标签：简单 linux驱动 高级 调用 调试 异常 cse stat 写用
字符设备是一种按字节来访问的设备，字符驱动则负责驱动字符设备，这样的驱动通常实现 open, close,read和 write 系统调用。
在大部分的 Unix 系统, 块设备不能按字节处理数据，只能一次传送一个或多个长度是512字节( 或一个更大的 2 次幂的数 )的整块数据,而Linux则允许块设备传送任意数目的字节。因此, 块和字符设备的区别仅仅是驱动的与内核的接口不同。
任何网络事务都通过一个接口来进行, 一个接口通常是一个硬件设备(eth0), 但是它也可以是一个纯粹的软件设备, 比如回环接口(lo)。一个网络接口负责发送和接收数据报文。
A: Linux用户程序通过设备文件（又名：设备节点）来使用驱动程序操作字符设备和块设备
Q: 设备（字符、块）文件在何处？
字符设备通过字符设备文件来存取。字符设备文件由使用 ls -l 的输出的第一列的“c”标识。如果使用 ls -l 命令, 会看到在设备文件项中有 2 个数(由一个逗号分隔) 这些数字就是设备文件的主次设备编号。
主设备号用来标识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的是哪个设备。
Q: 内核中如何描述设备号?
A: dev_t **其实质为unsigned int 32位整数，其中高12位为主设备号，低20位为次设备号。
Q: 如何从dev_t中分解出主设备号?
A: MAJOR(dev_t dev)
Q: 如何从dev_t中分解出次设备号？
A: MINOR(dev_t dev)
方法：
根据Documentation/devices.txt，确定一个没有使用的主设备号
使用 register_chrdev_region 函数注册设备号
优点： 简单
缺点：一旦驱动被广泛使用, 这个随机选定的主设备号可能会导致设备号冲突，而使驱动程序无法注册
int register_chrdev_region(dev_t from, unsigned count, const char *name)
功能：申请使用从 from 开始的 count 个设备号(主设备号不变，次设备号增加）
参数：
方法：使用 alloc_chrdev_region 分配设备号
优点：简单，易于驱动推广
缺点：无法在安装驱动前创建设备文件（因为安装前还没有分配到主设备号）。
解决办法：安装驱动后, 从 /proc/devices 中查询设备号
int alloc_chrdev_region(dev_t *dev, unsigned baseminor, unsigned count,const char *name)
功能：请求内核动态分配 count 个设备号，且次设备号从baseminor开始。
参数：
void unregister_chrdev_region(dev_t from,unsigned count)
功能：释放从from开始的count个设备号
①使用mknod 命令手工创建
mknod 用法：mknod filename type major minor
例： mknod serial0 c 100 0
②动创建
在Linux字符设备驱动程序设计中，有3种非常重要的数据结构：
Struct File：
代表一个打开的文件。系统中每个打开的文件在内核空间都有一个关联的 struct file。它由内核在打开文件时创建, 在文件关闭后释放。
重要成员：
Struct Inode:
用来记录文件的物理上的信息。因此, 它和代表打开文件的file结构是不同的。一个文件可以对应多个file结构, 但只有一个inode 结构。
重要成员：
Struct file_operations:
一个函数指针的集合，定义能在设备上进行的操作。结构中的成员指向驱动中的函数, 这些函数实现一个特别的操作, 对于不支持的操作保留为NULL。
1 1 struct file_operations mem_fops = { 2 2 .owner = THIS_MODULE, 3 3 .llseek = mem_seek, 4 4 .read = mem_read, 5 5 .write = mem_write, 6 6 .ioctl = mem_ioctl, 7 7 .open = mem_open, 8 8 .release = mem_release, 9 9 }
在linux 2.6内核中，字符设备使用 struct cdev 来描述。字符设备的注册可分为如下3个步骤：
Struct cdev的分配可使用cdev_alloc函数来完成。
struct cdev *cdev_alloc(void)
Struct cdev的初始化使用cdev_init函数来完成。
void cdev_init(struct cdev *cdev, const struct file_operations *fops)
参数：
struct cdev的注册使用cdev_add函数来完成。
int cdev_add(struct cdev *p, dev_t dev, unsigned count)
参数：
int (*open)(struct inode *, struct file *)
在设备文件上的第一个操作，并不要求驱动程序一定要实现这个方法。如果该项为NULL，设备的打开操作永远成功。
void (*release)(struct inode *, struct file *)
当设备文件被关闭时调用这个操作。与open相仿，release也可以没有
ssize_t (*read) (struct file *, char __user *, size_t, loff_t *)
从设备中读取数据。
ssize_t (*write) (struct file *, const char __user *, size_t, loff_t *)
向设备发送数据。
unsigned int (*poll) (struct file *, struct poll_table_struct *)
对应select系统调用
int (*ioctl) (struct inode *, struct file *, unsigned int, unsigned long)
控制设备
int (*mmap) (struct file *, struct vm_area_struct *)
将设备映射到进程虚拟地址空间中。
off_t (*llseek) (struct file *, loff_t, int)
修改文件的当前读写位置，并将新位置作为返回值。
Open方法:
Open方法是驱动程序用来为以后的操作完成初始化准备工作的。在大部分驱动程序中，open完成如下工作：
Release方法:
Release方法的作用正好与open相反。这个设备方法有时也称为close，
它应该：
读和写:
读和写方法都完成类似的工作：从设备中读取数据到用户空间；将数据传递给驱动程序。它们的原型也相当相似：
对于 2 个方法, filp是文件指针, count是请求传输的数据量。buff 参数指向数据缓存。最后, offp 指出文件当前的访问位置。
Read 和 Write 方法的 buff 参数是用户空间指针。因此, 它不能被内核代码直接引用，理由如下:
用户空间指针在内核空间时可能根本是无效的---没有那个地址的映射
内核提供了专门的函数用于访问用户空间的指针，例如：
字符设备的注销使用cdev_del函数来完成。
int cdev_del(struct cdev *p)
参数：
调试技术分类:对于驱动程序设计来说，核心问题之一就是如何完成调试。当前常用的驱动调试技术可分为：
并发： 多个执行单元同时被执行。
竞态： 并发的执行单元对共享资源(硬件资源和软件上的全局变量等)的访问导致的竞争状态
例：
1 1 if (copy_from_user(&(dev->data[pos]), buf, count)) 2 2 ret = -EFAULT; 3 3 goto out;
假设有 2 个进程试图同时向一个设备的相同位置写入数据，就会造成数据混乱
处理并发的常用技术是加锁或者互斥，即确保在任何时间只有一个执行单元可以操作共享资源。在Linux内核中主要通过semaphore机制和spin_lock机制实现。
Linux内核的信号量在概念和原理上与用户态的信号量是一样的，但是它不能在内核之 外使用，它是一种睡眠锁。如果有一个任务想要获得已经被占用的信号量时，信号量会将这个进程放入一个等待队列，然后让其睡眠。当持有信号量的进程将信号释放后，处于等待队列中的任务将被唤醒，并让其获得信号量
信号量在创建时需要设置一个初始值，表示允许有几个任务同时访问该信号量保护的共享资源，初始值为1就变成互斥锁（Mutex），即同时只能有一个任务可以访问信号量保护的共享资源。
当任务访问完被信号量保护的共享资源后，必须释放信号量，释放信号量通过把信号量的值加1实现，如果释放后信号量的值为非正数，表明有任务等待当前信号量，因此要唤醒等待该信号量的任务。
信号量的实现也是与体系结构相关的，定义在<asm/semaphore.h>中，struct semaphore类型用来表示信号量
1. 定义信号量
2. 初始化信号量
定义与初始化的工作可由如下宏一步完成：
3. 获取信号量
void down(struct semaphore * sem)
获取信号量sem，可能会导致进程睡眠，因此不能在中断上下文使用该函数。该函数将把sem的值减1，如果信号量sem的值非负，就直接返回，否则调用者将被挂起，直到别的任务释放该信号量才能继续运行。
int down_interruptible(struct semaphore * sem)
获取信号量sem。如果信号量不可用，进程将被置为TASK_INTERRUPTIBLE类型的睡眠状态。该函数由返回值来区分是正常返回还是被信号中断返回，如果返回0，表示获得信号量正常返回，如果被信号打断，返回-EINTR。
down_killable(struct semaphore *sem)
获取信号量sem。如果信号量不可用，进程将被置为TASK_KILLABLE类型的睡眠状态
注：
down()函数现已不建议继续使用。建议使用down_killable() 或 down_interruptible() 函数。
4. 释放信号量
void up(struct semaphore * sem)
该函数释放信号量sem，即把sem的值加1，如果sem的值为非正数，表明有任务等待该信号量，因此唤醒这些等待者。
自旋锁最多只能被一个可执行单元持有。自旋锁不会引起调用者睡眠，如果一个执行线程试图获得一个已经被持有的自旋锁，那么线程就会一直进行忙循环，一直等待下去，在那里看是否该自旋锁的保持者已经释放了锁，“自旋”就是这个意思。
信号量可能允许有多个持有者，而自旋锁在任何时候只能允许一个持有者。当然也有信号量叫互斥信号量(只能一个持有者)，允许有多个持有者的信号量叫计数信号量。
信号量适合于保持时间较长的情况；而自旋锁适合于保持时间非常短的情况，在实际应用中自旋锁控制的代码只有几行，而持有自旋锁的时间也一般不会超过两次上下文切换的时间，因为线程一旦要进行切换，就至少花费切出切入两次，自旋锁的占用时间如果远远长于两次上下文切换，我们就应该选择信号量
大部分驱动除了需要具备读写设备的能力外,还需要具备对硬件控制的能力。例如,要求设备报告错误信息,改变波特率,这些操作常常通过 ioctl方法来实现。
在用户空间，使用ioctl 系统调用来控制设备，原型如下:
int ioctl(int fd,unsigned long cmd,...)
原型中的点表示这是一个可选的参数，存在与否依赖于控制命令(第 2 个参数 )是否涉及到与设备的数据交互。
ioctl 驱动方法有和用户空间版本不同的原型:
int (*ioctl)(struct inode *inode,struct file *filp,unsigned int cmd,unsigned long arg)
cmd 参数从用户空间传下来,可选的参数 arg 以一个
unsigned long 的形式传递,不管它是一个整数或一个指针。如果cmd命令不涉及数据传输，则第 3 个参数arg的值无任何意义。
步骤:
在编写ioctl代码之前，首先需要定义命令。为了防止对错误的设备使用正确的命令，命令号应该在系 统范围内是唯一的。ioctl 命令编码被划分为几个位段，include/asm/ioctl.h中定义了这些位字段：类型（幻数），序号，传送方向，参数的大小。Documentation/ioctl-number.txt文件中罗列了在内核中已经使用了的幻数。
定义 ioctl 命令的正确方法是使用 4 个位段, 这个列表中介绍的符号定义在<linux/ioctl.h>中:
内核提供了下列宏来帮助定义命令:
定义命令(示例)
1 #define MEM_IOC_MAGIC ‘m’ //定义幻数 2 3 #define MEM_IOCSET 4 _IOW(MEM_IOC_MAGIC, 0, int) 5 6 #define MEM_IOCGQSET 7 _IOR(MEM_IOC_MAGIC, 1, int)
定义好了命令,下一步就是要实现Ioctl函数了，Ioctl函数的实现包括如下3个技术环节:
返回值
Ioctl函数的实现通常是根据命令执行的一个switch语句。但是，当命令号不能匹配任何一个设备所支持的命令时，通常返回-EINVAL（“非法参数”）
参数使用
如果是一个整数，可以直接使用。如果是指针，我们必须确保这个用户地址是有效的,因此使用前需进行正确的检查.
不需要检测：
需要检测：
int access_ok(int type, const void *addr, unsigned long size)
第一个参数是 VERIFY_READ 或者 VERIFY_WRITE，用来表明是读用户内存还是写用户内存。addr 参数是要操作的用户内存地址，size 是操作的长度。如果 ioctl 需要从用户空间读一个整数，那么size参数等于 sizeof(int)。
access_ok 返回一个布尔值: 1 是成功(存取没问题)和 0 是失败(存取有问题),如果该函数返回失败, 则Ioctl应当返回–EFAULT 。
1 if (_IOC_DIR(cmd) & _IOC_READ) 2 { 3 err = !access_ok(VERIFY_WRITE, (void __user *)arg,_IOC_SIZE(cmd)); 4 } 5 else if (_IOC_DIR(cmd) & _IOC_WRITE)//why _IOC_READ 对应 VERIFY_WRITE 6 { 7 err = !access_ok(VERIFY_READ, (void __user *)arg,_IOC_SIZE(cmd)); 8 } 9 10 if (err) 11 { 12 return -EFAULT; 13 }
命令操作
1 switch(cmd) 2 { 3 case MEM_IOCSQUANTUM: /* Set: arg points to the value */ 4 retval = __get_user(scull_quantum, (int *)arg); 5 break; 6 7 case MEM_IOCGQUANTUM: /* Get: arg is pointer to result */ 8 retval = __put_user(scull_quantum, (int *)arg); 9 break; 10 11 default: 12 return –EINVAL; 13 }
等待队列
在Linux驱动程序设计中，可以使用等待队列来实现进程的阻塞，等待队列可看作保存进程的容器，在阻塞进程时，将进程放入等待队列，当唤醒进程时，从等待等列中取出进程。
Linux 2.6内核提供了如下关于等待队列的操作：
1、定义等待队列
wait_queue_head_t my_queue
2、初始化等待队列
init_waitqueue_head(&my_queue)
3、定义并初始化等待队列
DECLARE_WAIT_QUEUE_HEAD(my_queue)
4、有条件睡眠
wait_event(queue,condition)
当condition(一个布尔表达式)为真时，立即返回；否则让进程进入TASK_UNINTERRUPTIBLE模式的睡眠，并挂在queue参数所指定的等待队列上。
wait_event_interruptible(queue,condition)
当condition(一个布尔表达式)为真时，立即返回；否则让进程进入TASK_INTERRUPTIBLE的睡眠，并挂在queue参数所指定的等待队列上。
int wait_event_killable(wait_queue_t queue, condition)
当condition(一个布尔表达式)为真时，立即返回；否则让进程进入TASK_KILLABLE的睡眠，并挂在queue参数所指定的等待队列上。
5、无条件睡眠（老版本，建议不再使用）
sleep_on(wait_queue_head_t *q)
让进程进入不可中断的睡眠,并把它放入等待队列q。
interruptible_sleep_on(wait_queue_head_t *q)
让进程进入可中断的睡眠,并把它放入等待队列q
6、从等待队列中唤醒进程
wake_up(wait_queue_t *q)
从等待队列q中唤醒状态为TASK_UNINTERRUPTIBLE，TASK_INTERRUPTIBLE，TASK_KILLABLE 的所有进程。
wake_up_interruptible(wait_queue_t *q)
从等待队列q中唤醒状态为TASK_INTERRUPTIBLE 的进程。
前一节我们在设计简单字符驱动程序时，跳过了一个重要的问题：当一个设备无法立刻满足用户的读写请求时应当如何处理？ 例如：调用read时没有数据可读, 但以后可能会有；或者一个进程试图向设备写入数据，但是设备暂时没有准备好接收数据。应用程序通常不关心这种问题，应用程序只是调用 read 或 write 并得到返回值。驱动程序应当(缺省地)阻塞进程，使它进入睡眠，直到请求可以得到满足。
在阻塞型驱动程序中，Read实现方式如下：
如果进程调用read，但设备没有数据或数据不足，进程阻塞。当新数据到达后，唤醒被阻塞进程。
在阻塞型驱动程序中，Write实现方式如下：
如果进程调用了write，但设备没有足够的空间供其写入数据，进程阻塞。当设备中的数据被读走后，缓冲区中空出部分空间，则唤醒进程。
阻塞方式是文件读写操作的默认方式，但应用程序员可通过使用O_NONBLOCK标志来人为的设置读写操作为非阻塞方式（该标志定义在<linux/fcntl.h>中，在打开文件时指定）。
如果设置了O_NONBLOCK标志，read和write的行为是不同的。如果进程在没有数据就绪时调用了read，或者在缓冲区没有空间时调用了write，系统只是简单地返回-EAGAIN，而不会阻塞进程。
Select系统调用用于多路监控，当没有一个文件满足要求时，select将阻塞调用进程。
int select(int maxfd, fd_set *readfds, fd_set *writefds, fe_set *exceptfds, const struct timeval *timeout)
Select调用返回时，返回值有如下情况：
系统提供了4个宏对描述符集进行操作：
宏FD_SET将文件描述符fd添加到文件描述符集fdset中；
宏FD_CLR从文件描述符集fdset中清除文件描述符fd；
宏FD_ZERO清空文件描述符集fdset；
在调用select后使用FD_ISSET来检测文件描述符集fdset中的文件fd发生了变化。
1 FD_ZERO(&fds); //清空集合 2 FD_SET(fd1,&fds); //设置描述符 3 FD_SET(fd2,&fds); //设置描述符 4 maxfdp=fd1+1； //描述符最大值加1,假设fd1>fd2 5 switch(select(maxfdp,&fds,NULL,NULL,&timeout)) 6 case -1: 7 exit(-1); 8 break; //select错误，退出程序 9 case 0: 10 break; 11 default: 12 if(FD_ISSET(fd1,&fds)) //测试fd1是否可读
应用程序常常使用select系统调用,它可能会阻塞进程。这个调用由驱动的 poll 方法实现，原型为:
unsigned int (*poll)(struct file *filp,poll_table *wait)
Poll设备方法负责完成:
1 static unsigned int mem_poll(struct file *filp,poll_table *wait) 2 { 3 struct scull_pipe *dev =filp->private_data; 4 unsigned int mask =0; 5 /* 把进程添加到等待队列 */ 6 poll_wait(filp,&dev->inq,wait); 7 /*返回掩码*/ 8 if (有数据可读) 9 mask = POLLIN |POLLRDNORM;/*设备可读*/ 10 return mask; 11 }
devfs_register (devfs_handle_t dir,const char *name,unsigned int flags,unsigned int major,unsigned int minor,umode_t mode,void *ops,void *info)
在指定的目录中创建设备文件。
从Linux 2.6.13开始，devfs不复存在，udev成为devfs的替代。相比devfs，udev（mdev）存在于应用层。利用udev(mdev)来实现设备文件的自动创建很简单，
在驱动初始化的代码里调用class_create为该设备创建一个class，再为每个设备调用device_create创建对应的设备。
当驱动被加载时，udev( mdev )就会自动在/dev下创建my_device设备文件
标签：简单 linux驱动 高级 调用 调试 异常 cse stat 写用
原文地址：https://www.cnblogs.com/WenLee/p/12114416.html
