uhci_scan_schedule()是这个函数的核心操作.也是经常出现的一个函数.代码如下:
static void uhci_scan_schedule(struct uhci_hcd *uhci)
{
int i;
struct uhci_qh *qh;
/* Don't allow re-entrant calls */
//如果正在进行scan处理.设置need_rescan之后退出
if (uhci->scan_in_progress) {
uhci->need_rescan = 1;
return;
}
//设置scan_in_progess.防止被其它进程打扰
uhci->scan_in_progress = 1;
rescan:
uhci->need_rescan = 0;
uhci->fsbr_is_wanted = 0;
//该TD所在的FRAME结束之后, 不要发送中断
uhci_clear_next_interrupt(uhci);
//得到当前的frame号
uhci_get_current_frame_number(uhci);
uhci->cur_iso_frame = uhci->frame_number;
/* Go through all the QH queues and process the URBs in each one */
//扫描所有的QH
for (i = 0; i < UHCI_NUM_SKELQH - 1; ++i) {
//Normal QH是链接在SKEL QH的node链表中
uhci->next_qh = list_entry(uhci->skelqh[i]->node.next,
struct uhci_qh, node);
//遍历skelqh下的QH
while ((qh = uhci->next_qh) != uhci->skelqh[i]) {
uhci->next_qh = list_entry(qh->node.next,
struct uhci_qh, node);
if (uhci_advance_check(uhci, qh)) {
//uhci_advance_check返回1.则会转入此外,即表示有传输完成的TD
uhci_scan_qh(uhci, qh);
if (qh->state == QH_STATE_ACTIVE) {
uhci_urbp_wants_fsbr(uhci,
list_entry(qh->queue.next, struct urb_priv, node));
}
}
}
}
//last_iso_frame:最近的帧号
uhci->last_iso_frame = uhci->cur_iso_frame;
//需要再次扫描
if (uhci->need_rescan)
goto rescan;
//将其置为0,表示扫描完成了
uhci->scan_in_progress = 0;
if (uhci->fsbr_is_on && !uhci->fsbr_is_wanted &&
!uhci->fsbr_expiring) {
uhci->fsbr_expiring = 1;
mod_timer(&uhci->fsbr_timer, jiffies + FSBR_OFF_DELAY);
}
//如果skelqh[0]为空,清除term_td的IOC标志位
if (list_empty(&uhci->skel_unlink_qh->node))
uhci_clear_next_interrupt(uhci);
else
//允许frame 完了之后产生中断
uhci_set_next_interrupt(uhci);
}
这段代码使用了标志位的方来来防止它在同一时刻被多次运行.在第一次进去的时候,将scan_in_progress设为1.此后如果有进程再
进来,判断scan_in_progress为1后,将need_rescan设为1就退出来.每次执行完这个函数的时候,会检查need_rescan
是否为1,如果是1的话,再去扫描一次.
我们来关注一下代码中的,关于FSBR的操作.代码片段如下:
if (uhci->fsbr_is_on && !uhci->fsbr_is_wanted &&
!uhci->fsbr_expiring) {
uhci->fsbr_expiring = 1;
mod_timer(&uhci->fsbr_timer, jiffies + FSBR_OFF_DELAY);
}
如果if判断条件满足,就将会fsbr_expiring设为1,然后重置定时器,定时器到期之后,会调用定时器处理函数
uhci_fsbr_timeout().在定时器处理函数中,判断fsbr_expiring的值.如果大于1,就会调用
uhci_fsbr_off().将skel_term_qh构成的环断开,也就是说断开了FSBR.
那什么时候才会满足这个if条件呢?
条件1: uhci->fsbr_is_on为1.之前分析过,在启用FSBR的时候,也就是在uhci_fsbr_on()的函数中,会将uhci->fsbr_is_on设为1. 如果该值为0.说明当前并没有使用FSBR.也就不需要断开FSBR了.
条件2:uhci->fsbr_is_wanted为0.这个条件一般是会满足的,因为在刚进入uhci_scan_schedule()的时候,就将它设为了0.除非,在那几个for循环中,再次调用了uhci_urbp_wants_fsbr().
条件3: uhci->fsbr_expiring为0.除了特殊设置, uhci_fsbr_on()处理之后,这个字段是为0的.
我们注意到,重置定时器的到期时间为FSBR_OFF_DELAY之后,内核开发者认为,在FSBR_OFF_DELAY的时间内,完全可以完成URB的传输了.
那如果,在超时定时器运行期间,又有URB开启了FSBR会怎么呢?
在uhci_urbp_wants_fsbr()中:
static void uhci_urbp_wants_fsbr(struct uhci_hcd *uhci, struct urb_priv *urbp)
{
if (urbp->fsbr) {
uhci->fsbr_is_wanted = 1;
if (!uhci->fsbr_is_on)
uhci_fsbr_on(uhci);
else if (uhci->fsbr_expiring) {
uhci->fsbr_expiring = 0;
del_timer(&uhci->fsbr_timer);
}
}
}
在这种情况下,就会进入else if的处理流程,就将这个定时器删除了.
下次启动定时器,又会在中断处理中,又将超时设为了FSBR_OFF_DELAY.*^_^*.这样,每启动一次FSBR,就会保证它至少在FSBR_OFF_DELAY才会将FSBR关闭,让它有足够的时间完成URB的传输.
这个函数的核心操作就是在这个for循环中了.在for循环中,它依次遍历uhci->skelqh[0]~skelqh[9]上的QH.然后对每一个QH的处理如下:
1:调用uhci_advance_check()来判断每一个QH.关于uhci_advance_check()函数,先看它的注释:
Check for queues that have made some forward progress. Returns 0
if the queue is not Isochronous, is ACTIVE, and has not advanced since
last examined; 1 otherwise.
注释中说道,如果不是实时传输,或者QH是ACTIVE状态而且QH自从上次检查点开始就没有被调度过就会返回0.其它的情况就会返回1.
2:如果uhci_advance_check()返回1,就会调用uhci_scan_qh()等后续处理.另外,如果当前QH是
Active的,表明QH还没有调度完.就会再次调用uhci_urbp_wants_fsbr().这样也阻止了后面fsbr_timer定时器的启
动.
挨个分析上面的函数:
Uhci_advance_check()的代码如下示:
static int uhci_advance_check(struct uhci_hcd *uhci, struct uhci_qh *qh)
{
struct urb_priv *urbp = NULL;
struct uhci_td *td;
int ret = 1;
unsigned status;
//如果是实时传输,就马上返回1
if (qh->type == USB_ENDPOINT_XFER_ISOC)
goto done;
//如果QH不为Active
if (qh->state != QH_STATE_ACTIVE) {
urbp = NULL;
status = 0;
} else {
//如果QH状态为Active.
//则取挂在下面的urbp.再到urbp下面找到要传输的td_list
urbp = list_entry(qh->queue.next, struct urb_priv, node);
td = list_entry(urbp->td_list.next, struct uhci_td, list);
//如果QH前进了,那么最先改变状态的是1个TD
status = td_status(td);
//如果QH已经前进了,返回1
if (!(status & TD_CTRL_ACTIVE)) {
/* We're okay, the queue has advanced */
//置QH的wait_expired为0.advance_jiffies为前进时间戳.
qh->wait_expired = 0;
qh->advance_jiffies = jiffies;
goto done;
}
ret = 0;
}
//下面就是对应QH没有前进,或者是QH不为Active的情况,另外QH不是ISO
/* The queue hasn't advanced; check for timeout */
if (qh->wait_expired)
goto done;
//如果QH超过QH_WAIT_TIMEOUT没有前进过了
if (time_after(jiffies, qh->advance_jiffies + QH_WAIT_TIMEOUT)) {
/* Detect the Intel bug and work around it */
//修正intel的BUG
if (qh->post_td && qh_element(qh) == LINK_TO_TD(qh->post_td)) {
qh->element = qh->post_td->link;
qh->advance_jiffies = jiffies;
ret = 1;
goto done;
}
//将qh->wait_expired置为1.表示该QH已经延迟
qh->wait_expired = 1;
//如果urbp使用FSBR,且QH中的第一个TD没有IOC标志,即不是最后要传输的TD
if (urbp && urbp->fsbr && !(status & TD_CTRL_IOC))
//将QH放到skel_unlink_qh
uhci_unlink_qh(uhci, qh);
} else {
/* Unmoving but not-yet-expired queues keep FSBR alive */
//如果还没有到延时到期. 重启FSBR
if (urbp)
uhci_urbp_wants_fsbr(uhci, urbp);
}
done:
return ret;
}
如果是实时传输,马上返回1,对于不是QH_STATE_ACTIVE的QH,就要检查这个QH是否被调度到了.从前面的分析我们可以看
到,urbp链接在qh->queue上,而要传输的td又是链接在urbp->td_list上.对于所有链接在td_list上的td,
第一个TD肯定是被第一个调度的,如果第一个TD的状态变为了INACTIVE.说明这个QH已经被调度到了.立即返回1.从而退出这个函数.
而对于那些依然没有被调度到的QH.kernel设定了一个最大时间.如果在这个时间内,QH依然还没有被调度到,则认为这个QH可能发生了问题.
在前面的分析中,各种传输的提交都要经过uhci_activate_qh().在这个函数里,将qh-> advance_jiffies
设置为了提交urb的时间.而在每一次检测到qh被调度的时候,又会更新advance_jiffies值.因此,只要在检测到末调度的时候,比较当前时
间和advance_jiffies的时间戳就可以计算出,有多长时间没有得到过调度了.
我们跟进看一下,如果超时没有得到调度,会怎么处理.
将相关部份代码列出:
static int uhci_advance_check(struct uhci_hcd *uhci, struct uhci_qh *qh)
{
．．．．．．
．．．．．．
if (time_after(jiffies, qh->advance_jiffies + QH_WAIT_TIMEOUT)) {
/* Detect the Intel bug and work around it */
//修正intel的BUG
if (qh->post_td && qh_element(qh) == LINK_TO_TD(qh->post_td)) {
qh->element = qh->post_td->link;
qh->advance_jiffies = jiffies;
ret = 1;
goto done;
}
//将qh->wait_expired置为1.表示该QH已经延迟
qh->wait_expired = 1;
//如果urbp使用FSBR,且QH中的第一个TD没有IOC标志,即不是最后要传输的TD
if (urbp && urbp->fsbr && !(status & TD_CTRL_IOC))
//将QH放到skel_unlink_qh
uhci_unlink_qh(uhci, qh);
}
．．．．．．
．．．．．．
}
这段代码中的第一个if语句是为了修正intel的一个BUG.作者在注释中扫描过这个bug:
Early Intel controllers have a bug which causes qh->element
sometimes not to advance when a TD completes successfully. The queue
remains stuck on the inactive completed TD. We detect such cases and
advance the element pointer by hand.
大意是说,在intel早期的控制器中,TD传输完成之后,它的QH->element项不会自动更新.
正常的处理是这样的:如果TD传输完成,就会将其从QH的链上删除,QH->element会指向下一个QH.
对应到代码中.qh->post_td是QH中上一次调度完成的TD(我们在后面可以看到),如果这个调度完成的TD依然挂在QH->element上面,那就说明它没有自动更新过来,需要手动把TD摘除.
然后,将qh->wait_expired设为1.表示该QH已经延迟了.
最后,如果urbp使用了FSBR.然且,QH中的第一个TD不是最后的TD.则会调用uhci_unlink_qh().代码如下:
static void uhci_unlink_qh(struct uhci_hcd *uhci, struct uhci_qh *qh)
{
//如果QH已经是unlink了
if (qh->state == QH_STATE_UNLINKING)
return;
//有效性判断
WARN_ON(qh->state != QH_STATE_ACTIVE || !qh->udev);
//将状态置为UNLINKING
qh->state = QH_STATE_UNLINKING;
/* Unlink the QH from the schedule and record when we did it */
//如果是实时传输
if (qh->skel == SKEL_ISO)
;
//unlink中断队列
else if (qh->skel < SKEL_ASYNC)
unlink_interrupt(uhci, qh);
//unlink控制队列或者bulk队列
else
unlink_async(uhci, qh);
//得到当前调度帧号
uhci_get_current_frame_number(uhci);
//unlink时候的QH 的帧号
qh->unlink_frame = uhci->frame_number;
/* Force an interrupt so we know when the QH is fully unlinked */
//如果unlink_qh是空的
if (list_empty(&uhci->skel_unlink_qh->node))
uhci_set_next_interrupt(uhci);
/* Move the QH from its old list to the end of the unlinking list */
//更新uhci->next_qh
if (qh == uhci->next_qh)
uhci->next_qh = list_entry(qh->node.next, struct uhci_qh,
node);
//将qh加到unlink_qh
list_move_tail(&qh->node, &uhci->skel_unlink_qh->node);
}
逻辑很简单,就是将QH链接到skel_unlink_qh中.来看下中断传输和控制/批量传输的unlink过程.
对于中断传输,调用unlink_interrupt().代码如下:
static void unlink_interrupt(struct uhci_hcd *uhci, struct uhci_qh *qh)
{
struct uhci_qh *pqh;
pqh = list_entry(qh->node.prev, struct uhci_qh, node);
pqh->link = qh->link;
mb();
}
很简单,就是将QH从对应的调度队列中删除了.
对于控制/批量传输,调用unlink_async():
static void unlink_async(struct uhci_hcd *uhci, struct uhci_qh *qh)
{
struct uhci_qh *pqh;
__le32 link_to_next_qh = qh->link;
pqh = list_entry(qh->node.prev, struct uhci_qh, node);
pqh->link = link_to_next_qh;
/* If this was the old first FSBR QH, link the terminating skeleton
* QH to the next (new first FSBR) QH. */
//如果要删除的是第一个FSBR指向的QH,也要更新skel_term_qh的指向
if (pqh->skel < SKEL_FSBR && qh->skel >= SKEL_FSBR)
uhci->skel_term_qh->link = link_to_next_qh;
mb();
}
以中断传输不相同的是,如果要删除的QH,是第一个使用FSBR的QH,还要更新skel_term_qh的值.
到这里这后,我们知道这些队列得不到调度了,因为已经从调度系统中删除了,它们都保存在skel_unlink_qh中.
在这里再次强调一下,在uhci_advance_check()中,只有使用了FSBR的QH才会被移到skel_unlink_qh中.也就是说,只有控制传输和批量传输才会做这样的处理.
uhci_advance_check()返回之后,如果返回值是1,则会进入到uhci_scan_qh().返回1有三种情况:一种是QH
被调度过了.这种情况下,就要释放掉已经被调度过了的TD.另外的一种情况是QH不为ACTIVE状态.最后的一种是QH为实时传输.我们跟踪看下它的处
理.
这个函数会涉及到urb->unlinked成员的判断,整个USB的代码中,只有usb_kill_urb()或者是usb_unlink_urb()才会更改rub->unlinked.这两个函数是用来销毁URB的.两个函数的代码如下所示:
int usb_unlink_urb(struct urb *urb)
{
if (!urb)
return -EINVAL;
if (!urb->dev)
return -ENODEV;
if (!urb->ep)
return -EIDRM;
return usb_hcd_unlink_urb(urb, -ECONNRESET);
}
void usb_kill_urb(struct urb *urb)
{
static DEFINE_MUTEX(reject_mutex);
might_sleep();
if (!(urb && urb->dev && urb->ep))
return;
mutex_lock(&reject_mutex);
++urb->reject;
mutex_unlock(&reject_mutex);
usb_hcd_unlink_urb(urb, -ENOENT);
wait_event(usb_kill_urb_queue, atomic_read(&urb->use_count) == 0);
mutex_lock(&reject_mutex);
--urb->reject;
mutex_unlock(&reject_mutex);
}
可以看到,两个函数都会调用usb_hcd_unlink_urb().只是参数不相同.
在usb_hcd_unlink_urb()àunlink1()àusb_hcd_check_unlink_urb()里,最终会更新
urb->unlinked.最后会调用uhci_unlink_qh()从调度队列中删除.这些流程都很简单,在这里不做详细分析.可以自行参阅
代码.
从上面的流程分析:
usb_unlink_urb()最终会将urb->unlinked设为-ECONNRESET.
usb_kill_urb()最终会将urb->unlinked设为-ENOENT.
好了,现在可以跟踪进uhci_scan_qh()的代码了:
static void uhci_scan_qh(struct uhci_hcd *uhci, struct uhci_qh *qh)
{
struct urb_priv *urbp;
struct urb *urb;
int status;
//取挂在qh->queue下的urbp
while (!list_empty(&qh->queue)) {
urbp = list_entry(qh->queue.next, struct urb_priv, node);
urb = urbp->urb;
//实时传输的传理
if (qh->type == USB_ENDPOINT_XFER_ISOC)
status = uhci_result_isochronous(uhci, urb);
else
//其它类型的处理
status = uhci_result_common(uhci, urb);
//如果urb没有传输完成,就会返回-EINPROGRESS
if (status == -EINPROGRESS)
break;
遍历挂在qh上的所有urb.如果urb全部正常的传输完了,uhci_result_ isochronous()和uhci_result_common()会返回0.否则,便返回-EINPROGRESS.说明这个urb中还有末传送完的TD.
//到这里的话,QH中的TD应该全被都传输完了
/* Dequeued but completed URBs can't be given back unless
* the QH is stopped or has finished unlinking. */
if (urb->unlinked) {
if (QH_FINISHED_UNLINKING(qh))
qh->is_stopped = 1;
else if (!qh->is_stopped)
return;
}
uhci_giveback_urb(uhci, qh, urb, status);
if (status < 0)
break;
如果运行到这个地方的话,说明URB已经全部都传输完成了.
1:如果urb->unlinked不为0.说明这个URB已经在其它的地方调用了usb_unlink_urb()或者是
usb_kill_urb().
这几个函数都会调用uhci_unlink_qh()将qh移放到skel_unlink_qh中,同时也会将qh->unlink_frame设
置为移除时的帧号.因为,如果遇上这种情况的话,肯定是在遍历slel_unlink_qh上的QH.在这里出现了一个比较有意思的宏: QH_FINISHED_UNLINKING().定义如下所示:
#define QH_FINISHED_UNLINKING(qh) \
(qh->state == QH_STATE_UNLINKING && \
uhci->frame_number + uhci->is_stopped != qh->unlink_frame)
这个宏的第一个条件QH必须是已经移除的.另外,uhci->is_stopped表示uhci的状态,为0是UHCI正常运行,为1说明UHCI已经停止了.
而我们在前面分析uhci_unlink_qh()可得知.qh->unlink_frame表示当时删除QH时的帧号.而uhci->frame_number每次经过中断的时候都会更新一次.因此,第二个条件如果要满足的话,可能要以下两种情况:
1): UHCI已经停止.(uhci->is_stopped为1,而uhci->frame_number在同一个周期内只会往大的方增长)
2):删除时候的帧不是当前运行的帧.这是因为,在当前调度的帧上,不能将它上面的QH删除,必须要等它调度完了之后才可以.
在QH_FINISHED_UNLINKING()不满足且qh->is_stopped为0的情况下,函数会直接退出.等下次中断进来
的时候再来处理这些QH.
关于qh->is_stopped字段.除了本函数之外,只有uhci_result_common()中,检测到传输发生错误的时候才会将其置为
1
之后,就可以将传输完成的URB调用uhci_giveback_urb()将其删除了
}
/* If the QH is neither stopped nor finished unlinking (normal case),
* our work here is done. */
if (QH_FINISHED_UNLINKING(qh))
qh->is_stopped = 1;
else if (!qh->is_stopped)
return;
这里的判断跟上面的是差不多的,如果满足了删除的QH的条件,就将qh->is_stopped置为1.然对于qh->is_stopped的情况,是会直接返回的.
那能够进入到下面的处理流程的,只有以下这种情况:
1:调用了usb_unlink_urb()/usb_kill_urb()的URB.且符合了删除的条件.
2:由uhci_giveback_urb()删除,且满足删除条件的QH
3:之前在uhci_advance_check()中传输超时加入到skel_unlink_qh的QH且满足删除条件.
上面所说的”删除条件”是指必须要在QH调度帧完了之后,才会删除QH
/* Otherwise give back each of the dequeued URBs */
restart:
list_for_each_entry(urbp, &qh->queue, node) {
urb = urbp->urb;
if (urb->unlinked) {
/* Fix up the TD links and save the toggles for
* non-Isochronous queues. For Isochronous queues,
* test for too-recent dequeues. */
if (!uhci_cleanup_queue(uhci, qh, urb)) {
qh->is_stopped = 0;
return;
}
uhci_giveback_urb(uhci, qh, urb, 0);
goto restart;
}
}
处理上述分析中的第1种情况的urb的处理.
qh->is_stopped = 0;
/* There are no more dequeued URBs. If there are still URBs on the
* queue, the QH can now be re-activated. */
if (!list_empty(&qh->queue)) {
if (qh->needs_fixup)
uhci_fixup_toggles(qh, 0);
/* If the first URB on the queue wants FSBR but its time
* limit has expired, set the next TD to interrupt on
* completion before reactivating the QH. */
urbp = list_entry(qh->queue.next, struct urb_priv, node);
if (urbp->fsbr && qh->wait_expired) {
struct uhci_td *td = list_entry(urbp->td_list.next,
struct uhci_td, list);
td->status |= __cpu_to_le32(TD_CTRL_IOC);
}
uhci_activate_qh(uhci, qh);
}
对于上述分析的第3种情况的处理,这种情况下的QH,是可以重新安排它调度的
/* The queue is empty. The QH can become idle if it is fully
* unlinked. */
else if (QH_FINISHED_UNLINKING(qh))
uhci_make_qh_idle(uhci, qh);
对于上述分析的第2种情况的处理.
}
里面有几个很重要的子函数,有必要详细分析如下:
1: uhci_result_isochronous().代码如下:
static int uhci_result_isochronous(struct uhci_hcd *uhci, struct urb *urb)
{
struct uhci_td *td, *tmp;
struct urb_priv *urbp = urb->hcpriv;
struct uhci_qh *qh = urbp->qh;
list_for_each_entry_safe(td, tmp, &urbp->td_list, list) {
unsigned int ctrlstat;
int status;
int actlength;
//还没有调度到实时传输
if (uhci_frame_before_eq(uhci->cur_iso_frame, qh->iso_frame))
return -EINPROGRESS;
//该队列已经被调度过了,可以将它删除了
uhci_remove_tds_from_frame(uhci, qh->iso_frame);
ctrlstat = td_status(td);
if (ctrlstat & TD_CTRL_ACTIVE) {
status = -EXDEV; /* TD was added too late? */
} else {
status = uhci_map_status(uhci_status_bits(ctrlstat),
usb_pipeout(urb->pipe));
actlength = uhci_actual_length(ctrlstat);
urb->actual_length += actlength;
qh->iso_packet_desc->actual_length = actlength;
qh->iso_packet_desc->status = status;
}
//如果发生了错误,更新错误计数
if (status)
urb->error_count++;
//将td从urbp->td_list上删除
uhci_remove_td_from_urbp(td);
//释放这个td
uhci_free_td(uhci, td);
//更新iso_frame
qh->iso_frame += qh->period;
++qh->iso_packet_desc;
}
return 0;
}
这个函数是对实时传输的QH的处理.
qh->iso_frame在提交ISO URB的时候,是设置为了调度的起始帧号.在上面的这个函数中,每过一次循环, qh->iso_frame就加上一个周期（qh->period），即遍历TD所在的调度frame.
Qh-> cur_iso_frame表示当前的调度帧号.
所以,只需要比较qh->iso_frame和qh->cur_iso_frame就可以知道当前调度队列中的iso TD是否已经被调度.对于那些已经被调度的TD,要断开它的链表,并释放它的空间.
从上面的代码中也可以看到,只要ISO中的TD还没传输完,就会返回-EINPROGRESS.
另外,提醒一下:对于挂在UHCI的1024个调度frame上的TD和挂在QH下的TD,UHCI对它们的处理是不相同的.对于挂在frame上的TD,UHCI处理完之后, UHCI处理完之后只会将其标记为INACITVE.(实时传输就这样的情况)
挂在QH中的TD,运行完了之后,会将其脱链.
这个函数比较简单,就不做详细分析了.
2: uhci_result_common()函数.
代码如下:
static int uhci_result_common(struct uhci_hcd *uhci, struct urb *urb)
{
struct urb_priv *urbp = urb->hcpriv;
struct uhci_qh *qh = urbp->qh;
struct uhci_td *td, *tmp;
unsigned status;
int ret = 0;
//遍历挂在urbp下面的td
list_for_each_entry_safe(td, tmp, &urbp->td_list, list) {
unsigned int ctrlstat;
int len;
//取td的状态
ctrlstat = td_status(td);
status = uhci_status_bits(ctrlstat);
//如果td还没有调度完成,退出. 不需要检查它后面的TD了.肯定也没有完成
if (status & TD_CTRL_ACTIVE)
return -EINPROGRESS;
//更新actual_length （实际传输的长度)
len = uhci_actual_length(ctrlstat);
urb->actual_length += len;
//如果TD传输发生错误,status不为0
if (status) {
ret = uhci_map_status(status,
uhci_packetout(td_token(td)));
if ((debug == 1 && ret != -EPIPE) || debug > 1) {
/* Some debugging code */
dev_dbg(&urb->dev->dev,
"%s: failed with status %x\n",
__FUNCTION__, status);
if (debug > 1 && errbuf) {
/* Print the chain for debugging */
uhci_show_qh(uhci, urbp->qh, errbuf,
ERRBUF_LEN, 0);
lprintk(errbuf);
}
}
/* Did we receive a short packet? */
}
//如果收到了一个短包
else if (len < uhci_expected_length(td_token(td))) {
/* For control transfers, go to the status TD if
* this isn't already the last data TD */
//如果是控制传输.有三个阶段,即SETUP,DATA,HANDSHAKE.
//在这里判断是否是最后的一个DATA TD,如果是的话,短包是正常的
if (qh->type == USB_ENDPOINT_XFER_CONTROL) {
if (td->list.next != urbp->td_list.prev)
ret = 1;
}
/* For bulk and interrupt, this may be an error */
//如果设置了URB_SHORT_NOT_OK,不允许短包
else if (urb->transfer_flags & URB_SHORT_NOT_OK)
ret = -EREMOTEIO;
/* Fixup needed only if this isn't the URB's last TD */
//对于非控制传输类型,判断是否是最后一个TD.最后一个TD短包是正常的
else if (&td->list != urbp->td_list.prev)
ret = 1;
}
//TD传输完成了.可以将它移除了
uhci_remove_td_from_urbp(td);
//qh->post_td用来何存最近完成的TD
if (qh->post_td)
uhci_free_td(uhci, qh->post_td);
qh->post_td = td;
if (ret != 0)
goto err;
}
return ret;
err:
//如果传输错误,则终止QH的传输
if (ret < 0) {
/* Note that the queue has stopped and save
* the next toggle value */
qh->element = UHCI_PTR_TERM;
qh->is_stopped = 1;
qh->needs_fixup = (qh->type != USB_ENDPOINT_XFER_CONTROL);
qh->initial_toggle = uhci_toggle(td_token(td)) ^
(ret == -EREMOTEIO);
} else /* Short packet received */
//对于短包错误,还要进行fixup
ret = uhci_fixup_short_transfer(uhci, qh, urbp);
return ret;
}
对照上面的注释,这段代码应该很好懂.重点分析一下uhci_fixup_short_transfer():
static int uhci_fixup_short_transfer(struct uhci_hcd *uhci,
struct uhci_qh *qh, struct urb_priv *urbp)
{
struct uhci_td *td;
struct list_head *tmp;
int ret;
td = list_entry(urbp->td_list.prev, struct uhci_td, list);
if (qh->type == USB_ENDPOINT_XFER_CONTROL) {
/* When a control transfer is short, we have to restart
* the queue at the status stage transaction, which is
* the last TD. */
//如果是控制传输,则需要传送最后一个handshake TD
WARN_ON(list_empty(&urbp->td_list));
qh->element = LINK_TO_TD(td);
tmp = td->list.prev;
ret = -EINPROGRESS;
} else {
/* When a bulk/interrupt transfer is short, we have to
* fix up the toggles of the following URBs on the queue
* before restarting the queue at the next URB. */
qh->initial_toggle = uhci_toggle(td_token(qh->post_td)) ^ 1;
uhci_fixup_toggles(qh, 1);
if (list_empty(&urbp->td_list))
td = qh->post_td;
qh->element = td->link;
tmp = urbp->td_list.prev;
ret = 0;
}
/* Remove all the TDs we skipped over, from tmp back to the start */
//删除tmp之前的td
while (tmp != &urbp->td_list) {
td = list_entry(tmp, struct uhci_td, list);
tmp = tmp->prev;
uhci_remove_td_from_urbp(td);
uhci_free_td(uhci, td);
}
return ret;
}
对于控制传输和其它类型的传输的处理是不一样的,如果是控制传输,就算前面的数据传输错了,也不能将整个传输过程中断,必须要将最后的
handshake包传过去,如果是其它类型的传输,只是将此次传输终止掉就可以了.但是,按照usb2.0
spec规定的纠错方法,必须要修改后面发包的toggle值.
也许,有人会有这样的疑问:
对于控制传输,它不也是基于toggle的纠错么,为什么它就不需要修改后续的包的toggle值呢?
这是因为,控制传输的toggle都是从1开始的,删除掉当前的urb,也不会对后面的发包造成影响.
之后,处理完之后,将无用的td删除.
跟踪一下toggle的修正过程.对应的函数为uhci_fixup_toggles().如下所示:
static void uhci_fixup_toggles(struct uhci_qh *qh, int skip_first)
{
struct urb_priv *urbp = NULL;
struct uhci_td *td;
unsigned int toggle = qh->initial_toggle;
unsigned int pipe;
/* Fixups for a short transfer start with the second URB in the
* queue (the short URB is the first). */
if (skip_first)
urbp = list_entry(qh->queue.next, struct urb_priv, node);
/* When starting with the first URB, if the QH element pointer is
* still valid then we know the URB's toggles are okay. */
else if (qh_element(qh) != UHCI_PTR_TERM)
toggle = 2;
/* Fix up the toggle for the URBs in the queue. Normally this
* loop won't run more than once: When an error or short transfer
* occurs, the queue usually gets emptied. */
urbp = list_prepare_entry(urbp, &qh->queue, node);
//从第二个URB开始遍历qh上的URB
list_for_each_entry_continue(urbp, &qh->queue, node) {
/* If the first TD has the right toggle value, we don't
* need to change any toggles in this URB */
//取挂在urb上的第一个TD
td = list_entry(urbp->td_list.next, struct uhci_td, list);
//如果下一个传输的URB的起始TD就是损坏包的toggle
if (toggle > 1 || uhci_toggle(td_token(td)) == toggle) {
//取此次URB传输的最后一个td
td = list_entry(urbp->td_list.prev, struct uhci_td,
list);
//最后一个td取反
toggle = uhci_toggle(td_token(td)) ^ 1;
/* Otherwise all the toggles in the URB have to be switched */
} else {
//如果toggle不相符合,则依次给urbp中的td转换toggle
list_for_each_entry(td, &urbp->td_list, list) {
td->token ^= __constant_cpu_to_le32(
TD_TOKEN_TOGGLE);
toggle ^= 1;
}
}
}
//将最后的toggle保存进usb device中
wmb();
pipe = list_entry(qh->queue.next, struct urb_priv, node)->urb->pipe;
usb_settoggle(qh->udev, usb_pipeendpoint(pipe),
usb_pipeout(pipe), toggle);
qh->needs_fixup = 0;
}
在调用这个函数之前,有这样的设置:
qh->initial_toggle = uhci_toggle(td_token(qh->post_td)) ^ 1;
即将qh->initial_toggle设置成为了发生错误的TD的toggle值的相反值.也就是继错误TD之后的数据包的toggle值.
由于调用这个函数的第二个参数为1.所以,会从qh的第二个urb开始遍历.如果URB的起始包的toggle与下一个包的toggle相同,则这个URB的toggle值不需要改变,否则,就需要挨个改变URB中的TD的toggle.
最后,还需要将最后的toggle值保存到usb_dev->toggle[]中.因为下次发包的时候,还要从这里面去取相应的toggle值做为当前发包的toggle.
第三个要分析的函数是uhci_giveback_urb().代码如下示:
static void uhci_giveback_urb(struct uhci_hcd *uhci, struct uhci_qh *qh,
struct urb *urb, int status)
__releases(uhci->lock)
__acquires(uhci->lock)
{
struct urb_priv *urbp = (struct urb_priv *) urb->hcpriv;
//urb->actual_length为负,说明传输失败
if (qh->type == USB_ENDPOINT_XFER_CONTROL) {
/* urb->actual_length < 0 means the setup transaction didn't
* complete successfully. Either it failed or the URB was
* unlinked first. Regardless, don't confuse people with a
* negative length. */
urb->actual_length = max(urb->actual_length, 0);
}
/* When giving back the first URB in an Isochronous queue,
* reinitialize the QH's iso-related members for the next URB. */
//如果是实时传输
//如果要删除的QH是第第一个实时传输的URB,则要修改qh的iso_frame和iso_packet_decket
else if (qh->type == USB_ENDPOINT_XFER_ISOC &&
urbp->node.prev == &qh->queue &&
urbp->node.next != &qh->queue) {
struct urb *nurb = list_entry(urbp->node.next,
struct urb_priv, node)->urb;
qh->iso_packet_desc = &nurb->iso_frame_desc[0];
qh->iso_frame = nurb->start_frame;
}
/* Take the URB off the QH's queue. If the queue is now empty,
* this is a perfect time for a toggle fixup. */
//将urbp从QH的链表上删除,如果QH是空的,修正toggle值
list_del_init(&urbp->node);
if (list_empty(&qh->queue) && qh->needs_fixup) {
usb_settoggle(urb->dev, usb_pipeendpoint(urb->pipe),
usb_pipeout(urb->pipe), qh->initial_toggle);
qh->needs_fixup = 0;
}
//释放urbp所占的所用空间,包括它的TD
uhci_free_urb_priv(uhci, urbp);
//从ep的链表上将urb删除
usb_hcd_unlink_urb_from_ep(uhci_to_hcd(uhci), urb);
spin_unlock(&uhci->lock);
usb_hcd_giveback_urb(uhci_to_hcd(uhci), urb, status);
spin_lock(&uhci->lock);
/* If the queue is now empty, we can unlink the QH and give up its
* reserved bandwidth. */
//如果QH为空,将qh断开,将QH占用的带宽释放
if (list_empty(&qh->queue)) {
uhci_unlink_qh(uhci, qh);
if (qh->bandwidth_reserved)
uhci_release_bandwidth(uhci, qh);
}
}
在控制传输的过程中,是将urb->actual_length设为-8的,这样是为了跳过前面的SETUP过程的数据包.如果
SETUP阶段发生了错误,那么urb->actual_length将会是一个负值,所以,先要将urb->actual_length修
正为大于或者等于0的数.
如果要删除的URB是实时队列QH的第一个URB.那必须更新qh->iso_packet_desc和qh->iso_frame.使其指向有效的起始位置.
另外,如果QH是空的，然后qh->needs_fixup为1，就会在usb_dev->toggle[]修正一次
toggle.(为什么要这么做?这里先放一下,后面会有分析.)这和我们在上面的分析的uhci_fixup_short_transfer()是不同
的．也不会重复．因为uhci_fixup_short_transfer（）处理完了之后,会将qh->needs_fixup值设为0.这个
if判断不会满足.
将uhci_result_common()中关于need_fixup的部份列出如下:
static int uhci_result_common(struct uhci_hcd *uhci, struct urb *urb)
{
．．．．．．
．．．．．．
if (ret < 0) {
/* Note that the queue has stopped and save
* the next toggle value */
qh->element = UHCI_PTR_TERM;
qh->is_stopped = 1;
qh->needs_fixup = (qh->type != USB_ENDPOINT_XFER_CONTROL);
qh->initial_toggle = uhci_toggle(td_token(td)) ^
(ret == -EREMOTEIO);
} else /* Short packet received */
ret = uhci_fixup_short_transfer(uhci, qh, urbp);
return ret;
}
其中，ret<0是表示传输错误的情况，而ret=1是表示短包错误的情况．而这两种情况有什么区别呢？
对于短包错误，接收是正常的，这时,接收方会回一个ACK.然后再”倒转”自己这边验证的toggle.因为接收方的验证toggle改变了,所以,错误包之后的所有包,都要符号它的验证条件.
而对于传输错误的包,接收方接收错误,例如CRC检测错误,这里给对方回一个ACK之后,不会更新本地验证的toggle值.因此,这种情况下
的后续包没有必要更改toggle值.但是对于-EREMOTEIO就不同了,这种情况是发生在设置了URB_SHORT_NOT_OK标志的情况下,这
种情况下,接收方的接包是正常,所以也是需要”倒转”toggle.
说到这里,可能有人又会产生一个疑问,对于短包错误的,会修正它后面URB的toggle值,对于传输错误的,就不需要了么?
不着急,在后面自然会看到.
返回到uhci_giveback_urb()中,继续断开URB的一些关联以及释放和它相关结构所占的空间,另外,还会在usb_hcd_giveback_urb()中调用urb-> complete()来唤醒等待URB传输完成的进程.特别注意到,如果QH中没有URB了,就需要将QH的带宽回收了.要等到QH为空再释放带宽么?为什么不是释放URB就释放它所占的带宽?)
其实,跟踪代码可以发现,QH只会在添加第一个URB的时候,才会计算保留带宽,也就是说,不管QH中添加了多少URB,它的所占带宽都是一样的.
对于中断传输来说,这一点很好理解,QH下面挂着TD,每调度一次QH只会调度一个TD,因此,就算QH下挂了再多的TD,也不会影响带宽.
而对于等时传输来说,它的TD是直接挂在UHCI的调度数组上,每个TD相连之后再联QH.因为后面添加实时TD不会计算带宽.这样,后面就算提交了再多的等时传输也是不会去的判断(等时+中断<90%),这样做是不是欠妥?
现在,就来解释一下上面提出的问题,即对于传输错误的toggle修正问题.
我们在前面看到,对于传输错误的URB,会将它所属的qh设为:
qh->element = UHCI_PTR_TERM;
qh->is_stopped = 1;
qh->needs_fixup = (qh->type != USB_ENDPOINT_XFER_CONTROL);
qh->initial_toggle = uhci_toggle(td_token(td)) ^
(ret == -EREMOTEIO);
其中,如果是控制传输的话,是不需要修正toggle的.在这里,要特别注意,将qh的element设为了UHCI_PTR_TERM.也就是说,这个QH是一个空的,它下面没有挂任何的TD.那其它的urb是怎么继续得到调度的呢?
在uhci_scan_qh()中,有这样一段代码:
static void uhci_scan_qh(struct uhci_hcd *uhci, struct uhci_qh *qh)
{
．．．．．．
．．．．．．
if (!list_empty(&qh->queue)) {
if (qh->needs_fixup)
uhci_fixup_toggles(qh, 0);
/* If the first URB on the queue wants FSBR but its time
* limit has expired, set the next TD to interrupt on
* completion before reactivating the QH. */
urbp = list_entry(qh->queue.next, struct urb_priv, node);
if (urbp->fsbr && qh->wait_expired) {
struct uhci_td *td = list_entry(urbp->td_list.next,
struct uhci_td, list);
td->status |= __cpu_to_le32(TD_CTRL_IOC);
}
uhci_activate_qh(uhci, qh);
}
．．．．．．
}
如上代码所示,传输超时和URB传输错误的QH都会由它进行处理.如果qh->needs_fixup为了,调用uhci_fixup_toggles()修正它的toggle值.
如果是一个需要FSBR的URB,但又传输超时,设定下一个TD带IOC属性,这样,在下一次中断的时候,就又会启用FSBR了.
Uhci_activate_qh()已经很熟悉了,我们在之前已经分析过.
就这样,QH又会被调度起来了.
不妨思考一下,对于传输超时的QH,为什么要先将它加到skel_unlink_qh.然后再重新加到调度队列呢?为什么对于传输错误的QH,要先将qh-> element设为UHCI_PTR_TERM.然后再加入调度队列呢?
对于传输超时,它先链接在skel_unlink_qh.那,必须要等到下个frame中断的的时候,才会将qh加回调度队列.调用
Uhci_activate_qh()将其加回调度队列的时候,是加到调度队列的末尾.(
为什么是下一个frame呢?注意代码中的QH_FINISHED_UNLINKING()操作)
对于传输错误的QH,它能在本次中断加回调度队列,但也是加到调度队列的末尾.(因为传输错误的时候,在uhci_result_common()会将is_stopped设为1)
由此可见:
Linux采用,是一种缓时调度的机制,将传输错误或者是传输超时的QH,放到调度队列的末尾,显然,这样的机制对实时传输是不合适的,因此,在代码中对实现传输做了特殊处理.
虽然,在这里的修正必须要满足QH不为空的情况,当QH为空的情况,它的修正就是在上面分析的uhci_giveback_urb()中完成的.
第四个要分析的函数uhci_cleanup_queue().
static int uhci_cleanup_queue(struct uhci_hcd *uhci, struct uhci_qh *qh,
struct urb *urb)
{
struct urb_priv *urbp = urb->hcpriv;
struct uhci_td *td;
int ret = 1;
/* Isochronous pipes don't use toggles and their TD link pointers
* get adjusted during uhci_urb_dequeue(). But since their queues
* cannot truly be stopped, we have to watch out for dequeues
* occurring after the nominal unlink frame. */
//必须要等它调度完了才能删除
if (qh->type == USB_ENDPOINT_XFER_ISOC) {
ret = (uhci->frame_number + uhci->is_stopped !=
qh->unlink_frame);
goto done;
}
/* If the URB isn't first on its queue, adjust the link pointer
* of the last TD in the previous URB. The toggle doesn't need
* to be saved since this URB can't be executing yet. */
//如果不是QH中的第一个urb
if (qh->queue.next != &urbp->node) {
struct urb_priv *purbp;
struct uhci_td *ptd;
//urb的前一个urb
purbp = list_entry(urbp->node.prev, struct urb_priv, node);
WARN_ON(list_empty(&purbp->td_list));
//URB的前面urb中的最后一个TD
ptd = list_entry(purbp->td_list.prev, struct uhci_td,
list);
//URB的最后一个TD
td = list_entry(urbp->td_list.prev, struct uhci_td,
list);
//跳过urb的td项
ptd->link = td->link;
goto done;
}
//后面的处理,对应要删除的urb是qh上的第一个urb
//因此不要管它的链接情况,不过要更新usb_dev的toggle
/* If the QH element pointer is UHCI_PTR_TERM then then currently
* executing URB has already been unlinked, so this one isn't it. */
//如果qh->element等于UHCI_PTR_TERM.说明QH下面没有链接TD了
if (qh_element(qh) == UHCI_PTR_TERM)
goto done;
qh->element = UHCI_PTR_TERM;
/* Control pipes don't have to worry about toggles */
//如果是控制传输,不需要更新toggle
if (qh->type == USB_ENDPOINT_XFER_CONTROL)
goto done;
/* Save the next toggle value */
//initial_toggle更新为qh中起始td的toggle值.
//因为是要删除qh中的td.因此,qh之后的td因为要以这个toggle为准值
WARN_ON(list_empty(&urbp->td_list));
td = list_entry(urbp->td_list.next, struct uhci_td, list);
qh->needs_fixup = 1;
qh->initial_toggle = uhci_toggle(td_token(td));
done:
return ret;
}
这个函数比较简单,对照添加的注释自行阅读即可.
不过要注意,这个函数也涉及到了toggle修正.在后面也会经过上面分析的toggle修正的流程(传输错误的QH的toggle修正部份).
:为什么不是QH中的第一个URB就不需要修正toggle?
最后要分析的函数是uhci_make_qh_idle().
static void uhci_make_qh_idle(struct uhci_hcd *uhci, struct uhci_qh *qh)
{
//如果QH依然是ACTIVE状态,非法...
WARN_ON(qh->state == QH_STATE_ACTIVE);
//如果要删除的QH是uhci->next_qh.则更新uhci->next_qh
if (qh == uhci->next_qh)
uhci->next_qh = list_entry(qh->node.next, struct uhci_qh,
node);
//将QH移到uhci->idle_qh_list链表上
list_move(&qh->node, &uhci->idle_qh_list);
//将QH的状态更改为IDLE
qh->state = QH_STATE_IDLE;
/* Now that the QH is idle, its post_td isn't being used */
//现在这个QH已经没有什么用处了,如果还有一个缓冲的TD,要将其释放
if (qh->post_td) {
uhci_free_td(uhci, qh->post_td);
qh->post_td = NULL;
}
/* If anyone is waiting for a QH to become idle, wake them up */
//如果有进程在进程QH,将他们唤醒...
if (uhci->num_waiting)
wake_up_all(&uhci->waitqh);
}
当QH空闲,QH也就可以完全释放了.有人或许有疑问,这个函数处理过后,QH只是回到了初始状态,并没有将QH所占空间释放.那他是在什么时候释放的呢?
首先,考虑一下,每个端点的传输类型都是相同的,因此对应每个端点,它的QH也是同一种类型,因此,以后的数据传输就会复用这个QH(参考usb2.0 spec上的端口描述符的bmAttribtes字段).
那QH要等到usb_hcd_disable_endpoint()的时候才会将其删除.
经过这样一个漫长的过程,UHCI的中断处理终于到此结束了.
五:关于复用的QH
在上面提到了第一次传输后的QH会被以后的传输复用,这部份的代码在前面的情景中都没有涉及到,现在把它串起来研究一下.
首先在uhci_urb_enqueue()中,有如下代码片段 :
static int uhci_urb_enqueue(struct usb_hcd *hcd,
struct urb *urb, gfp_t mem_flags)
{
......
......
if (urb->ep->hcpriv)
qh = urb->ep->hcpriv;
else {
qh = uhci_alloc_qh(uhci, urb->dev, urb->ep);
if (!qh)
goto err_no_qh;
}
......
.......
urbp->qh = qh;
list_add_tail(&urbp->node, &qh->queue);
if (qh->queue.next == &urbp->node && !qh->is_stopped) {
uhci_activate_qh(uhci, qh);
uhci_urbp_wants_fsbr(uhci, urbp);
}
goto done;
......
......
}
首先来看代码片段中的第一段 :
上一次数据传输之后,并没有将QH释放,相应的,QH仍然放置在ep->hcpriv,即传输端点的hcprive字段.
因此代码片段中的if是会满足的,也就是说会找到上次传输的QH,而不是新建一个.强调一句,还有一种情况是,上次提交的urb还没处理完成,相应ep上又提交了一个urb.这里也会找到这个相同的QH
其次,在代码片段的第二段:
它将urbp链接在qh->queue中,然后,判断urbp是是否是qh中的第一个元素,如果是,才会满足if判断,继而将QH激活.这是因为,如果urbp不是它的第一个元素的话,QH已经处理调度状态了,不需要再次激活.
有了一个大概的了解之后,分别来看一下各种操作的QH复用.
5.1:中断传输的QH复用
在uhci_submit_control()中,有如下代码片段:
static int uhci_submit_control(struct uhci_hcd *uhci, struct urb *urb,
struct uhci_qh *qh)
{
......
......
td = qh->dummy_td;
uhci_add_td_to_urbp(td, urbp);
uhci_fill_td(td, status, destination | uhci_explen(8),
urb->setup_dma);
plink = &td->link;
status |= TD_CTRL_ACTIVE;
......
}
经过前面的分析可以得到,qh->dummy_td其实就是存放链接在QH上的最后一个TD,这样,urbp的对应TD直接从dummy_td开始,相应的,这些TD链接在QH的调度链表上.
5.2:批量传输的QH复用
在uhci_submit_bulk()àuhci_submit_common()中,有如下代码片段:
static int uhci_submit_common(struct uhci_hcd *uhci, struct urb *urb,
struct uhci_qh *qh)
{
......
......
td = qh->dummy_td;
do { /* Allow zero length packets */
int pktsze = maxsze;
if (len <= pktsze) { /* The last packet */
pktsze = len;
if (!(urb->transfer_flags & URB_SHORT_NOT_OK))
status &= ~TD_CTRL_SPD;
}
if (plink) {
td = uhci_alloc_td(uhci);
if (!td)
goto nomem;
*plink = LINK_TO_TD(td);
}
uhci_add_td_to_urbp(td, urbp);
uhci_fill_td(td, status,
destination | uhci_explen(pktsze) |
(toggle << TD_TOKEN_TOGGLE_SHIFT),
data);
plink = &td->link;
status |= TD_CTRL_ACTIVE;
data += pktsze;
len -= maxsze;
toggle ^= 1;
} while (len > 0);
......
......
}
同上面分析的中断传输情况类型,urbp的TD也是从qh->dummy_td开始存放的,相应的,也是位于QH的调度链表中.
5.3:中断传输的QH复用
在uhci_submit_interrupt()中,有以下代码片段:
static int uhci_submit_interrupt(struct uhci_hcd *uhci, struct urb *urb,
struct uhci_qh *qh)
{
......
......
if (!qh->bandwidth_reserved) {
int exponent;
for (exponent = 7; exponent >= 0; --exponent) {
if ((1 << exponent) <= urb->interval)
break;
}
if (exponent < 0)
return -EINVAL;
qh->period = 1 << exponent;
qh->skel = SKEL_INDEX(exponent);
qh->phase = (qh->period / 2) & (MAX_PHASE - 1);
ret = uhci_check_bandwidth(uhci, qh);
if (ret)
return ret;
} else if (qh->period > urb->interval)
return -EINVAL; /* Can't decrease the period */
ret = uhci_submit_common(uhci, urb, qh);
......
......
}
对于QH复用的情况,前面的if判断中,
1:如果在QH中还有传输待传输的urb的时候是不会满足的,因为前面的urb已经分配了带宽,会将qh->bandwidth_reserved置为1.
2:如果QH中没有要传输的urb,也就是说QH已经空了,这个if判断还是会满足,因为会在uhci_giveback_urb()将它所占的带宽释放,重置qh->bandwidth_reserved为0.
对于第1种情况,它会接着去判断qh->period >
urb->interva是否满足,如果满足此条件,就会直接退出.也就是说,如果调度间隔要小于urb指定的间隔,这是允许的,那如果调度的间隔
要大于urb指定的间隔,就是非法了.这在usb2.0 spec上有详细的描述.然后,流程转入uhci_submit_common().
对于第2种情况,还是去判断带宽是否满足,然后分得带宽,最后流程转入uhci_submit_common().
uhci_submit_common()这个函数在QH复用时的差别已经在上面分析了,这里不做赘述.
这里再强调一次,在QH中已经有待调度的urb的情况下,是不会再去计算占用带宽的.
5.4:实时传输的QH复用
在uhci_submit_isochronous()中,有以下代码片段 :
static int uhci_submit_isochronous(struct uhci_hcd *uhci, struct urb *urb,
struct uhci_qh *qh)
{
......
......
if (!qh->bandwidth_reserved) {
......
} else if (qh->period != urb->interval) {
return -EINVAL; /* Can't change the period */
} else {
/* Find the next unused frame */
if (list_empty(&qh->queue)) {
frame = qh->iso_frame;
} else {
struct urb *lurb;
lurb = list_entry(qh->queue.prev,
struct urb_priv, node)->urb;
frame = lurb->start_frame +
lurb->number_of_packets *
lurb->interval;
}
if (urb->transfer_flags & URB_ISO_ASAP) {
/* Skip some frames if necessary to insure
* the start frame is in the future.
*/
uhci_get_current_frame_number(uhci);
if (uhci_frame_before_eq(frame, uhci->frame_number)) {
frame = uhci->frame_number + 1;
frame += ((qh->phase - frame) &
(qh->period - 1));
}
} /* Otherwise pick up where the last URB leaves off */
urb->start_frame = frame;
}
......
......
}
在这里,跟上面分析的中断传输的情况类似,也有两种情况.一种是QH为空时,重新计算带宽.另外一种是QH中有待调度的urbp,这时不要计算带宽,流程会经过后面的elseif ...else中.
等时传输比控制传输要严格多了,必须要调度间隔完全相同才可以.
重要的操作就是在后面的这个else中了.
如果QH是空的,基准frame为下次会调度的frame值(qh->iso_frame的值的改变在
uhci_result_isochronous()中已经分析过了,当这个函数运行完了之后,qh->iso_frame表示下次将要调用qh的
帧号),如果QH不是空的,那么,基准frame值就是紧接在QH中最后的TD的下一个调度位置(注意
list_entry(qh->queue.prev,struct urb_priv,
node)->urb取得的是挂在QH上的最后一个QH).
计算出这个基准frame之后,如果没有带URB_ISO_ASAP标志,那么该urb的起点调度帧号就是上面计算出来的基准frame.
如果带了URB_ISO_ASAP.表示要尽快调度这个URB.此时就会取当前调度帧+1后的第一个周期点.当前调度帧+1是为了给现在操作足够的时间来完成.
六:小结
在这一节里,对UHCI驱动和USB数据传输做了一个全面的分析.代码很复杂,不过,在阅读代码围绕着UHCI调度架构这一条主线,各种操作就会变得很明朗.
