5 版本的Linux内核开始BH 已经被抛弃了。Linux 内核使用结构体softirq_action 表示软中断，softirq_action结构体定义在文件include/linux/interrupt.h 中，内容如下：

433 struct softirq_action
434 {
435 void (*action)(struct softirq_action *);
436 };

在kernel/softirq.c 文件中一共定义了10 个软中断，如下所示：

static struct softirq_action softirq_vec[NR_SOFTIRQS];

NR_SOFTIRQS 是枚举类型，定义在文件include/linux/interrupt.h 中，定义如下：

enum
{
HI_SOFTIRQ=0, 
TIMER_SOFTIRQ, 
NET_TX_SOFTIRQ, 
NET_RX_SOFTIRQ, 
BLOCK_SOFTIRQ,
BLOCK_IOPOLL_SOFTIRQ,
TASKLET_SOFTIRQ, 
SCHED_SOFTIRQ, 
HRTIMER_SOFTIRQ, 
RCU_SOFTIRQ, 
NR_SOFTIRQS
};

可以看出，一共有10 个软中断，因此NR_SOFTIRQS 为10，因此数组softirq_vec 有10 个元素。softirq_action 结构体中的action 成员变量就是软中断的服务函数，数组softirq_vec 是个全局数组，因此所有的CPU(对于SMP 系统而言)都可以访问到，每个CPU 都有自己的触发和控制机制，并且只执行自己所触发的软中断。但是各个CPU 所执行的软中断服务函数确是相同
的，都是数组softirq_vec 中定义的action 函数。要使用软中断，必须先使用open_softirq 函数注册对应的软中断处理函数，open_softirq 函数原型如下：

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

函数参数和返回值含义如下：

nr：要开启的软中断，在示例代码51.1.2.3 中选择一个。
action：软中断对应的处理函数。
返回值：没有返回值。
注册好软中断以后需要通过raise_softirq 函数触发，raise_softirq 函数原型如下：

void raise_softirq(unsigned int nr)

函数参数和返回值含义如下：
nr：要触发的软中断，在示例代码51.1.2.3 中选择一个。
返回值：没有返回值。
软中断必须在编译的时候静态注册！Linux 内核使用softirq_init 函数初始化软中断，softirq_init 函数定义在kernel/softirq.c 文件里面，函数内容如下：

634 void __init softirq_init(void)
635 {
636 int cpu;
637
638 for_each_possible_cpu(cpu) {
639 per_cpu(tasklet_vec, cpu).tail =
640 &per_cpu(tasklet_vec, cpu).head;
641 per_cpu(tasklet_hi_vec, cpu).tail =
642 &per_cpu(tasklet_hi_vec, cpu).head;
643 }
644
645 open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action);
646 open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action);
647 }

从示例代码51.1.2.4 可以看出，softirq_init 函数默认会打开TASKLET_SOFTIRQ 和HI_SOFTIRQ。
2、tasklet
tasklet 是利用软中断来实现的另外一种下半部机制，在软中断和tasklet 之间，建议大家使用tasklet。Linux 内核使用tasklet_struct 结构体来表示tasklet：

484 struct tasklet_struct
485 {
486 struct tasklet_struct *next; 
487 unsigned long state; 
488 atomic_t count; 
489 void (*func)(unsigned long); 
490 unsigned long data; 
491 };

第489 行的func 函数就是tasklet 要执行的处理函数，用户定义函数内容，相当于中断处理函数。如果要使用tasklet，必须先定义一个tasklet，然后使用tasklet_init 函数初始化tasklet，taskled_init 函数原型如下：

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

函数参数和返回值含义如下：
t：要初始化的tasklet
func：tasklet 的处理函数。
data：要传递给func 函数的参数
返回值：没有返回值。
也可以使用宏DECLARE_TASKLET 来一次性完成tasklet 的定义和初始化，
DECLARE_TASKLET 定义在include/linux/interrupt.h 文件中，定义如下:

DECLARE_TASKLET(name, func, data)

其中name 为要定义的tasklet 名字，这个名字就是一个tasklet_struct 类型的时候变量，func就是tasklet 的处理函数，data 是传递给func 函数的参数。
在上半部，也就是中断处理函数中调用tasklet_schedule 函数就能使tasklet 在合适的时间运行，tasklet_schedule 函数原型如下：

void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)

函数参数和返回值含义如下：
t：要调度的tasklet，也就是DECLARE_TASKLET 宏里面的name。
返回值：没有返回值。
关于tasklet 的参考使用示例如下所示：

struct tasklet_struct testtasklet;

void testtasklet_func(unsigned long data)
{

}

irqreturn_t test_handler(int irq, void *dev_id)
{
......

tasklet_schedule(&testtasklet);
......
}

static int __init xxxx_init(void)
{
......

tasklet_init(&testtasklet, testtasklet_func, data);

request_irq(xxx_irq, test_handler, 0, "xxx", &xxx_dev);
......
}

2、工作队列
工作队列是另外一种下半部执行方式，工作队列在进程上下文执行，工作队列将要推后的工作交给一个内核线程去执行，因为工作队列工作在进程上下文，因此工作队列允许睡眠或重新调度。因此如果你要推后的工作可以睡眠那么就可以选择工作队列，否则的话就只能选择软中断或tasklet。

Linux 内核使用work_struct 结构体表示一个工作，内容如下(省略掉条件编译)：

struct work_struct {
atomic_long_t data;
struct list_head entry;
work_func_t func; 
};

这些工作组织成工作队列，工作队列使用workqueue_struct 结构体表示，内容如下(省略掉条件编译)：

struct workqueue_struct {
struct list_head pwqs;
struct list_head list;
struct mutex mutex;
int work_color;
int flush_color;
atomic_t nr_pwqs_to_flush;
struct wq_flusher *first_flusher;
struct list_head flusher_queue;
struct list_head flusher_overflow;
struct list_head maydays;
struct worker *rescuer;
int nr_drainers;
int saved_max_active;
struct workqueue_attrs *unbound_attrs;
struct pool_workqueue *dfl_pwq;
char name[WQ_NAME_LEN];
struct rcu_head rcu;
unsigned int flags ____cacheline_aligned;
struct pool_workqueue __percpu *cpu_pwqs;
struct pool_workqueue __rcu *numa_pwq_tbl[];
};

Linux 内核使用工作者线程(worker thread)来处理工作队列中的各个工作，Linux 内核使用worker 结构体表示工作者线程，worker 结构体内容如下：

struct worker {
union {
struct list_head entry;
struct hlist_node hentry;
};
struct work_struct *current_work;
work_func_t current_func;
struct pool_workqueue *current_pwq;
bool desc_valid;
struct list_head scheduled;
struct task_struct *task;
struct worker_pool *pool;
struct list_head node;
unsigned long last_active;
unsigned int flags;
int id;
char desc[WORKER_DESC_LEN];
struct workqueue_struct *rescue_wq;
};

从示例代码51.1.2.10 可以看出，每个worker 都有一个工作队列，工作者线程处理自己工作队列中的所有工作。在实际的驱动开发中，我们只需要定义工作(work_struct)即可，关于工作队列和工作者线程我们基本不用去管。简单创建工作很简单，直接定义一个work_struct 结构体变量即可，然后使用INIT_WORK 宏来初始化工作，INIT_WORK 宏定义如下：

#define INIT_WORK(_work, _func)

_work 表示要初始化的工作，_func 是工作对应的处理函数。
也可以使用DECLARE_WORK 宏一次性完成工作的创建和初始化，宏定义如下：

#define DECLARE_WORK(n, f)

n 表示定义的工作(work_struct)，f 表示工作对应的处理函数。
和tasklet 一样，工作也是需要调度才能运行的，工作的调度函数为schedule_work，函数原型如下所示：

bool schedule_work(struct work_struct *work)

函数参数和返回值含义如下：
work：要调度的工作。
返回值：0 成功，其他值失败。
关于工作队列的参考使用示例如下所示：

struct work_struct testwork;

void testwork_func_t(struct work_struct *work);
{

}

irqreturn_t test_handler(int irq, void *dev_id)
{
......

schedule_work(&testwork);
......
}

static int __init xxxx_init(void)
{
......

INIT_WORK(&testwork, testwork_func_t);

request_irq(xxx_irq, test_handler, 0, "xxx", &xxx_dev);
......
}

设备树中断信息节点

如果使用设备树的话就需要在设备树中设置好中断属性信息，Linux 内核通过读取设备树中的中断属性信息来配置中断。对于中断控制器而言，设备树绑定信息参考文档
documentation/devicetree/bindings/arm/gic.txt。打开imx6ull.dtsi 文件，其中的intc 节点就是I.MX6ULL 的中断控制器节点，节点内容如下所示：

1 intc: interrupt-controller@00a01000 {
2 compatible = "arm,cortex-a7-gic";
3 #interrupt-cells = <3>;
4 interrupt-controller;
5 reg = <0x00a01000 0x1000>,
6 <0x00a02000 0x100>;
7 };

第2 行，compatible 属性值为“arm,cortex-a7-gic”在Linux 内核源码中搜索“arm,cortex-a7-gic”即可找到GIC 中断控制器驱动文件。
第3 行，#interrupt-cells 和#address-cells、#size-cells 一样。表示此中断控制器下设备的cells大小，对于设备而言，会使用interrupts 属性描述中断信息，#interrupt-cells 描述了interrupts 属性的cells 大小，也就是一条信息有几个cells。每个cells 都是32 位整形值，对于ARM 处理的GIC 来说，一共有3 个cells，这三个cells 的含义如下：

第一个cells：中断类型，0 表示SPI 中断，1 表示PPI 中断。
第二个cells：中断号，对于SPI 中断来说中断号的范围为0~ 987，对于PPI 中断来说中断号的范围为0~15。
第三个cells：标志，bit[3:0]表示中断触发类型，为1 的时候表示上升沿触发，为2 的时候表示下降沿触发，为4 的时候表示高电平触发，为8 的时候表示低电平触发。bit[15:8]为PPI 中断的CPU 掩码。
第4 行，interrupt-controller 节点为空，表示当前节点是中断控制器。
对于gpio 来说，gpio 节点也可以作为中断控制器，比如imx6ull.dtsi 文件中的gpio5 节点内容如下所示：

1 gpio5: gpio@020ac000 {
2 compatible = "fsl,imx6ul-gpio", "fsl,imx35-gpio";
3 reg = <0x020ac000 0x4000>;
4 interrupts = ,
5 ;
6 gpio-controller;
7 #gpio-cells = <2>;
8 interrupt-controller;
9 #interrupt-cells = <2>;
10 };

第4 行，interrupts 描述中断源信息，对于gpio5 来说一共有两条信息，中断类型都是SPI，触发电平都是IRQ_TYPE_LEVEL_HIGH。不同之处在于中断源，一个是74，一个是75，打开可以打开《IMX6ULL 参考手册》的“Chapter 3 Interrupts and DMA Events”章节，找到表3-1，有如图50.1.3.1 所示的内容：

从图50.1.3.1 可以看出，GPIO5 一共用了2 个中断号，一个是74，一个是75。其中74 对应GPIO5_IO00~ GPIO5_IO15 这低16 个IO，75 对应GPIO5_IO16~GPIOI5_IO31 这高16 位IO。
第8 行，interrupt-controller 表明了gpio5 节点也是个中断控制器，用于控制gpio5 所有IO的中断。
第9 行，将#interrupt-cells 修改为2。
打开imx6ull-alientek-emmc.dts 文件，找到如下所示内容：

1 fxls8471@1e {
2 compatible = "fsl,fxls8471";
3 reg = <0x1e>;
4 position = <0>;
5 interrupt-parent = <&gpio5>;
6 interrupts = <0 8>;
7 };

fxls8471 是NXP 官方的6ULL 开发板上的一个磁力计芯片，fxls8471 有一个中断引脚链接到了I.MX6ULL 的SNVS_TAMPER0 因脚上，这个引脚可以复用为GPIO5_IO00。
第5 行，interrupt-parent 属性设置中断控制器，这里使用gpio5 作为中断控制器。
第6 行，interrupts 设置中断信息，0 表示GPIO5_IO00，8 表示低电平触发。
简单总结一下与中断有关的设备树属性信息：
①、#interrupt-cells，指定中断源的信息cells 个数。
②、interrupt-controller，表示当前节点为中断控制器。
③、interrupts，指定中断号，触发方式等。
④、interrupt-parent，指定父中断，也就是中断控制器。

获取中断号

编写驱动的时候需要用到中断号，我们用到中断号，中断信息已经写到了设备树里面，因此可以通过irq_of_parse_and_map 函数从interupts 属性中提取到对应的设备号，函数原型如下：

unsigned int irq_of_parse_and_map(struct device_node *dev,
int index)

函数参数和返回值含义如下：
dev：设备节点。
index：索引号，interrupts 属性可能包含多条中断信息，通过index 指定要获取的信息。
返回值：中断号。
如果使用GPIO 的话，可以使用gpio_to_irq 函数来获取gpio 对应的中断号，函数原型如下：

int gpio_to_irq(unsigned int gpio)

函数参数和返回值含义如下：
gpio：要获取的GPIO 编号。
返回值：GPIO 对应的中断号。

硬件原理图分析

本章实验硬件原理图参考15.2 小节即可。

实验程序编写

本实验对应的例程路径为：开发板光盘-> 2、Linux 驱动例程-> 13_irq。
本章实验我们驱动I.MX6U-ALPHA 开发板上的KEY0 按键，不过我们采用中断的方式，并且采用定时器来实现按键消抖，应用程序读取按键值并且通过终端打印出来。通过本章我们可以学习到Linux 内核中断的使用方法，以及对Linux 内核定时器的回顾。

修改设备树文件

本章实验使用到了按键KEY0，按键KEY0 使用中断模式，因此需要在“key”节点下添加中断相关属性，添加完成以后的“key”节点内容如下所示：

1 key {
2 #address-cells = <1>;
3 #size-cells = <1>;
4 compatible = "atkalpha-key";
5 pinctrl-names = "default";
6 pinctrl-0 = <&pinctrl_key>;
7 key-gpio = <&gpio1 18 GPIO_ACTIVE_LOW>; 
8 interrupt-parent = <&gpio1>;
9 interrupts = <18 IRQ_TYPE_EDGE_BOTH>; 
10 status = "okay";
11 };

第8 行，设置interrupt-parent 属性值为“gpio1”，因为KEY0 所使用的GPIO 为
GPIO1_IO18，也就是设置KEY0 的GPIO 中断控制器为gpio1。
第9 行，设置interrupts 属性，也就是设置中断源，第一个cells 的18 表示GPIO1 组的18号IO。IRQ_TYPE_EDGE_BOTH 定义在文件include/linux/irq.h 中，定义如下：

76 enum {
77 IRQ_TYPE_NONE = 0x00000000,
78 IRQ_TYPE_EDGE_RISING = 0x00000001,
79 IRQ_TYPE_EDGE_FALLING = 0x00000002,
80 IRQ_TYPE_EDGE_BOTH = (IRQ_TYPE_EDGE_FALLING |
IRQ_TYPE_EDGE_RISING),
81 IRQ_TYPE_LEVEL_HIGH = 0x00000004,
82 IRQ_TYPE_LEVEL_LOW = 0x00000008,
83 IRQ_TYPE_LEVEL_MASK = (IRQ_TYPE_LEVEL_LOW |
IRQ_TYPE_LEVEL_HIGH),
......
100 };

从示例代码51.3.1.2 中可以看出，IRQ_TYPE_EDGE_BOTH 表示上升沿和下降沿同时有效，相当于KEY0 按下和释放都会触发中断。

设备树编写完成以后使用“make dtbs”命令重新编译设备树，然后使用新编译出来的imx6ull-alientek-emmc.dtb 文件启动Linux 系统。

按键中断驱动程序编写

新建名为“13_irq”的文件夹，然后在13_irq 文件夹里面创建vscode 工程，工作区命名为“imx6uirq”。工程创建好以后新建imx6uirq.c 文件，在imx6uirq.c 里面输入如下内容：

1 #include 
2 #include 
3 #include 
4 #include 
5 #include 
6 #include 
7 #include 

第38~43 行，结构体irq_keydesc 为按键的中断描述结构体，gpio 为按键GPIO 编号，irqnum为按键IO 对应的中断号，value 为按键对应的键值，name 为按键名字，handler 为按键中断服务函数。使用irq_keydesc 结构体即可描述一个按键中断。

第47~60 行，结构体imx6uirq_dev 为本例程设备结构体，第55 行的keyvalue 保存按键值，第56 行的releasekey 表示按键是否被释放，如果按键被释放表示发生了一次完整的按键过程。
第57 行的timer 为按键消抖定时器，使用定时器进行按键消抖的原理已经在19.1 小节讲解过了。第58 行的数组irqkeydesc 为按键信息数组，数组元素个数就是开发板上的按键个数，I.MX6U-ALIPHA 开发板上只有一个按键，因此irqkeydesc 数组只有一个元素。第59 行的curkeynum 表示当前按键。
第62 行，定义设备结构体变量imx6uirq。
第70~78 行，key0_handler 函数，按键KEY0 中断处理函数，参数dev_id 为设备结构体，也就是imx6uirq。第74 行设置curkeynum=0，表示当前按键为KEY0，第76 行使用mod_timer函数启动定时器，定时器周期为10ms。

第85~103，timer_function 函数，定时器定时处理函数，参数arg 是设备结构体，也就是imx6uirq，在此函数中读取按键值。第95 行通过gpio_get_value 函数读取按键值。如果为0 的话就表示按键被按下去了，按下去的话就设置imx6uirq 结构体的keyvalue 成员变量为按键的键值，比如KEY0 按键的话按键值就是KEY0VALUE=0。如果按键值为1 的话表示按键被释放了，按键释放了的话就将imx6uirq 结构体的keyvalue 成员变量的最高位置1，表示按键值有效，也就是将keyvalue 与0x80 进行或运算，表示按键松开了，并且设置imx6uirq 结构体的releasekey成员变量为1，表示按键释放，一次有效的按键过程发生。
第110~159 行，keyio_init 函数，按键IO 初始化函数，在驱动入口函数里面会调用keyio_init来初始化按键IO。第131~142 行轮流初始化所有的按键，包括申请IO、设置IO 为输入模式、从设备树中获取IO 的中断号等等。第136 行通过irq_of_parse_and_map 函数从设备树中获取按键IO 对应的中断号。也可以使用gpio_to_irq 函数将某个IO 设置为中断状态，并且返回其中断
号。第144 和145 行设置KEY0 按键对应的按键中断处理函数为key0_handler、KEY0 的按键值为KEY0VALUE。第147~153 行轮流调用request_irq 函数申请中断号，设置中断触发模式为IRQF_TRIGGER_FALLING 和IRQF_TRIGGER_RISING，也就是上升沿和下降沿都可以触发中断。最后，第156 行初始化定时器，并且设置定时器的定时处理函数。
第168~172 行，imx6uirq_open 函数，对应应用程序的open 函数。
第182~207 行，imx6uirq_read 函数，对应应用程序的read 函数。此函数向应用程序返回按键值。首先判断imx6uirq 结构体的releasekey 成员变量值是否为1，如果为1 的话表示有一次有效按键发生，否则的话就直接返回-EINVAL。当有按键事件发生的话就要向应用程序发送按键值，首先判断按键值的最高位是否为1，如果为1 的话就表示按键值有效。如果按键值有效
的话就将最高位清除，得到真实的按键值，然后通过copy_to_user 函数返回给应用程序。向应用程序发送按键值完成以后就将imx6uirq 结构体的releasekey 成员变量清零，准备下一次按键操作。
第210~214 行，按键中断驱动操作函数集imx6uirq_fops。
第221~253 行，驱动入口函数，第250 和251 行分别初始化imx6uirq 结构体中的原子变量keyvalue 和releasekey，第252 行调用keyio_init 函数初始化按键所使用的IO。
第261~ 275 行，驱动出口函数，第265 行调用del_timer_sync 函数删除定时器，第268~270行轮流释放申请的所有按键中断。

编写测试APP

测试APP 要实现的内容很简单，通过不断的读取/dev/imx6uirq 文件来获取按键值，当按键按下以后就会将获取到的按键值输出在终端上，新建名为imx6uirqApp.c 的文件，然后输入如下所示内容：

1 #include "stdio.h"
2 #include "unistd.h"
3 #include "sys/types.h"
4 #include "sys/stat.h"
5 #include "fcntl.h"
6 #include "stdlib.h"
7 #include "string.h"
8 #include "linux/ioctl.h"
9 /***************************************************************

第45~53 行的while 循环用于不断的读取按键值，如果读取到有效的按键值就将其输出到终端上。

运行测试 编译驱动程序和测试APP

1、编译驱动程序
编写Makefile 文件，本章实验的Makefile 文件和第四十章实验基本一样，只是将obj-m 变量的值改为imx6uirq.o，Makefile 内容如下所示：

1 KERNELDIR := /home/zuozhongkai/linux/IMX6ULL/linux/temp/linux-imx-rel_imx_4.1.15_2.1.0_ga_alientek
......
4 obj-m := imx6uirq.o
......
11 clean:
12 $(MAKE) -C $(KERNELDIR) M=$(CURRENT_PATH) clean

第4 行，设置obj-m 变量的值为imx6uirq.o。
输入如下命令编译出驱动模块文件：

make -j32

编译成功以后就会生成一个名为“imx6uirq.ko”的驱动模块文件。

2、编译测试APP
输入如下命令编译测试imx6uirqApp.c 这个测试程序：

arm-linux-gnueabihf-gcc imx6uirqApp.c -o imx6uirqApp

编译成功以后就会生成imx6uirqApp 这个应用程序。

运行测试

将上一小节编译出来imx6uirq.ko 和imx6uirqApp 这两个文件拷贝到
rootfs/lib/modules/4.1.15 目录中，重启开发板，进入到目录lib/modules/4.1.15 中，输入如下命令加载imx6uirq.ko 驱动模块：

depmod //第一次加载驱动的时候需要运行此命令
modprobe imx6uirq.ko //加载驱动

驱动加载成功以后可以通过查看/proc/interrupts 文件来检查一下对应的中断有没有被注册上，输入如下命令：

cat /proc/interrupts

结果如图51.4.2.1 所示：

从图51.4.2.1 可以看出imx6uirq.c 驱动文件里面的KEY0 中断已经存在了，触发方式为跳边沿(Edge)，中断号为49。
接下来使用如下命令来测试中断：

./imx6uirqApp /dev/imx6uirq

按下开发板上的KEY0 键，终端就会输出按键值，如图51.4.2.2 所示：

从图51.4.2.2 可以看出，按键值获取成功，并且不会有按键抖动导致的误判发生，说明按键消抖工作正常。如果要卸载驱动的话输入如下命令即可：

rmmod imx6uirq.ko