面经——Linux内核及驱动

VFS

https://www.linuxprobe.com/linux-vfs.html

三种设备类型

字符设备：字符设备是能够以字节流形式被访问的设备，字符设备驱动程序通常至少实现open,close,read和write系统调用，参数和返回值都是字符或字节流。例如：串口、鼠标、键盘、摄像头等。
块设备：块设备是存储以“块”为单位存储数据的设备，例如：磁盘设备、光盘或者U盘。

驱动设备加载与卸载

insmod或modprobe命令可以加载内核模块，模块的加载函数会执行，完成本模块的相关初始化工作。
rmmod命令可以卸载某模块，模块的卸载函数会执行，完成与模块加载函数相反的功能。
另外depmod(depend module)可检测模块的相依性，供modprobe在安装模块时使用。初次加载需要。

外设地址

外设的控制都是通过读写设备上的寄存器来进行的，外设的寄存器通常被连续编址，并且根据CPU的体系架构不同CPU对IO端口的编址方式有两种。IO映射方式（IO-mapped）：比较典型的有X86处理器为外设专门实现了一个单独的地址空间，称为“IO端口空间”或者“IO地址空间”，此时CPU可以通过专门的指令（比如X86的IN和OUT）来访问这个“IO端口空间”。内存映射方式（memory-mapped）：RISC指令系统的CPU一般只实现一个物理地址空间，外设IO端口成为内存的一部分。此时CPU可以访问外设的IO端口，就像访问自己的内存一样方便，不必再设置专门的指令来访问。在驱动开发过程中一般使用内存映射方式。
外设寄存器的物理地址是已知的，但不能直接访问，必须将其映射到内存空间，在Linux内核的io.h头文件中声明了ioremap（）函数，用来将IO内存资源映射到核心虚拟地址空间（3Gb~4GB）中，当然不用了可以将其取消映射iounmap（）。

设备树

描述设备树的文件叫做 DTS(Device Tree Source)，这个 DTS 文件采用树形结构描述板级设备，也就是开发板上的设备信息。
Bootloader会将这棵树传递给内核，然后内核来识别这棵树，并根据它展开出Linux内核中的各种设备，而这些设备用到的内存、IRQ等资源，也被传递给内核，内核会将这些资源绑定给展开的相应设备。
Linux 内核在启动的时候会解析 DTB 文件，然后在/proc/device-tree 目录下生成相应的设备树节点文件。

驱动的套路

在Linux内核中：使用cdev结构体来描述字符设备；通过其成员dev_t来定义设备号（分为主、次设备号）以确定字符设备的唯一性；通过其成员file_operations来定义字符设备驱动提供给VFS的接口函数，如常见的open()、read()、write()等。
驱动框架中：模块加载函数通过 register_chrdev_region( ) 或 alloc_chrdev_region( )来静态或者动态获取设备号；通过 cdev_init( ) 建立cdev与 file_operations之间的连接，通过 cdev_add( ) 向系统添加一个cdev以完成注册；模块卸载函数通过dev_del( )来注销cdev，通过 unregister_chrdev_region( )来释放设备号。
“一切皆文件”，驱动加载成功以后，会在/dev/xxx下面出现一个文件，应用层通过open、close等函数，操作驱动设备。

中断上半部与下半部

上半部：上半部就是中断处理函数，那些处理过程比较快，不会占用很长时间的处理就可以放在上半部完成。
下半部：如果中断处理过程比较耗时，那么就将这些比较耗时的代码提出来，交给下半部去执行，这样中断处理函数就会快进快出。
软中断必须在编译的时候静态注册！
下半部的实现方式很多：小任务（tasklet），工作队列，软中断。
上半部立刻执行，下半部执行时间由内核负责。
下半部分被上半部分所调用。

tasklet、软中断、工作队列

tasklet 是利用软中断来实现的另外一种下半部机制。由于软中断必须使用可重入函数，这就导致设计上的复杂度变高，tasklet，它具有以下特性：一种特定类型的tasklet只能运行在一个CPU上，不能并行，只能串行执行；多个不同类型的tasklet可以并行在多个CPU上；软中断是静态分配的，在内核编译好之后，就不能改变。但tasklet就灵活许多，可以在运行时改变（比如添加模块时）。
工作队列（work queue）可以实现一些tasklet不能实现的工作，比如工作队列机制可以睡眠。这种差异的本质原因是，在工作队列机制中，将推后的工作交给一个称之为工作者线程（worker thread）的内核线程去完成（单核下一般会交给默认的线程events/0）。因此，在该机制中，当内核在执行中断的剩余工作时就处在进程上下文（process context）中。也就是说由工作队列所执行的中断代码会表现出进程的一些特性，最典型的就是可以重新调度甚至睡眠。
对于tasklet机制（中断处理程序也是如此），内核在执行时处于中断上下文（interrupt context）中。而中断上下文不能睡眠。

ioremap

https://blog.csdn.net/renzemingcsdn/article/details/119256808

Linux内核五大模块

https://blog.csdn.net/daaikuaichuan/article/details/82957655