国嵌驱动笔记.docx
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国嵌驱动笔记
知识结构：
1.Linux驱动程序设计模式（40%）2.内核相关知识（30%）3.硬件相关知识（30%）
驱动分类：
字符，网络，块
字符设备：
以字节为最小单位
块设备，一次传送一个整体数据（512字节），Linux可以以字节访问块设备（仅仅是驱动与内核的接口不同，访问的顺序的不同（字符只可顺序访问，块驱动可随机访问））
网络接口：
硬件（eth0），纯软件（lo）
驱动的安装：
模块，编译进内核（Linux启动的时候会自动加载init段）
使用驱动程序：
字符设备文件—〉字符设备驱动—〉字符设备
文件系统—〉块设备文件—〉块设备驱动—〉块设备
套接字—〉协议栈—〉网络设备驱动—网络接口设备
主设备号用来标示与设备文件相连的驱动程序，次编号被驱动程序用来辨别操作哪个设备
主设备号反映设备类型，此设备号区分同类型的设备
dev_t高12位为主设备号，低20位为次设备号
MAJOR（dev_tdev）从dev_t分解出主设备号
MINOR（dev_tdev）从dev_t分解出此设备号
MKDEV（major，minor）构造设备号；
静态申请：
1.根据Documentation/devices.txt驱动没有使用的主设备号2.使用register_chrdev_region（dev_tform,unsignedcount,constchar*name）函数注册（容易冲突）
From希望使用的设备号，count希望申请使用设备号的数目，name设备名（体现在/proc/devices）
2.动态分配alloc_chardev_region（安装驱动前无法创建设备文件）创建设备文件后，通过/proc/devices察看
alloc_chardev_region（dev_t*dev,unsignedbaseminor,unsignedcount,constchar*name）
dev分配的设配号，baseminor起始的此设备号，count要分配的设备数目，name设备名
主要设备号：
unregister_chrdev_region（dev_tdev,unsignedbaseminor）
Mknodfilenametypemajorminortype是字符或块mknodserial0c1000
Linux字符设备驱动3个重要数据结构
Structfile每打开一次都有一个关联的structfile重要结构loff_tf_pos文件读写位置structfile_operations*f_op
Structinode记录文件的物理上的信息（设备号等），一个文件可以有多个file，但只有一个inode
Structfile_operation*f_op函数指针的集合
structfile_operationsmem_fops={
.owner=THIS_MODULE,
.llseek=mem_seek,
.read=mem_read
…….
}
读内核代码应用程序怎样访问驱动程序（read_write,c）
系统条用read找到vfs_read根据file结构中找到file_operations中的read
字符设备使用structcdev来描述
字符设备注册可分为如下3个部分：
1.分配cdevstructcdev*cdev_alloc（void）
2.初始化cdevcdev_init（structcedev*p,conststructfile_operations*fops）
3.添加cdevcdev_add（structcdev*p,dev_tdev,unsignedcount）dev设备号设备号的数目
字符设备的注销:
cdev_dev（structcdev*p）
设备操作
int（*open）（struct*inode,structfile*）
如果该项为NULL，设备打开永远成功
void（*release）（struct*inode,structfile*）
ssize_t（*read）（structfile*,char__user*buff,size_t,loff_t*）
ssize_t（*write）（structfile*,char__user*,size_t,loff_t*）
file是文件指针（来与内核），*buff是数据缓冲（用户空间），count传输的数据量（用户空间），offp访问位置（来与内核）
*buff是用户空间的，不能直接使用
intcopy_from_user（void*to,constvoid__user*from,intn）
intcopy_to_user（void__user*to,constvoid*to,intn）
loff_tllseek（struct*file,loff_toffset,intwhence）
open方法主要完成如下工作：
1.初始化设备2.标明此设备号
在open（structinode*inode,structfile*filp）函数可使用MINOR（inode->i_rdev;获取此设备号
filp->private_data=dev;将设备描述指针赋值给私有文件指针，区分出了那种设备
在read（）函数使用structmem_dev*dev=filp->private_data可根据私有文件指针指定找到具体的设备，read函数参数没有inode，无法获取此设备号。
kmalloc分配内存，返回地址，根据其返回的地址就可操作内存中的数据
copy_to_user（buf,（void*）（dev->data+p）,count）这里的（dev->data+p）为什么要用（void*）强制转换呢？
copy_to_user是这么定义的intcopy_to_user（void__user*to,constvoid*to,intn），但还是不理解。
驱动程序调试分类：
打印调试，调试器调试（kgdb），查询调试（proc文件系统）
合理的使用printk可以全局的打开或关闭它们。
并发：
多个执行单元同时被执行
竟态：
并发的执行单元对共享资源（硬件资源或全局变量等）的共享访问
通过semaphore机制和spin_lock机制实现
获取信号量不成功该阻塞或者睡眠
1.定义信号量structsemaphoresem;
2.初始化信号量voidsema_init（structsemaphore*sem,intval）初始化信号量的初值为val
3.voidinit_MUTEX（structsemaphore*sem）初始化一个互斥锁，把sem的值设为1
4.voidinit_MUTEX_LOCKED（structsemaphore*sem）初始化一个互斥锁，把sem的值设为0
定义与初始化工作可由如下宏一步完成
DECLARE_MUTEX（name）定义一个信号量，并初始化为1
DECLARE_MUTEX_LOCK（name）定义一个信号量，并初始化为0，为已锁状态
5.获取信号量voiddown（structsemaphore*sem）可能会导致进程睡眠，故不能在中断上下文中使用，如果sem非负直接返回，否则挂起（TASK_UNINTERRUPTIBLE）,不建议使用
6.voiddown_interrruptible（structsemaphore*sem）信号量不可用，置为TASK_INTERRUPTIBLE
7.voiddown_killable（structsemaphore*sem）信号量不可用，置为TASK_KILLABLE
8.voidup（structsemaphore*sem）释放信号量
自旋锁不会引起调用者的睡眠，线程会移植忙循环，移植等待下去
1.spin_lock_init（x）初始化自旋锁
2.spin_lock（lock）获取自旋锁，不成功自旋在那
3.spin_trylock（lock）不会一直等待
4.spin_unlock
信号量可以有多个持有者（1个互斥信号量），自旋锁只有一个持有者
信号量适合保持时间较长，自旋锁适合保持时间较短
Ioctl对硬件进行控制（改变波特率，报告错误信息）
用户使用方法：
intioctl（intfd,unsignedlongcmd,…）点表示可选参数
int（*ioctl）（structinode*inode,structfile*filp,unsignedintcmd,unsignedlongarg）
cmd用户空间传下来的，arg用户传下来的参数
ioctl命令实现方法：
1.定义命令2.实现命令
Documentation/ioctl-number.txt定义了使用的幻数
ioctl被划分为几个位段，include/asm/ioctl.h定义了这些字段：
1.类型（幻数）：
8位宽，属于哪一类设备
2.序号：
表明设备命令的第几个
3.传送方向：
可能的值是_IOC_NONE,_IOC_READ,_IOC_WRITE是从应用程序的观点来看的
4.参数的大小（数据的类型）
内核提供下列宏来帮助定义命令
_IO（type,nr）没有参数传递
_IOR（type,nr,datatype）从驱动中读数据
_I0W（type,nr,datatype）从数据到驱动
_IOWR（type,nr,datatype）type和number成员作为参数被传递
Ioctl函数的实现1.返回值2.参数使用3.命令操作
通常是个switch语句，不支持的返回–EINVAL
使用ioctl中的参数：
整数可以直接使用，指针则使用前需进行正确的检查
参数检查
不需要检测的函数：
copy_from_user,copy_to_user,get_user,put_user
需要检测的函数：
__get_user,__put_user
intaccess_ok（inttype,constvoid*addr,unsingnedlongsize）
第一参数是VERIFY_READ或者VERIFY_WRITE,addr是要操作的用户内存的地址，size是操作的长度。
access_ok返回一个布尔值：
1.存取没问题0.失败，如果返回失败，
则ioctl应当返回-EFAULT.
等待队列：
实现进程的阻塞，保存进程的容器，阻塞时放入等待队列，唤醒时，取出进程
1．定义等待队列wait_queue_head_tmy_queue
2．初始化等待队列wait_waitqueue_head（&my_queue）
3．定义并初始化等待队列DECLARE_WAIT_QUEUE_HEAD（my_queue）
有条件睡眠
wait_event（queue,condition）当condition为真，返回。
当condition为假，进入TASK_UNINTERRUTIBLE睡眠，并挂在queue指定的等待队列上
wait_event_interruptible（queue,condition）
wait_event_killable（queue,conditon）
无条件睡眠（老版本，不建议使用）sleep_on（wait_queue_head_t*q）interruptible_sleep_on（wait_queue_head_t*q）
等待队列中唤醒进程
Wake_up（wait_queue_t*q）唤醒等待队列中的所有进程都唤醒
Wake_up_interruptible（wait_queue_t*q）唤醒为TASK_INTERRUPTIBLE进程
阻塞方式是文件读写的默认方式，应用程序可以使用O_NONBLOCK标志非阻塞的
设置了O_NONBLOCK，系统只是简单的返回-EAGAIN
Select系统调用对应于poll
Select用于多路监控，如没有一个文件满足要求，select将阻塞进程
Intselect（intmaxfd,fd_set*reedfds,fd_set*writefds,fd_set*exceptfds,conststructtimeval*timeout）
maxfd:
文件描述符的范围，比检测的最大文件描述符大1
Readfds：
被读监控的文件描述符
Writefds：
被写监控的
Exceptfds：
被异常监控的
Timeout：
定时器
Timeout
1.为0时不管有没有文件满足要求，立即返回，无文件满足，返回0
2.为NULL时，select将阻塞进程，直到文件满足要求为止
3.为正整数的时候，等待的最长时间，即select在timeout时间内阻塞进程
Select返回值
1.正常返回满足要求的文件描述符个数
2.没有满足的返回0
3.select被某个信号打断，返回-1,errno为EINTR
Select系统调用：
1.将要监控的文件添加到文件描述符集
2.调用select开始监控
3.判断文件是否满足要求
VoidFD_SET（intfd,fd_set*fdset）将fd添加到fdset中
VoidFD_CLR（intfd,fd_set*fdset）在fdset中清楚fd
VoidFD_ZERO（fd_set*fdset）清空fdset
VoidFD_ISSET（intfd,fd_set*fdset）检测文件描述集中的需判断的fd发生变化
驱动通常由poll实现
Unsignedint（*poll）（structfile*filp,poll_table*wait）
负责完成：
1.使用poll_wait将等待队列添加到poll_table中
2.返回描述设备是否可读可写的掩码
位掩码：
POLLIN设备可读，POLLRDNORM数据可读，POLLOUT设备可写，POLLWRNORM数据可写
设备可读通常返回（POLLIN|POLLRDNORM）
设备可写通常返回（POLLOUT|POLLWRNORM）
Poll方法只是做一个登记，真正的阻塞发生在select.c中的do_select函数（分析了do_select函数）
自动创建设备文件
2.4内核使用devfs_register（devfs_handle_tdir,constchar*name,unsignedintflags,unsignedintmajorunsignedintminor,umode_tmode,void*ops,void*info）
Dir:
目录名，name：
文件名；flags：
创建标志；major：
主设备号；minor此设备号；mode：
创建模式；ops：
操作函数集；info：
通常为空
从2.6.13开始，devfs不复存在，udev成为替代
使用
1.class_create为设备创建一个class，
2.使用device_create创建对应的设备
例：
structclass*myclass=class_create（THIS_MODULE,“my_device_driver”）;
Device_create（myclass,NULL,MKDEV（major_num,0）,NULL,“my_device”）
void*mmap（void*addr,size_tlen,intprot,intflags,intfd,off_toffset）
负责把文件内容映射到进程的虚拟内存空间，通过对这段内存的读取和修改，来实现对文件的读取和修改，而不需要再调用read，write等操作。
addr：
映射的起始地址，通常为NULL，由系统指定
length：
映射文件的长度
prot：
映射区的保护方式PROT_EXEC：
映射区可被执行，PROT_READ：
映射区可被读取，PROT_WRITE：
映射区可被写入
flags：
映射区的特性MAP_SHARED:
写入映射区的数据会复制回文件，且允许其他映射该文件的进程共享。
MAP_PRIVATE:
对映射区的写入操作会产生一个映射区的复制（copy-on-write）,对此区域的修改不会写回源文件。
fd:
由open返回的文件描述符，代表要映射的文件
offset：
以文件开始处的偏移量，必须是分页大小的整数倍，通常为0，表示从文件头开始映射。
注意mmap不能映像原有文件的长度
intmunmap（void*start,size_tlength）
成功返回0，失败返回-1.start的取值一般是mmap返回的地址
虚拟内存区域：
是虚拟地址空间的一个同质区间，即有同样特性的连续地址范围。
一个进程的内存映像由以下几部分组成：
程序代码，数据，BSS和栈区域，以及内存映射区域
一个进程的内存区域可以通过查看/proc/pid/maps
每一行的域为：
start_endpermoffsetmajor:
minorinode
linux内核使用结构vm_area_struct来描述虚拟内存区域，其中主要成员如下：
unsignedlongvm_start虚拟内存区域起始地址
unsignedlongvm_end虚拟内存区域结束地址
unsignedlongvm_flags
映射一个设备是指把用户空间的一段地址关联到设备内存上。
mmap做了三件事：
1.找到用户空间地址（内核完成）2.找到设备的物理地址（原理图）3.关联（通过页式管理）
mmap设备方法需要做的就是建立虚拟地址到物理地址的页表。
int（*mmap）（structfile*,structvm_area_struct*）
建立页表有两种方法：
1.使用remap_pfn_range一次建立所有页表；
2.使用nopageVMA方法每次建立一个也表。
intremap_pfn_range（structvm_area_struct*vma,unsignedlongaddr,unsignedlongpfn,unsignedlongsize,pgprot_tprot）
vma:
虚拟内存区域指针virt_addr:
虚拟地址的起始值pfn：
要映射的物理地址所在的物理页祯号，可将物理地址>>PAGE_SHIFT得到（PAGE_SHIFT为12，相当于除以4KB）
size：
要映射的区域的大小prot：
VMA的保护属性
硬件访问
寄存器和内存的区别：
寄存器和RAM主要不同在于寄存器操作由副作用（side
effect或边际效果）：
读取某刻地址可能导致该地址内容变化，读中断状态寄存器，便自动清零
内存与IO
在X86存在IO空间（串口并口等），在32为x86
IO空间是64K，内存空间是4G，ARM，PowerPC只有内存地址空间的
IO端口：
一个寄存器或内存位于IO空间时，称为IO端口
IO内存：
一个寄存器或内存位于内存空间时，称为IO内存
对IO端口的操作需要按如下步骤完成：
1，申请2，访问3，释放
申请：
structresource*request_region（unsignedlongfirst,unsignedlongn,
constchar*name）从first开始的n个端口，name设备名字
系统中端口的分配情况记录在/proc/ioports中
访问：
intboutbintwoutwintloutl
释放：
voidrelease_region（unsignedlongstart,unsignedlongn）
IO内存有4步：
1.申请2，映射3，访问4，释放
申请：
structresource*request_mem_region（unsignedlongstart,unsignedlong
len,char
*name）从start开始，长度为len字节的内存区。
成功，返回非NULL，否则返回NULL。
可在/proc/iomem中列出
访问：
在访问IO内存之前，必须进行物理地址到虚拟地址的转化，使用下面函数
void*ioremap（unsignedlongphys_addr,unsignedlongsize）
访问：
ioread8（void*addr）iowrite8（u8value,void*addr）老版本使用readbwriteb
释放：
1，voidiounmap（void*addr）2,voidrelease_mem_region（unsignedlong
start,unsignedlonglen）
混杂设备驱动：
共享一个主设备号10，成为混杂设备
Linux内核使用structmiscdevice描述混杂设备
structmiscdevice{
intminor;
constchar*name;
conststructfile_operations*fops;
structlist_headlist;
structdevice*parent;
structdevice*this_device;
}
使用misc_register函数来注册一个混杂设备驱动misc_register（structmiscdevice*misc）
使用上拉下拉避免悬浮
Linux总线设备驱动模型（2.6内核难点）
Sysfs文件系统（基于内存，展示内核数据结构属性，关系），与proc同类别的文件系统同类别的文件系统，sysfs把连接在系统上的设备和总线组织成分级的文件，使其从用户空间可以访问到
sysfs在/sys/目录下
block目录：
块设备信息bus：
总线（idepciscsisb
pcmcia）里边还有devices和drivers目录，devices目录下都是软链接
class目录：
按照功能进行分类（网络）
devices：
包含系统所有的设备kernel：
内核中的配置参数Module：
系统中所有模块信息
firmware:
系统中的固件fs：
描述系统中的文件系统power：
系统电源选项
Kobject实现了基本的面向对象管理机制，与sysfs文件系统紧密相连，在内核中注册的每个kobject对象对应sysfs文件系统中的一个目录（作用：
在sys下创建一个目录）类似于C++中的基类。
voidkobject_init（structkobject*kobj）初始化kobject结构
intkobject_add（strutkobject*kobj）将kobject对象注册到Linux系统
intkobject_init_and_add（stru
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