Linux 驱动基础知识笔记
1、入门node
一、字符设备驱动linux
1)注册字符设备缓存
static inline int register_chrdev(unsigned int major, const char *name, const struct file_operations *fops);
2)cdev_add 其实1）调用了cdev_add安全
int cdev_add(struct cdev *p, dev_t dev, unsigned count); /* 调用关系 */ register_chrdev __register_chrdev cdev_add
二、用户空间和内核空间的数据拷贝bash
1)copy_to_user/copy_from_user://拷贝一个空间
static __always_inline unsigned long __must_check copy_to_user(void __user *to, const void *from, unsigned long n)；
static __always_inline unsigned long __must_checkcopy_from_user(void *to, const void __user *from, unsigned long n)
2)put_user(x,p)/get_user://从p指针传单个值
#define put_user(x, ptr) \
({ \
void __user *__p = (ptr); \
might_fault(); \
access_ok(VERIFY_WRITE, __p, sizeof(*ptr)) ? \
__put_user((x), ((__typeof__(*(ptr)) __user *)__p)) : \
-EFAULT; \
})
三、检测用户传来的空间是否是合法cookie
access_ok(int ,const void *addr,ulong) ex:if(!access_ok(verify_write,buffer,count))return error;
四、异步通知网络
fasync_helper(int fd,struct file,int on,struct fasync_struct **);//on 0表示去除异步通知，1表示添加异步通知 kill_fasync(stuct fasync_struct **fp,int sig,int band);//当时间到达，将用来通知相关的进程
五、/proc数据结构
经过它能够在运行时访问内核的内部数据结构，改变内核设置，经过它发送信息。ps、top命令就是经过读取/PROC下的文件来后去信息。app
通常状况proc自动加载，若是启动没有自动加载，能够用：mount -t proc proc /proc框架
内核还提供了一些/proc文件系统的接口函数：proc_mkdir;proc_create;proc_create_data;proc_remove;remove_proc_entry;
struct proc_dir_entry *proc_mkdir(const char *name,struct proc_dir_entry *parent);
六、内核makefile
kbuild Makefile
obj-y表示链接进内核，obj-m表示编译成能够加载的模块
1)目标定义
obj-(CONFIG_I2C_BOARDINFO)+=i2c-boardinfo.o
2）多文件模块定义
obj-(CONFIG_FB)+=fb.o fb-y:=fbmem.o fbmon.o..... fb-objs:=$(fb-y)
3)目录迭代
obj-$(CONFIG_FB_OMAP)+=OMAP/
若是CONFIG_FB_OMAP的值是y或者m，kbuid会将omap目录列入向相下迭代的目标中，可是其做用仅限于此，至于omap目录下文件是要做为模块编译仍是链接进入内核，还要由omap目录下的makefile文件的内容来决定。
2、驱动模型
一、内核对象
1）kobject(内核对象，是内核设备管理机制的最高的层抽象)：一个kobject对应sysfs文件系统一个目录，还负责设备热插拔等事件的处理工做。
对应有一些接口函数：kobject_init;kobject_add;将kobject加入到系统；kobject_init_and_add;。。。等
void kobject_init(struct kobject *kobj, struct kobj_type *ktype); int kobject_add(struct kobject *kobj, struct kobject *parent,const char *fmt, ...);
常见的kobject包括：
struct kobject *dev_kobh;//设备对象； kobject *sysfs_dev_char_kobj;//字符设备对象; struct kobject *sysfs_dev_block_kobj;//块设备对象； struct kobject *kernel_kobj;//sysfs下的kernel对象。
二、内核对象的类型：kobj_type{....sysfs_ops..};
sysfs_ops为内核对象在sysyfs文件系统中的接口：show（kobject。。）显示，store（kobject。。）存储
三、kset kobject 经过kset组织层次化结构
kset｛ struct list_head list;//同一kset的链表 spinlock_t list_lock;//锁 struct kobject kobj;//自身的kobject struct kset_uevent_ops *uenent_ops;//uevent 相关操做，如事件过滤 ｝
常见的kset包括：
struct kset *bus,*class,*system
四、设备模型层次：模型包括device、device_driver、bus、class（设备类型）
设备和设备总线均挂载在总线上，总线完成设备、设备驱动的匹配
使用class_create能够建立一个类，系统注册的类能够在/sysfs/class目录下找到
五、sysfs文件系统
系统中每一个kobject对应这sysyfs中的一个目录，而每个sysyfs中的目录表明一个kobject对象，每一个sysfs文件表明对应kobject属性。
sysfs文件系统最基本的函数包括：
sysfs_create_file建立文件，sysfs_create_dir_ns建立目录等
static inline int __must_check sysfs_create_file(struct kobject *kobj,const struct attribute *attr);
六、platform 平台概念的引入能更好的描述设备的资源信息，例如总线地址、中断、dma信息到呢个。也叫作虚拟总线。
七、attributes：设备、驱动、类均有本身的属性，这些属性在attribute结构的基础上，增长了显示与存储接口。
struct attribute{
const char *name;
umode_t mode;
#ifdef CONFIG_DEBUG_LOCK_ALLOC
bool ignore_lockdep:1;
struct lock_classs *key;
strct loce_class_key skey:
}
八、设备事件通知
1）kobject uevent 是内核中东发送给应用层设备事件。
kobject uevent包括
enum kobject_action {
KOBJ_ADD,
KOBJ_REMOVE,
KOBJ_CHANGE,
KOBJ_MOVE,
KOBJ_ONLINE,
KOBJ_OFFLINE,
KOBJ_BIND,
KOBJ_UNBIND,
KOBJ_MAX
};
经过netlink机制，内核经过kobject_uevent->kobject_uevent_env函数发送给netlink客户端；
2）uevent helper
若是内核支持uevent helper ，kobject_uevent_env就会调用应用层的uevent helper程序
Linux下的设备管理一般使用udev工具。mdev用来在嵌入式中替代udev。udev包含一个一直运行的后台进程。与udev不一样，mdev不是一直运行的后台程序，它使用内核唤醒，则mdev要被设置成uevent_helper程序。
3）udev
它是用来监控udev客户端的控制信息，内核的hotplug事件，配置文件变化事件。当有设备插拔时，udev是会收到通知，它根据事件中参数和sysfs中的信息，调用合适的事件处理函数，建立和删除/dev节点。
udev是经过netlink机制获取内核的uevent事件。mdev是经过直接访问/sys/class/目录来获取设备信息。
udev按照规则文件中的规则处理uevent事件，udev规则文件在目录/etc/udev/rules.d下面。udev经过文件系统的inotify功能，监控其规则文件目录/etc/udev/rules.d，一旦该目录下的规则文件变化，它就从新加载规则文件。udev规则文件中一个不以“#”开头的行就是一条规则。每条规则包含匹配键和执行键。配置键以“==”号与值链接；执行用“=”
九、设备树
设备树用来描述板卡板级硬件信息。设备树位于Linux内核目录代码arch/arm/boot/dts下，dts文件为板级定义，dtsi危机为soc级定义。Linux设备树编译 make dtbs。
内核启动时会创建设备树节点：
setup_arch
{
mdesc=setup_machine_fdt(__atags_pointer);//创建设备树
unflagten_device_tree();//扫描设备树，转换成device_node
。。
}
bootloader将设备树的地址传给内核，放在R2寄存器中，在arch/arm/kernel/head-common.s文件同__mmap_switched赋值给__atags_pointer.
3、内核同步机制
一、原子操做
typefef stuct (volatile int counter;)atomic_t;
volatile修饰符告诉编译器不要对该类型的数据进行优化
二、自旋锁（一直循环直到条件知足）致使cpu效率下降
spin_lock_init; spin_lock; spin_trylock;s pin_unlock
spin_lock获取成功当即返回，不然原地打转。try函数尝试获取，若是当即获取则返回真，不然返回假。
中断安全的自旋锁函数：
硬件中断
spin_lock_irq; spin_unlock_irq; spin_lock_irqsave; spin_unlock_irqresore;
软件中断
spin_lock_bh; spin_unlock_bh;
禁止本地cpu上的中断与内核抢占。save保存本地中断状态，restore恢复中
三、读写锁
读写锁（rwlock）是一种特殊的自旋锁。容许同时有多个读者来访问共享资源。一个读写锁同时只能有一个写着和多个读者。
若是读写锁当前没有读着也没有写着，写者能够当即获取读写锁，不然自旋，直到没有任何写和读着。若是读写锁没有写者，那么读者能够当即获取读写锁，不然自旋，直到写着释放该读写锁。
rwlock_t x; rwlock_init(x);//动态初始化读写锁 rwlock_t x=RW+LOCK_UNLOCKED//静态初始化
读写尝试
read_lock;wirte_lock;read_trylock read_unlock;wirte_unlock; write_trylock
四、rcu（读-复制-修改） 之使用于读多写少的状况。
原理是对于被rcu保护的共享数据机构，读者不须要获取任何锁就能够访问它，但写者在访问它时须要先复制一个副本，而后对副本进行修改，最后调用一个函数在合适的时机修改。就是全部引用数据的任务都退出。
读者
#define rcu_read_lock() preempt_disable() //进入读操做临界区标记 #define rcu_read_unlock() preempt_enable() //退出读操做临界区
写者通常对副本操做，而后将副本设定成正本，最后同步或者异步的释放旧的。
struct rcu_head{
struct tcu_head*next;//下一个rcu_head
void (*func)(stuct rcu_head*);//获取竞争条件后的处理函数
}；
添加回调函数 同步rcu
void call_rcu(struc rcu_head*,rcu_callback_T func);\ void synchronize_rcu(void);
call_rcu函数调用后，直接返回，rcu软中断会调用回调汗死释放旧的数据指针。sysnchronize_rcu函数则原地等待，它被唤醒时，便可释放旧的数据指针。
五、信号量：是一种睡眠锁。若是信号量被占用，信号量将将会将其调用者加入等待队列。
自旋锁和信号量的第一个区别：前者不引发调用者睡眠。自旋锁和信号量的选用主要看锁被持有的时间长短，若是短，就用自旋锁。第二个区别：信号量有多个持有者，而自旋锁只能有一个持有者。
sema_init(struct semaphore *sem,int val);down()down_trylock()down_interruptible(能被信号打断);获取，up（）释放，唤醒等待队列
六、读写信号量：与读写锁原理差很少。
七、互斥量：mutex，同一时间只容许一个访问者，互斥量加锁失败会进入睡眠等待唤醒。
mutex_init(mutex);void mutex_lock(mutex*);;int mutex_trylock();void mutex_unlock();
八、等待队列
等待队列用于异步通知和阻塞式访问。若是进程须要等待某些条件放生才能继续，则可使用等待队列机制。在Linux内核中一般使用等待队列来实现阻塞式访问。
初始化一个等待队列
void init_waitqueue_head(wait_queue_head_t*q);
等待事件发生函数：
wait_event(wq,condition)//不可中断的等待 wait_event_interruptible(wq,condition)//可中断的等待 wait_event_timeout(wq,condition,timeout) wait_event_interruptible_timeout
唤醒等待队列
wake_up(wait_queue_head_t,*Q);//唤醒全部等待q的进程 wake_up_interruptible(*Q)；//只唤醒能够中断休眠的进程
加入或退出等待队列
add_wait_queue(wait_queue_head_t *,wait_queue_t*) add_wait_queue_exclusive remove_wait_queue
加入等待队列的线程将等待唤醒。阻塞式字符驱动通常读函数中等待，并在中断或内核线程中使用wake_up函数唤醒等待队列。
4、内存管理和链表
一、物理地址和虚拟地址
若是cpu没有mmu则发出的地址就是直接传到芯片引脚，这个地址脚物理地址；若是有mmu，则发出的地址就是虚拟地址，mmu会将虚拟地址映射成物理地址。
mmu将虚拟地址映射到物理地址是以页为单位，对于32位cpu，一般一个页4KB。物理内存中的页称为物理页面或者页帧。mmu使用页表来记录虚拟地址页面与物理内存页面之间的映射关系。
二、内存分配
最长用的内存申请和释放函数：
void *kmalloc(size_t size,gfp_t flags); void *kzalloc(size_t size,gfp_t flags);//调用kmalloc分配内存并将内存清零 void kfree(const void*x);
Kmalloc函数分配的地址空间是线性映射的，它通常分配小于128kb的内存。
flags GFP_KERNEL内核空间进程使用。GFP_USER为用户空间分配空间，GFP_HIGHUSER从高端地址分配 。。。等
若是要分配大块内存，应使用面向页的技术
unsigned long get_zeored_page(gfp_t gfp_mask);//返回一个单个的，零填充的页 unsigned long __get_free_pages(gfp_t mask,unsigned int order);//直接获取整页的内存（页数是2 的幂） free_page(addr,order);
若是须要申请一块连续的虚拟地址内存，物理地址不是连续的，页表查询比较频繁，效率底：
void *vmalloc(size); void *vmalloc_user(size);为用户空间分配内存 void vfree(void *addr);
三、cache
高速缓存。Linux使用slab机制管理cache。kmem_cache_create建立slab缓存。
kmem_cache_alloc//从cache中分配内存 kmem_cache_free kmem_cache_destroy//销毁slab缓存
四、IO端口到虚拟地址映射
arm中，外设I/0端口具备和内存同样的物理地址，外设的i/O内存资源地址是已知的，有硬件的设计决定。Linux的驱动程序并不能直接经过物理地址访问I/0内存资源，而必须将物理地址转换成虚拟地址。
1）静态映射
在arm存储系统中，使用mmu实现虚拟地址到物理地址的映射。mmu的实现过程，实际上就是一个查表映射的过程。创建页表是实现mmu功能不可或缺的一步。页表位于系统的内存中，页表的每一项对应于一个虚拟地址到物理地址的映射。
Linux内存的create_mapping函数建立线性映射表。
stuct map_desc{
unsigned ling virtual;//虚拟地址
unsigned long pfn;//__phys_to_pfn(phy_addr)
unsiged long length;//长度
unsiged int type;
}
void __init create_mapping(struct map_desc*md);
/* 例：
arm平台使用iotable_init来建立平台专用映射：*/
void __init iotable_init(struct map_desc *io_desc,int nr);
static struct mcp_Desc smdk6410_iodesc[] = {};// 须要创建的映射在此添加
s3c64xx_init_io(smdk6410_iodesc,ARRAY_SIZE(smdk6410_iodesc));
{
iotable_init(smdk6410_iodesc,ARRAY_SIZE(smdk6410_iodesc));;
..
..
..
}
2)ioremap
若是须要在模块中动态映射IO，能够采用ioremap函数。此函数将i/o内存资源的物理地址映射到核心虚拟地址空间。
typedef phys_addr_t resource_size_t; void __iomem *ioremap(resource_size_t res_cookie/*物理地址*/,size_t size); void iounmap(volatile void __iomem *iomem_cookie);//取消映射
例：
reserve_virt_addr=ioremap(100*1024*1024,10*1024*1024);//将101MB开始的10MB地址映射到虚拟地址。
五、内核空间到用户空间的映射
mmap接口。将内核地址映射到用户地址，应用程序能够直接访问内存地址。
系统调用
unsigned long mmap(unsigned long addr,unsigned long len,int prot,int flags,int fd,long off);//取消映射munmap函数
驱动须要实现
memapmem_fops｛ .. .mmap = memapmem_mmap; ｝
例：
fd=open("/dev/mmap",O_RDWR);
addr=mmap(NULL,4096,PROT_READ|PROT_WRITE,MAP_SHARED,fd,0);
六、DMA映射
1）创建一致性DMA映射：dma_alloc_coherent(禁止页表的Cacheable项和Bufferable)
2）创建非一致性DMA映射：dma_alloc_noncoherent
七、链表是双向链表：能够双向遍历
5、任务和调度
一、schedule
linux进程在等待资源就绪的过程当中，能够主动让出cpu，自身进入休眠状态，等待唤醒后继续检查资源是否就绪。进程能够调用schedule函数让出cpu，进程被唤醒后将从schedule函数的下一条代码开始执行。
void _sched schedule(void)
signed long _sched schedule_timeout(timeout)//带超时的调度
例：
process a：
set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
spin_lock(&list_lock);
if(list_empty(&list_head)){
spin_unlock(&list_lock);
schedule();
spin_lock(&list_lock);
}
set_current_state(SASK_RUNNING);
spin_unlock(&list_lock);
process b:
spin_lock(&list_lock);
list_add_tail(&list_head,new_node);
spin_lock(&list_lock);
wake_up_process(process a);
二、内核线程kthread_create
kthread_cretate建立的线程不能立马运行，须要wake_up_process函数唤醒。kthread_run（先调用kthread_create,再调用wake_up_process）宏完成了kthread_create与wake_up_process两步。 kthread_stop结束内核线程，应保证线程函数还没有结束，不然会一直等待。
三、内核调用应用程序
int call_usermodehelper(char *path,char **argv,char **envp,int wait);
path程序路径，argv参数，envp环境变量，wait等待结束标志
四、软中断机制
1）原理
硬件中断是硬件产生的中断信号，软中断是软件模拟的中断。硬件产生中断后，会将中断通知给cpu，cpu查询向量表将中断映射成具体的程序。软中断完成在操做系统内部，内核运行一个守护进程来实现中断查询与执行，这个线程的功能相似处理器的中断控制器。构成软件中断机制的核心元素包含：软件中断状态（soft interrupt state）、软中断向量表（softirq_vec）、软中断线程（softirq thread）
系统在ksoftirqd内核进程中调用__do_softirq循环检测软中断是否处于pending状态，若是是，则执行相应处理函数。
在linux 4.5内核最多能够有10中软中断，包括定时器、网络软中断、tasklet。优先级从0-9，对应10 个已经定义好的函数。
内核将整个的中断处理流程分为了上半部和下半部。上半部就是以前所说的中断处理函数，它能最快的响应中断，而且作一些必须在中断响应以后立刻要作的事情。而一些须要在中断处理函数后继续执行的操做，内核建议把它放在下半部执行。
2）tasklet
软中断是利用软件模拟的中断机制，经常使用来执行异步任务。tasklet是利用软中断实现的一种下半部机制。
软中断和tasklet优先级较高，性能较好，调度快，但不能睡眠。而工做队列是内核的进程调度，相对来讲较慢，但能睡眠。因此，若是你的下半部须要睡眠，那只能选择工做队列。不然最好用tasklet。
三个步骤：
（1）编写tasklet处理程序
static void tasklet_callback(ulong data);
（2）声明tasklet
DECLEARE_TASKLET(tasklet，tasklet_callback,0);
（3）调度tasklet
static irqreturn_t irq_handler(int irq,void *arg)
{
tasklet_schedule(&tasklet);
return IRQ_HANDLED;
}
五、工做队列
1）原理
工做队列相似tasklet，容许调用者请求在未来某一个时间调用一个函数。tasklet在软中断上下文中容许，因此tasklet执行很快。工做队列在一个特殊内核进程上下文运行，有不少灵活性，而且可以休眠。工做队列包括一系列将要执行的任务和执行这些任务的内核线程。每一个工做队列有一个专门的线程，全部的而任务必须在进程的上下文中运行，这样能够安全的休眠。Linux提供一系列全局work queue，包含system_wq、system_highpri_wq等。驱动程序能够建立并使用他们本身的工做队列。
2）延迟工做队列：延迟工做队列基于工做队列，能够实现延迟一段时间再将工做加入到工做队列
六、内核时间
1）时间概念
（1）时钟周期（clock cycle）：晶振振荡器在1s内产生的时钟脉冲个数。Linux用宏CLOCK_TICK_RATE来表示计数器的输入时钟脉冲的频率。
（2）时钟滴答（clock tick）：一次时钟中断产生一次时钟滴答。系统每一个时钟周期产生一次时钟中断。
（3）时钟滴答频率：1s内的时钟滴答次数。Linux内核用HZ来表示时钟滴答的频率，而HZ一般就是1s。
（4）全局变量（jiffies）：一个32为无符号整数，用来表示自内核上一次启动以来的时钟滴答次数。每滴答一次，内核的时钟中断处理函数timer_interrupt会将该变量加1.
（5）xtime：timeval结构全局变量，记载系统自开机以来的当前时间，基准为1970.1.1
（6）系统时钟：也是软件时钟，由软件根据时间中断计时。
内核能够应下面函数获取和设置系统时间：
void do_gettimeofday(struct timeval *tv);int do_settimeofday(struct timespec *tv) timeval和timespec与jiffies转换 timespec_to_jiffies;timeval_to_jiffies
2)Linux下的延迟
内核定义了一堆宏来实现延迟：
#define time_after(a,b) #define time_before #define time_after_eq(a,b) #define ndelay(n)//纳秒 #define udelay(n)//微秒 #define mdealy(n)//毫秒
以上都是忙等待，会致使其余任务此时间没法使用cpu，下面是没必要忙等待的短延迟方法：
void msleep(u int);ulong msleep_interruptible(u int);单位是milliseconds。
3）内核定时器
timer_list{
struct list_head list;
ulong ecpires;//定时器到期时间
ulong data;//传递给处理函数的
void (*fun)(ulong);//回调函数
}
操做：
增长：add_timer(timer_list *)
删除：del_timer
修改ecpire值：mod_timer
6、简单硬件设备驱动程序
一、处理器访问硬件设备主要经过下面几种方式：
（1）内存方式。外设的内存空间被映射处处理器的地址空间，处理器经过访问映射地址来访问硬件
（2）I/O接口。处理器与I/O设备之间经过必定的接口链接，这个接口就是I/O接口。I/O接口中包括一组寄存器以及控制电路。
（3）管脚（pin）。管脚能够用来对芯片进行复位，并接收来自设备的中断信号。另外有些芯片还能够经过管脚进行简单的模式配置。
在x86体系中，I/O地址空间与内存地址空间是分开的，寄存器位于I/O空间是，称为I/O端口。在arm等体系中，I/O一般是和内存统一编制的，也称为I/O内存，是系统中访问速度最快的内存。
二、嵌入式Linux系统构成
bootlader （传参，设备树(R2寄存器)等）-》kernel-》根文件系统-》其余文件系统挂载在根文件系统下面
三、硬件初始化
硬件初始化放在kernel下的arch目录下，如arch/arm/mach-xxx/mach-xxxx.c
DT_MACHINE_START(LS1021A, "Freescale LS1021A") .smp = smp_ops(ls1021a_smp_ops), .dt_compat = ls1021a_dt_compat, MACHINE_END
四、clk体系
时钟就像人的心跳，没有时钟，外设就没法运行。时钟相关代码在/driver/clk
五、dev/mem与dev/kmem
/dev/mem是物理内存的映射，能够用来访问物理I/O设备，例如接口控制器的寄存器。/dev/kmem是虚拟内存的映射，能够用来看下kernel的变量等信息。
例：
target = strtoul(argv[1],0,0);
打开内存设备：
fd=open("/dev/mem",O_RDWR|O_SYNC);
映射一个页面
map_base=mmcp(0,MAP_SIZE,PORT_READ|PORT_WRITE,MAP_SHARED,fd,target&~MAP_MASK);
根据数据类型获取内存的值
vir_addr = map_base+(target&map_mask);
而后就能够经过操做vir_addr来操做相应的寄存器。
六、寄存器访问
1）如S3C6410X处理器，支持32为物理地址空间，这些空间分为两个部分，一部分用于存储，一部分用于外设。
经过spine总线访问主存，主存范围i是0x00000000~0x6fffffff
引导镜像区：-0x07ffffff
内部存储区：-0x0fffffff
静态存储区：-0x3fffffff 用于访问SROM,SRAM NOR FLASH
动态存储区：-0x6fffffff
外设区域经过peri总线访问，范围0X70000000-0X7FFFFFFF.
Linux必须将外设的物理地址映射成虚拟地址才能使用。
地址映射能够采用固定地址映射
#define S3C_VA_IRQ S3C_ADDR(0X00000000) /*irq控制器*/
另外一种方式采用ioremap函数。
当I/O寄存器与内存统一编址时，I/O寄存器也称I/O内存。当I/O寄存器与内存分开编址时，I/O寄存器也称I/O端口。在I/O内存资源地址映射成虚拟地址后，为了保证驱动程序的跨平台性，应该使用Linux中特定的函数访问I/O内存资源，而不该该经过指向虚拟地址的指针来访问。
void writew(u16,volatile void __iomem*addr); void iowrite16(u16,void __iomem*addr); void iorwrite16_rep(const volatile void __iomem*addr,void *buffer,uint cont);//连续的
2）看门狗
为保证系统出现异常时能自动启动，处理器均提供了看门狗功能。看门狗单元便可以产生复位信号，也能够被用做一个普通的16位间隔定时器来产生中断服务。
看门狗寄存器
WTCON 0x7e004000 r/w 看门狗定时器控制寄存器
WTDAT 0X7E004004 R/W 看门狗定时器数据寄存器
WTCNT 0X7E004008 R/W 看门狗计数器计数控制器
WTCLRINT 0X7E00400C W 中断清除寄存器
WTDAT 保存看门狗定时器重载计数值。WTCNT保存看门狗定时器当前的值。WTCLRINT 用来清除看门狗定时间中断，写入任意值将清除中断。
七、电平控制
通常电平包括高、底电平两种。经常使用的电平包括TTL电平、CMOS电平和RS232电平，各类电平的电压范围不一样，TTL电平信号+5V等价于逻辑1，0V等价于0.通常输入，<1.2V为低电平，>2.0V为高，输出，<0.8低，>2.4高。电平控制离不开GPIO控制。
八、硬件中断处理
由硬件产生的一种电信号，并直接送入中断控制器输入引脚，再由中断控制器向处理器发送相应的信号。
若是中断处理过程很是复杂，能够分红两个部分：上半部和下半部。上半部完成一些紧急事物，下半部完成剩余的事物。上半部不能够中断，下半部能够。Linux中的下半部包括软中断、tasklet机制和工做队列、定时器等。
发生中断时：
cpu跳到"vector_irq", 保存现场, 调用C函数handle_arch_irq
handle_arch_irq:
a. 读 int controller, 获得hwirq
b. 根据hwirq获得virq
c. 调用 irq_desc[virq].handle_irq
驱动注册中断处理函数：驱动程序 request_irq(virq, my_handler)
九、看门狗驱动框架
在Linux/drivers/watchdog目录。
看门狗设备结构
struct watchdog_device
注册与注销看门狗：int watchdog_register_device(watchdog_device *);void watchdog_unregister_device();
看门狗有一个重要的参数，就是看门狗操做：
struct watchdog_ops{
int (*start)(struct watchdog_device*);
...
}
watchdog_register_device会调用一个杂项设备驱动，注册一个字符设备驱动。
例：
static const struct watchdog_info s3c2410_wdt_ident = {
.options = OPTIONS,
.firmware_version = 0,
.identity = "S3C2410 Watchdog",
};
static const struct watchdog_ops s3c2410wdt_ops = {
.owner = THIS_MODULE,
.start = s3c2410wdt_start,
.stop = s3c2410wdt_stop,
.ping = s3c2410wdt_keepalive,
.set_timeout = s3c2410wdt_set_heartbeat,
.restart = s3c2410wdt_restart,
};
static const struct watchdog_device s3c2410_wdd = {
.info = &s3c2410_wdt_ident, .ops = &s3c2410wdt_ops, .timeout = S3C2410_WATCHDOG_DEFAULT_TIME, };
watchdog_register_device(&wdt->wdt_device);注册
十、RTC驱动
嵌入式系统通常有两个时间，一个是RTC时间，一个是Linux系统时间。RTC时间存储在RTC控制器中，系统断电后经过电池供电，保证系统下次从新上电都能读到正确的时间。一般在系统启动脚本中读取RTC时间，并将RTC时间设置为系统时间。Linux中的date命令是用来读取和设置系统时间；而hwclock命令是用来读取和设置RTC时间的。
注册与注销RTC驱动
devm_rtc_device_register(&pdev->dev, "s3c", &s3c_rtcops,THIS_MODULE);
RTC设备类的操做函数接口
struct rtc_class_ops {
int (*ioctl)(struct device *, unsigned int, unsigned long);
int (*read_time)(struct device *, struct rtc_time *);
int (*set_time)(struct device *, struct rtc_time *);
int (*read_alarm)(struct device *, struct rtc_wkalrm *);
int (*set_alarm)(struct device *, struct rtc_wkalrm *);
int (*proc)(struct device *, struct seq_file *);
int (*set_mmss64)(struct device *, time64_t secs);
int (*set_mmss)(struct device *, unsigned long secs);
int (*read_callback)(struct device *, int data);
int (*alarm_irq_enable)(struct device *, unsigned int enabled);
int (*read_offset)(struct device *, long *offset);
int (*set_offset)(struct device *, long offset);
};
RTC驱动也包含一个通用的设备层，负责建立/dev/trc设备，并向应用层提供统一接口（调用devm_rtc_device_register注册RTC，该函数会调用建立设备节点函数）
十一、LED类设备
Linux 内核定义了LED类设备专门的处理各类外设的LED灯。
struct led_classdev｛ .. ｝ #define led_classdev_register(parent, led_cdev) \ of_led_classdev_register(parent, NULL, led_cdev) void led_classdev_unregister(struct led_classdev *led_cdev)
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