linux驱动编程初级+makefile.docx

1、linux驱动编程初级+makefile驱动编程1 模块的概述 22 source insight 加载内核源码方法 23 模块makefile的编写 34 模块makefile编写方法 45 在X86上运行模块： 56 编写模块 57 模块的加载进内核命令 58 最简单的上层调用 + 调用驱动方法 69 复杂框架上层应用+驱动调用方法 710 复杂框架字符设备创建并注册过程 711 file_operations常用函数 912 同步互斥操作 1013 同步互斥函数总结 1014 阻塞IO编程流程 1115 轮询操作 上层select 下层poll 1216 信号处理 1217 中断 131

2、8 中断新模型-上半部中断和下半部中断的实现 1419 内核定时器编程 1520 内核延时函数 1521 内核源代码中头文件分配方式 1522 linux内核管理和内核的内存管理 1623 设备io端口和io内存访问 如何控制led的亮灭 1624 * 驱动-设备分离思想编程 内核进阶 1825 驱动-设备分离-核心最小架构 1826 驱动设备分离思想- 上层架构（基于封装） 2027 头文件总结 2328 设置系统自启动命令 u-boot 24第一天需要理清的东西1）模块的概念，模块与应用的区别2）模块主要的组成 头文件、module_init() modoule_exit() module

3、_lisence()3） 模块的如何编辑，如何编译，如何加载到内核中运行 使用makefile4） 模块驱动编写，必须通过上层应用程序调用。1 模块的概述模块是内核的一部分，为了防止内核太大，把它放在文件系统里面。也可以在编译内核的直接编译进内核。1，存储位置 可以在开始时编译进内核，也可以编译进模块，最后加载 2、运行时环境 在哪个内核树下编译，就对应这个运行环境 3、模块的编译问题：前提条件是需要对应的内核源码树，或者必须有对应的内核版本匹配4、模块编译使用makefile 注意makefile的编写2 source insight 加载内核源码方法在windows下创建工程，使用sour

4、ce insight查看内核代码：2.1 先将内核源码拷到对应的文件夹2.2 在source insight 里添加工程，筛选需要添加的文件注意选择 按照树来添加，然后按照remove来踢出不需要的文件夹主要添加arm 下 s5pc100 和s5p平台的 drives include 文件夹等，后面的许多不需要添加。2.3 最后同步3 模块makefile的编写模块的编译： 1）、模块编译的核心语句： $(MAKE) -C $(KERNELDIR) M=$(PWD) modules -C ： 进入内核源码树 M= : 返回到当前目录，再次执行该目录下的makefile eg: /tnt/abc

5、.c - abc.ko 1、在/tnt目录下敲make，只有/tnt目录下的Makefile被调用 2、目的是要进入到内核源码树中，一进一回，-C来进，M=带着内核源码树中的makefile的功能回来了 - 内核源码树中Makefile的目标： obj-y:汇集了所有编译进内核的目标文件 obj-m:汇集了所有编译成模块的目标文件 3、回来过后，我们只有确定obj-m变量的集合 4、make modules告诉内核的makefile，只做编译模块的功能4 模块makefile编写方法ifeq ($(KERNELRELEASE),)KERNELDIR := /work/linux-2.6.35-

6、farsightPWD := $(shell pwd)modules: $(MAKE) -C $(KERNELDIR) M=$(PWD) modulesinstall: $(MAKE) -C $(KERNELDIR) M=$(PWD) modules_installclean: rm -rf .tmp_versions *.ko *.o .*.cmd *.mod.c *.order *.symvers.PHONY: modules cleanelseobj-m := ex1.oendif以上是makefile的内容， 注意原来的内核目录树不要进行 make clean 或者 make dist

7、clean KERNELDIR 表示模块加载在哪个内核的文件夹（又叫内核源码树）， $(MAKE) -C $(KERNELDIR) M=$(PWD) modules 表示进入该内核文件夹，将顶层makefile 中的内容带回，再重新执行一次该makefile 将obj-m := ex1.o 编译，并执行make modules (并只编译 ex1.c ，不编译其它模块 ) $(MAKE) -C $(KERNELDIR) M=$(PWD) modules_install 表示执行顶层makefile的 modules install 标签下的命令 安装的位置原来默认在 /lib 下面，所以需要修

8、改其到我们制作的根文件系统下 /work/rootfs/在顶层Makefile位置搜索： MODLIB修改为： obj-m := ex1.o 你需要编译的.c的文件名*此时简单的编译环境已经搭建完毕*执行 make *执行 make install *在 /work/rootfs/lib/modules/2.6.35/extra即可找到该模块 .ko*搭建好环境，保证虚拟机与板子与计算机网络连通，并设置板子u-boot 从nfs挂载，启动内核，并成功通过nfs 加载rootfs，此时环境完毕，进入/work/rootfs/lib/modules/2.6.35/extra ，找到模块，加载卸装模

9、块操纵5 在X86上运行模块：修改Makefile中的内核源码树的目录X86下的内核源码树：/lib/modules/2.6.35-22-generic/build如果没有在控制台上交互，默认是看不到信息的，需要dmesg这个命令去查看6 编写模块模块最小组成如下： 注意 ： module_init module_exit 必须放在末尾 注意： 函数的原型 返回值 头文件7 模块的加载进内核命令insmod rmmodlsmod8 最简单的上层调用 + 调用驱动方法8.1 首先在module_init(abc) abc函数中注册设备register_chrdev(注册设备号，上层可见的设备名，

10、操作封装)该函数完成设备注册，在板子上用 cat /proc/devices 便可以看见该设备8.2 完成fops 操作的封装 注意格式 必须在函数后面声明该结构体 头文件 #include 8.3 查看到该字符设备后，创建设备节点，则上层通过设备字符名与该设备号绑定mknod /dev/hf_char c 245 0ls /dev/ 可以查看注册的所有设备节点8.4 此时上层应用的open（”hf_char”,O_RDWR），即可完成该设备的打开 ，即可以完成上层应用于下层驱动相关 fops 的操作。由此可以理解： 上层应用通过设备名称在目录/dev/下查找设备， 下层驱动通过设备号如254

11、，在内核注册，在/porc/devices查看， 两者通过 mknod /dev/abc c 245 0 进行连接9 复杂框架上层应用+驱动调用方法9.1 知识前期准备9.1.1 设备号的操作设备号是由两部分组成的号，一个是主设备号，一个是次设备号。操作的主要函数：MKDEV();MINOR();MAJOR();注册的两者方式： 动态注册，静态注册1）、静态注册： register_chrdev_region(dev_t from, unsigned count, const char * name)2）、动态注册： alloc_chrdev_region(dev_t * dev, unsig

12、ned baseminor, unsigned count, const char * name)设备号：衔接应用空间到内核空间的符号 dev_t 32bit dev_t num; - 得到主设备号：MAJOR(XXX) XXX:必须是主次设备号的一个整体 #define MAJOR(dev) (unsigned int) (dev) MINORBITS) #define MINOR(dev) (unsigned int) (dev) & MINORMASK) #define MKDEV(ma,mi) (ma) MINORBITS) | (mi)10 复杂框架字符设备创建并注册过程10.1 完

13、成基本模块框架如：module_init() module_exit() module_licence() 头文件10.2 申请cdev 结构体、申请 file_operations 结构体、创建设备号变量major1） 在文件开头创建设备号，模块代码中创建 cdev 变量和fops变量2） 初始化fops 结构体中的实现操作函数10.3 在函数中完成设备号注册与设备注册 1） 使用regester_chrdev_region() 完成设备号注册，动态注册于静态注册两者，注意： 出错处理 ，设备号与整形数的转化 MKDEV()2） 使用 cdev_init() 完成fops 与cdev 结构体

14、绑定3） 使用cdev_add() 完成内核的注册10.4 模块驱动的卸载1） 设备的注销2） 设备号的注销*需要记住所有操作的函数名，不知用法可以使用source insight 搜索例子，照抄例子完成见下图： 一个是设备号注册子系统 ，一个是操作子系统 11 file_operations常用函数1)头文件 #include #include 2)(*read)对应上层的 read函数copy_to_usercopy_to_user(void _user *to, const void *from, unsigned long n)3)(*write)对应上层的write函数copy_fr

15、om_usercopy_from_user(void *to, const void _user *from, unsigned long n)4)(*ioctl)多用于设备控制，如lcd等 long (*unlocked_ioctl) (struct file *, unsigned int, unsigned long); int (*ioctl) (struct inode *, struct file *, unsigned int, unsigned long);常用系统封装好的宏定义，完成命令的命名 如下： #define WDIOC_GETSUPPORT _IOR(WATCHDO

16、G_IOCTL_BASE, 0, struct watchdog_info) #define WDIOC_GETSTATUS _IOR(WATCHDOG_IOCTL_BASE, 1, int) #define WDIOC_GETBOOTSTATUS _IOR(WATCHDOG_IOCTL_BASE, 2, int) #define WDIOC_GETTEMP _IOR(WATCHDOG_IOCTL_BASE, 3, int) #define WDIOC_SETOPTIONS _IOR(WATCHDOG_IOCTL_BASE, 4, int) #define _IOR(type,nr,size)

17、 _IOC(_IOC_READ,(type),(nr),(_IOC_TYPECHECK(size) #define _IOC(dir,type,nr,size) (dir) _IOC_DIRSHIFT) | (type) _IOC_TYPESHIFT) | (nr) _IOC_NRSHIFT) | (size) local_irq_save(flags)local_irq_enable() - local_irq_restore(flags)2）、单CPU具备抢占内核进程上下文中，中断上下文都要考虑解决办法： 同步互斥+开关中断3）、多CPUcpu可以同时操作某个资源，所以必须考虑同步互斥问题

18、，并且中断和进程都要考虑解决办法： 同步互斥+开关中断13 同步互斥函数总结1) 整型原子2) 自旋锁3) 信号量13.1 自旋锁当等待时候执行while（1），cpu一直占用，所以一般内部执行时间必须很短，如果没有解锁前又取锁，就会导致系统崩溃，所以使用时请慎行！spinlock_t lock; 定义spin_lock_init(lock); 初始化spin_lock(lock); 获得锁spin_unlock(lock) 释放锁spin_lock_irq() = spin_lock() + local_irq_disable()spin_unlock_irq() = spin_unlock

19、() + local_irq_enablespin_lock_irq() = spin_lock() + local_irq_save()spin_unlock_irq() = spin_unlock()+local_irq_restore()13.2 信号量struct semaphore sem;sema_init()DECLARE_MUTEX(name) 完成两步：初始化并设置初始值为1DECLARE_MUTEX_LOCKED(name) : 初始化并设置初始值为0down(&sem); 获得信号，消耗信号up（&sem）; 释放信号14 阻塞IO编程流程1、队列头结点的定义和初始化2、

20、人为的定义一个逻辑表达式作为我们的条件3、wait_event(队列名)唤醒4、wake_up（队列名的地址）1） DECLARE_WAIT_HEAD(NAME) 定义初始化队列头2） wait_event()3） wait_up()在全局声明 DECLARE_WAIT_HEAD(my_wait) wait_event(my_wait,(i=0); 当i=0 的时候则运行（等到i=0 的时候） wait_up(&my_wait) 用于唤醒该队列还有其它函数：wait_event_interruptible(queue,conditon) 可以中断唤醒15 轮询操作 上层select 下层pol

21、l上层应用使用select 下层内核调用poll，实现非阻塞方式，上层通过select访问内核子系统（内核有专门的子系统负责这功能），下次值需要将连个队列注册，则一旦有变化将mask放回内核子系统，再有内核子系统返回给上层的select函数fd。unsigned int(*poll) (struct file *filp, struct poll_table *table);主要结构：static unsigned int globalfifo_poll(struct file *filp, poll_table *wait) unsigned int mask = 0; struct glo

22、balfifo_dev *dev = filp-private_data; /*获得设备结构体指针*/ down(&dev-sem); poll_wait(filp, &dev-r_wait, wait); poll_wait(filp, &dev-w_wait, wait); /*fifo非空*/ if (dev-current_len != 0) mask |= POLLIN | POLLRDNORM; /*标示数据可获得*/ /*fifo非满*/ if (dev-current_len != GLOBALFIFO_SIZE) mask |= POLLOUT | POLLWRNORM; /

23、*标示数据可写入*/ up(&dev-sem); return mask;16 信号处理16.1 上层应用：#if 1 fcntl(fd, F_SETOWN, getpid(); oflags = fcntl(fd, F_GETFL); fcntl(fd, F_SETFL, oflags | FASYNC); 即调用下层的globalfifo_fasync#endif#if 0 fcntl(0, F_SETOWN, getpid(); oflags = fcntl(0, F_GETFL);fcntl(0, F_SETFL, oflags | FASYNC);16.2 下层：kill_fasyn

24、c(&dev-async_queue, SIGIO, POLL_IN);static int globalfifo_fasync(int fd, struct file *filp, int mode) struct globalfifo_dev *dev = filp-private_data; return fasync_helper(fd, filp, mode, &dev-async_queue);17 中断17.1 中断简介中断与内核调度的重要方式，中断可以抢cpu。内核对每一个中断源，都使用struct irqdesc irq_desc结构体来描述，每一个SOC芯片，都有很多的中断

25、源，内核通过一个叫做NR_IRQS的宏定义这些中断源的数量struct irqdesc irq_descNR_IRQS这个中断源不等于芯片厂商直接提供的中断源数量S5PC100：在内核中arch/arm/mach-s5pc100/include/mach/irqs.h这个文件描述了该SOC芯片在内核的中断子系统的源数量17.2 中断程序编写步骤和方式17.2.1 查找硬件你产生中断的引脚由原理图找出key1在ENIT1上，然后找到该引脚对应的中断号，17.2.2 申请irq request_irq(unsigned int irq, irq_handler_t handler, unsigne

26、d long flags, const char *name, void *dev) 使用这个函数即可向内核子系统申请irq，注意参数的填写。分别是。irq号，irq处理函数，irq标志（有宏定义），可以看见的名称，传给处理函数的参数注意：中断号不是我们查得的中断号，是系统通过一种线性映射维护的一张中断向量表，我们去差，在内核源代码中：/work/linux_kernel_copy/arch/arm/mach-s5pc100/include/mach/irqs.h (没有) /work/linux_kernel_copy/arch/arm/plat-s5p/include/plat/irqs.

27、h (找到)rootubuntu:/work/linux_kernel_copy/include/linux# vi interrupt.hirq_eint(1)表示 外部中断号1 17.2.3 编写中断处理函数static irqreturn_t my_irq(int irq, void * my_arg) printk(irq_yes.=n); return IRQ_HANDLED;17.2.4 exit的时候释放中断free_irq(IRQ_EINT(1),NULL);17.3 具体编程实现截图1） 注册，在init里面 注意：flages2） 释放，在exit里面3） 中断服务程序 注意返回值，*此时中断即可完成，但中断里面不能执行阻塞和循环锁，时间不能太长，所以中断有几种处理机制*见书：19718 中断新模型-上半部中断和下半部中断的实现1， 软中断和tasklet 是中断处理机制，只是比紧急中断慢一点执行。2， 工作队列 是将剩余的处理函数压入进程，与进程同级别受cpu调度。