linux原理图_Linux文件系统的系统原理

Ⅰ linux下candence画原理图时元件上的黄色字体怎么删除

在OPtions中做基本图纸文件的修改，包括版本号，页面大小，保存名字，纸张颜色等。
创建元件库，使用File -> new -> Library，最好单独放在一个文件加下。画完元件图之后，使用option也可以做一些显示方面的修改。
如果单纯从原理图部分来说，还不是cadence的精髓，毕竟其只是告诉设计者器件之间的连接关系，不过需要提及的是库文件的加载。我是一个很懒的人，很多时候懒得去看使用说明，都是凭借着自己的感觉来使用一些功能，但是第一次打开cadence的时候发现我都打不开器件库，这下才知道了一个好的软件不是随随便便就能使用的。
打开器件库有两个途径，一个是从主菜单的Place -> part，第二种就是直接按快捷键P，这两种都有一个要求，就是绘制原理图的页面处于激活状态。工程面板激活的时候和绘图页面激活的时候菜单栏显示的东西是不同的。
打开了之后就可以开始绘制自己想要的原理图了，包括原理图库文件的建立，细细说来东西很多，可能更多的时候是找不到进入的地方吧，推荐于博士的视频，讲解的还是比较清楚的。
有一些快捷键我觉得可以使用，提高效率。
打开元件库 P

Ⅱ Linux文件系统的系统原理

Linux 最早的文件系统是Minix，但是专门为Linux 设计的文件系统——扩展文件系统第二版或EXT2被设计出来并添加到Linux中，这对Linux产生了重大影响。EXT2文件系统功能强大、易扩充、性能上进行了全面优化，也是所有Linux发布和安装的标准文件系统类型。
每个实际文件系统从操作系统和系统服务中分离出来，它们之间通过一个接口层：虚拟文件系统或VFS来通讯。VFS使得Linux可以支持多个不同的文件系统，每个表示一个VFS 的通用接口。由于软件将Linux 文件系统的所有细节进行了转换,所以Linux核心的其它部分及系统中运行的程序将看到统一的文件系统。Linux 的虚拟文件系统允许用户同时能透明地安装许多不同的文件系统。
在Linux文件系统中，作为一种特殊类型/proc文件系统只存在内存当中，而不占用外存空间。它以文件系统的方式为访问系统内核数据的操作提供接口。/proc文件系统是一个伪文件系统，用户和应用程序可以通过/proc得到系统的信息，并可以改变内核的某些参数。
在Linux文件系统中，EXT2文件系统、虚拟文件系统、/proc文件系统是三个具有代表性的文件系统，本论文试图通过对他们的分析来研究Linux文件系统机制。并且在分析这三种文件系统的基础上对Linux文件系统操作进行了解、研究（本论文选取了open和close两种操作进行研究）。在第二部分中将介绍EXT2文件系统；第三部分论述虚拟文件系统的特点；第四部分简要介绍/proc文件系统；最后，介绍两种具体文件系统操作的实现。

Ⅲ Linux驱动程序的工作原理

由于你的问题太长我只好转载别人的手打的太累不好意思~~~
Linux是Unix***作系统的一种变种,在Linux下编写驱动程序的原理和

思想完全类似于其他的Unix系统,但它dos或window环境下的驱动程序有很大的

区别.在Linux环境下设计驱动程序,思想简洁,***作方便,功芤端口芮看?但是

支持函数少,只能依赖kernel中的函数,有些常用的***作要自己来编写,而且调

试也不方便.本人这几周来为实验室自行研制的一块多媒体卡编制了驱动程序,

获得了一些经验,愿与Linux fans共享,有不当之处,请予指正.

以下的一些文字主要来源于khg,johnsonm的Write linux device driver,

Brennan's Guide to Inline Assembly,The Linux A-Z,还有清华BBS上的有关

device driver的一些资料. 这些资料有的已经过时,有的还有一些错误,我依

据自己的试验结果进行了修正.

一. Linux device driver 的概念

系统调用是***作系统内核和应用程序之间的接口,设备驱动程序是***作系统

内核和机器硬件之间的接口.设备驱动程序为应用程序屏蔽了硬件的细节,这样

在应用程序看来,硬件设备只是一个设备文件, 应用程序可以象***作普通文件

一样对硬件设备进行***作.设备驱动程序是内核的一部分,它完成以下的功能:

1.对设备初始化和释放.

2.把数据从内核传送到硬件和从硬件读取数据.

3.读取应用程序传送给设备文件的数据和回送应用程序请求的数据.

4.检测和处理设备出现的错误.

在Linux***作系统下有两类主要的设备文件类型,一种是字符设备,另一种是

块设备.字符设备和块设备的主要区别是:在对字符设备发出读/写请求时,实际

的硬件I/O一般就紧接着发生了,块设备则不然,它利用一块系统内存作缓冲区,

当用户进程对设备请求能满足用户的要求,就返回请求的数据,如果不能,就调用请求函数来进行实际

的I/O***作.块设备是主要针对磁盘等慢速设备设计的,以免耗费过多的CPU时间

来等待.

已经提到,用户进程是通过设备文件来与实际的硬件打交道.每个设备文件都

都有其文件属性(c/b),表示是字符设备还蔤强樯璞?另外每个文件都有两个设

备号,第一个是主设备号,标识驱动程序,第二个是从设备号,标识使用同一个

设备驱动程序的不同的硬件设备,比如有两个软盘,就可以用从设备号来区分

他们.设备文件的的主设备号必须与设备驱动程序在登记时申请的主设备号

一致,否则用户进程将无法访问到驱动程序.

最后必须提到的是,在用户进程调用驱动程序时,系统进入核心态,这时不再是

抢先式调度.也就是说,系统必须在你的驱动程序的子函数返回后才能进行其他

的工作.如果你的驱动程序陷入死循环,不幸的是你只有重新启动机器了,然后就

是漫长的fsck.//hehe

(请看下节,实例剖析)

读/写时,它首先察看缓冲区的内容,如果缓冲区的数据

如何编写Linux***作系统下的设备驱动程序

Roy G

二.实例剖析

我们来写一个最简单的字符设备驱动程序.虽然它什么也不做,但是通过它

可以了解Linux的设备驱动程序的工作原理.把下面的C代码输入机器,你就会

获得一个真正的设备驱动程序.不过我的kernel是2.0.34,在低版本的kernel

上可能会出现问题,我还没测试过.//xixi

#define __NO_VERSION__

#include

#include

char kernel_version [] = UTS_RELEASE;

这一段定义了一些版本信息,虽然用处不是很大,但也必不可少.Johnsonm说所

有的驱动程序的开头都要包含,但我看倒是未必.

由于用户进程是通过设备文件同硬件打交道,对设备文件的***作方式不外乎就

是一些系统调用,如 open,read,write,close...., 注意,不是fopen, fread.,

但是如何把系统调用和驱动程序关联起来呢?这需要了解一个非常关键的数据

结构:

struct file_operations {

int (*seek) (struct inode * ,struct file *, off_t ,int);

int (*read) (struct inode * ,struct file *, char ,int);

int (*write) (struct inode * ,struct file *, off_t ,int);

int (*readdir) (struct inode * ,struct file *, struct dirent * ,int);

int (*select) (struct inode * ,struct file *, int ,select_table *);

int (*ioctl) (struct inode * ,struct file *, unsined int ,unsigned long

int (*mmap) (struct inode * ,struct file *, struct vm_area_struct *);

int (*open) (struct inode * ,struct file *);

int (*release) (struct inode * ,struct file *);

int (*fsync) (struct inode * ,struct file *);

int (*fasync) (struct inode * ,struct file *,int);

int (*check_media_change) (struct inode * ,struct file *);

int (*revalidate) (dev_t dev);

}

这个结构的每一个成员的名字都对应着一个系统调用.用户进程利用系统调用

在对设备文件进行诸如read/write***作时,系统调用通过设备文件的主设备号

找到相应的设备驱动程序,然后读取这个数据结构相应的函数指针,接着把控制

权交给该函数.这是linux的设备驱动程序工作的基本原理.既然是这样,则编写

设备驱动程序的主要工作就是编写子函数,并填充file_operations的各个域.

相当简单,不是吗?

下面就开始写子程序.

#include

#include

#include

#include

#include

unsigned int test_major = 0;

static int read_test(struct inode *node,struct file *file,

char *buf,int count)

{

int left;

if (verify_area(VERIFY_WRITE,buf,count) == -EFAULT )

return -EFAULT;

for(left = count left > 0 left--)

{

__put_user(1,buf,1);

buf++;

}

return count;

}

这个函数是为read调用准备的.当调用read时,read_test()被调用,它把用户的

缓冲区全部写1.

buf 是read调用的一个参数.它是用户进程空间的一个地址.但是在read_test

被调用时,系统进入核心态.所以不能使用buf这个地址,必须用__put_user(),

这是kernel提供的一个函数,用于向用户传送数据.另外还有很多类似功能的

函数.请参考.在向用户空间拷贝数据之前,必须验证buf是否可用.

这就用到函数verify_area.

static int write_tibet(struct inode *inode,struct file *file,

const char *buf,int count)

{

return count;

}

static int open_tibet(struct inode *inode,struct file *file )

{

MOD_INC_USE_COUNT;

return 0;

} static void release_tibet(struct inode *inode,struct file *file )

{

MOD_DEC_USE_COUNT;

}

这几个函数都是空***作.实际调用发生时什么也不做，他们仅仅为下面的结构

提供函数指针。

struct file_operations test_fops = {

NULL,

read_test,

write_test,

NULL, /* test_readdir */

NULL,

NULL, /* test_ioctl */

NULL, /* test_mmap */

open_test,

release_test, NULL, /* test_fsync */

NULL, /* test_fasync */

/* nothing more, fill with NULLs */

};

设备驱动程序的主体可以说是写好了。现在要把驱动程序嵌入内核。驱动程序

可以按照两种方式编译。一种是编译进kernel，另一种是编译成模块(moles),

如果编译进内核的话，会增加内核的大小，还要改动内核的源文件，而且不能

动态的卸载，不利于调试，所以推荐使用模块方式。

int init_mole(void)

{

int result;

result = register_chrdev(0, "test", &test_fops);

if (result < 0) {

printk(KERN_INFO "test: can't get major number ");

return result;

}

if (test_major == 0) test_major = result; /* dynamic */

return 0;

}

在用insmod命令将编译好的模块调入内存时，init_mole 函数被调用。在

这里，init_mole只做了一件事，就是向系统的字符设备表登记了一个字符

设备。register_chrdev需要三个参数，参数一是希望获得的设备号，如果是

零的话，系统将选择一个没有被占用的设备号返回。参数二是设备文件名，

参数三用来登记驱动程序实际执行***作的函数的指针。

如果登记成功，返回设备的主设备号，不成功，返回一个负值。

void cleanup_mole(void)

{

unregister_chrdev(test_major, "test");

}

在用rmmod卸载模块时，cleanup_mole函数被调用，它释放字符设备test

在系统字符设备表中占有的表项。

一个极其简单的字符设备可以说写好了，文件名就叫test.c吧。

下面编译

$ gcc -O2 -DMODULE -D__KERNEL__ -c test.c

得到文件test.o就是一个设备驱动程序。

如果设备驱动程序有多个文件，把每个文件按上面的命令行编译，然后

ld -r file1.o file2.o -o molename.

驱动程序已经编译好了，现在把它安装到系统中去。

$ insmod -f test.o

如果安装成功，在/proc/devices文件中就可以看到设备test,

并可以看到它的主设备号,。

要卸载的话，运行

$ rmmod test

下一步要创建设备文件。

mknod /dev/test c major minor

c 是指字符设备，major是主设备号，就是在/proc/devices里看到的。

用shell命令

$ cat /proc/devices | awk "\$2=="test" {print \$1}"

就可以获得主设备号，可以把上面的命令行加入你的shell script中去。

minor是从设备号，设置成0就可以了。

我们现在可以通过设备文件来访问我们的驱动程序。写一个小小的测试程序。

#include

#include

#include

#include

main()

{

int testdev;

int i;

char buf[10];

testdev = open("/dev/test",O_RDWR);

if ( testdev == -1 )

{

printf("Cann't open file ");

exit(0);

}

read(testdev,buf,10);

for (i = 0; i < 10;i++)

printf("%d ",buf);

close(testdev);

}

编译运行，看看是不是打印出全1 ？

以上只是一个简单的演示。真正实用的驱动程序要复杂的多，要处理如中断，

DMA，I/O port等问题。这些才是真正的难点。请看下节，实际情况的处理。

如何编写Linux***作系统下的设备驱动程序

Roy G

三设备驱动程序中的一些具体问题。

1. I/O Port.

和硬件打交道离不开I/O Port，老的ISA设备经常是占用实际的I/O端口，

在linux下，***作系统没有对I/O口屏蔽，也就是说，任何驱动程序都可以

对任意的I/O口***作，这样就很容易引起混乱。每个驱动程序应该自己避免

误用端口。

有两个重要的kernel函数可以保证驱动程序做到这一点。

1）check_region(int io_port, int off_set)

这个函数察看系统的I/O表，看是否有别的驱动程序占用某一段I/O口。

参数1：io端口的基地址，

参数2：io端口占用的范围。

返回值：0 没有占用，非0，已经被占用。

2）request_region(int io_port, int off_set,char *devname)

如果这段I/O端口没有被占用，在我们的驱动程序中就可以使用它。在使用

之前，必须向系统登记，以防止被其他程序占用。登记后，在/proc/ioports

文件中可以看到你登记的io口。

参数1：io端口的基地址。

参数2：io端口占用的范围。

参数3：使用这段io地址的设备名。

在对I/O口登记后，就可以放心地用inb(), outb()之类的函来访问了。

在一些pci设备中，I/O端口被映射到一段内存中去，要访问这些端口就相当

于访问一段内存。经常性的，我们要获得一块内存的物理地址。在dos环境下，

（之所以不说是dos***作系统是因为我认为DOS根本就不是一个***作系统，它实

在是太简单，太不安全了）只要用段：偏移就可以了。在window95中，95ddk

提供了一个vmm 调用 _MapLinearToPhys,用以把线性地址转化为物理地址。但

在Linux中是怎样做的呢？

2 内存***作

在设备驱动程序中动态开辟内存，不是用malloc，而是kmalloc，或者用

get_free_pages直接申请页。释放内存用的是kfree，或free_pages. 请注意，

kmalloc等函数返回的是物理地址！而malloc等返回的是线性地址！关于

kmalloc返回的是物理地址这一点本人有点不太明白：既然从线性地址到物理

地址的转换是由386cpu硬件完成的，那样汇编指令的***作数应该是线性地址，

驱动程序同样也不能直接使用物理地址而是线性地址。但是事实上kmalloc

返回的确实是物理地址，而且也可以直接通过它访问实际的RAM，我想这样可

以由两种解释，一种是在核心态禁止分页，但是这好像不太现实；另一种是

linux的页目录和页表项设计得正好使得物理地址等同于线性地址。我的想法

不知对不对，还请高手指教。

言归正传，要注意kmalloc最大只能开辟128k-16，16个字节是被页描述符

结构占用了。kmalloc用法参见khg.

内存映射的I/O口，寄存器或者是硬件设备的RAM(如显存)一般占用F0000000

以上的地址空间。在驱动程序中不能直接访问，要通过kernel函数vremap获得

重新映射以后的地址。

另外，很多硬件需要一块比较大的连续内存用作DMA传送。这块内存需要一直

驻留在内存，不能被交换到文件中去。但是kmalloc最多只能开辟128k的内存。

这可以通过牺牲一些系统内存的方法来解决。

具体做法是：比如说你的机器由32M的内存，在lilo.conf的启动参数中加上

mem=30M，这样linux就认为你的机器只有30M的内存，剩下的2M内存在vremap

之后就可以为DMA所用了。

请记住，用vremap映射后的内存，不用时应用unremap释放，否则会浪费页表。

3 中断处理

同处理I/O端口一样，要使用一个中断，必须先向系统登记。

int request_irq(unsigned int irq ,

void(*handle)(int,void *,struct pt_regs *),

unsigned int long flags,

const char *device);

irq: 是要申请的中断。

handle：中断处理函数指针。

flags：SA_INTERRUPT 请求一个快速中断，0 正常中断。

device：设备名。

如果登记成功，返回0，这时在/proc/interrupts文件中可以看你请求的

中断。

4一些常见的问题。

对硬件***作，有时时序很重要。但是如果用C语言写一些低级的硬件***作

的话，gcc往往会对你的程序进行优化，这样时序就错掉了。如果用汇编写呢，

gcc同样会对汇编代码进行优化，除非你用volatile关键字修饰。最保险的

办法是禁止优化。这当然只能对一部分你自己编写的代码。如果对所有的代码

都不优化，你会发现驱动程序根本无法装载。这是因为在编译驱动程序时要

用到gcc的一些扩展特性，而这些扩展特性必须在加了优化选项之后才能体现

出来。

关于kernel的调试工具，我现在还没有发现有合适的。有谁知道请告诉我，

不胜感激。我一直都在printk打印调试信息，倒也还凑合。

关于设备驱动程序还有很多内容，如等待/唤醒机制，块设备的编写等。

我还不是很明白，不敢乱说。

Ⅳ 谁有迅为iTOP4412linux2440开发板开发板的原理图能不能分享一下

方法/步骤1首先连接好iTOP-4412开发板的调试串口到pc上，在pc的windows系统下打开串口调试工具。开发板上电，在串口调试工具里按任意pc键盘的任意按键使开发板进入uboot命令行模式，如下图所示：2然后在uboot输入分区命令：“fdisk-c01024300300”，如下图所示：3上面图片里的命令是把emmc分区，其中的1024是linux的存储空间，单位是MB，也就是1G。如果想分配更大的空间修改这个值即可。执行完上面的命令，如下图所示：END方法/步骤21然后在uboot命令行分别输入下面的命令，格式化分区：fatformatmmc0:1ext3formatmmc0:2ext3formatmmc0:3ext3formatmmc0:4至此EMMC的分区已经只做好了，下面我们开始制作linux文件系统，拷贝光盘“linux/root_xxxxxxxx.tar.gz”（xxxxxxxx是版本日期，）到Ubuntu虚拟机上，例如我这里拷贝到了“/home/topeet/linux”目录，如下图所示：2然后使用“tar-xvfroot_20140912.tar.gz”命令解压linux文件系统，如下图所示：3解压完成后，输入“ls”命令，可以看到生成了”root“文件夹

Ⅳ Linux下怎么看原理图

一般Linux都自带图片查看器，如果没有，安装一个即可。 1，如果是图形界面，一般自带图片查看器，双击图片就可以打开。
2，如果是命令行，又没有安装图片查看器，可以安装一个。命令如下：
sudo apt-get install asciiview
3，打开图片asciiview ****.jpg。

Ⅵ linux驱动程序结构框架及工作原理分别是什么

一、Linux device driver 的概念

系统调用是操作系统内核和应用程序之间的接口，设备驱动程序是操作系统内核和机器硬件之间的接口。设备驱动程序为应用程序屏蔽了硬件的细节，这样在应用程序看来，硬件设备只是一个设备文件，应用程序可以象操作普通文件一样对硬件设备进行操作。设备驱动程序是内核的一部分，它完成以下的功能:

1、对设备初始化和释放；

2、把数据从内核传送到硬件和从硬件读取数据；

3、读取应用程序传送给设备文件的数据和回送应用程序请求的数据；

4、检测和处理设备出现的错误。

在Linux操作系统下有三类主要的设备文件类型，一是字符设备，二是块设备，三是网络设备。字符设备和块设备的主要区别是:在对字符设备发出读/写请求时，实际的硬件I/O一般就紧接着发生了，块设备则不然，它利用一块系统内存作缓冲区，当用户进程对设备请求能满足用户的要求，就返回请求的数据，如果不能，就调用请求函数来进行实际的I/O操作。块设备是主要针对磁盘等慢速设备设计的，以免耗费过多的CPU时间来等待。

已经提到，用户进程是通过设备文件来与实际的硬件打交道。每个设备文件都都有其文件属性(c/b)，表示是字符设备还是块设备?另外每个文件都有两个设备号，第一个是主设备号，标识驱动程序，第二个是从设备号，标识使用同一个设备驱动程序的不同的硬件设备，比如有两个软盘，就可以用从设备号来区分他们。设备文件的的主设备号必须与设备驱动程序在登记时申请的主设备号一致，否则用户进程将无法访问到驱动程序。

最后必须提到的是，在用户进程调用驱动程序时，系统进入核心态，这时不再是抢先式调度。也就是说，系统必须在你的驱动程序的子函数返回后才能进行其他的工作。如果你的驱动程序陷入死循环，不幸的是你只有重新启动机器了，然后就是漫长的fsck。

二、实例剖析

我们来写一个最简单的字符设备驱动程序。虽然它什么也不做，但是通过它可以了解Linux的设备驱动程序的工作原理。把下面的C代码输入机器，你就会获得一个真正的设备驱动程序。

由于用户进程是通过设备文件同硬件打交道，对设备文件的操作方式不外乎就是一些系统调用，如 open，read，write，close…，注意，不是fopen， fread，但是如何把系统调用和驱动程序关联起来呢?这需要了解一个非常关键的数据结构：

STruct file_operatiONs {

int (*seek) (struct inode * ，struct file *， off_t ，int);

int (*read) (struct inode * ，struct file *， char ，int);

int (*write) (struct inode * ，struct file *， off_t ，int);

int (*readdir) (struct inode * ，struct file *， struct dirent * ，int);

int (*select) (struct inode * ，struct file *， int ，select_table *);

int (*ioctl) (struct inode * ，struct file *， unsined int ，unsigned long);

int (*mmap) (struct inode * ，struct file *， struct vm_area_struct *);

int (*open) (struct inode * ，struct file *);

int (*release) (struct inode * ，struct file *);

int (*fsync) (struct inode * ，struct file *);

int (*fasync) (struct inode * ，struct file *，int);

int (*check_media_change) (struct inode * ，struct file *);

int (*revalidate) (dev_t dev);

}

这个结构的每一个成员的名字都对应着一个系统调用。用户进程利用系统调用在对设备文件进行诸如read/write操作时，系统调用通过设备文件的主设备号找到相应的设备驱动程序，然后读取这个数据结构相应的函数指针，接着把控制权交给该函数。这是linux的设备驱动程序工作的基本原理。既然是这样，则编写设备驱动程序的主要工作就是编写子函数，并填充file_operations的各个域。

下面就开始写子程序。

#include <linux/types.h> 基本的类型定义

#include <linux/fs.h> 文件系统使用相关的头文件

#include <linux/mm.h>

#include <linux/errno.h>

#include <asm/segment.h>

unsigned int test_major = 0;

static int read_test(struct inode *inode，struct file *file，char *buf，int count)

{

int left; 用户空间和内核空间

if (verify_area(VERIFY_WRITE，buf，count) == -EFAULT )

return -EFAULT;

for(left = count ; left > 0 ; left--)

{

__put_user(1，buf，1);

buf++;

}

return count;

}

这个函数是为read调用准备的。当调用read时，read_test()被调用，它把用户的缓冲区全部写1。buf 是read调用的一个参数。它是用户进程空间的一个地址。但是在read_test被调用时，系统进入核心态。所以不能使用buf这个地址，必须用__put_user()，这是kernel提供的一个函数，用于向用户传送数据。另外还有很多类似功能的函数。请参考，在向用户空间拷贝数据之前，必须验证buf是否可用。这就用到函数verify_area。为了验证BUF是否可以用。

static int write_test(struct inode *inode，struct file *file，const char *buf，int count)

{

return count;

}

static int open_test(struct inode *inode，struct file *file )

{

MOD_INC_USE_COUNT; 模块计数加以，表示当前内核有个设备加载内核当中去

return 0;

}

static void release_test(struct inode *inode，struct file *file )

{

MOD_DEC_USE_COUNT;

}

这几个函数都是空操作。实际调用发生时什么也不做，他们仅仅为下面的结构提供函数指针。

struct file_operations test_fops = {?

read_test，

write_test，

open_test，

release_test，

};

设备驱动程序的主体可以说是写好了。现在要把驱动程序嵌入内核。驱动程序可以按照两种方式编译。一种是编译进kernel，另一种是编译成模块(moles)，如果编译进内核的话，会增加内核的大小，还要改动内核的源文件，而且不能动态的卸载，不利于调试，所以推荐使用模块方式。

int init_mole(void)

{

int result;

result = register_chrdev(0， "test"， &test_fops); 对设备操作的整个接口

if (result < 0) {

printk(KERN_INFO "test: can't get major number\n");

return result;

}

if (test_major == 0) test_major = result; /* dynamic */

return 0;

}

在用insmod命令将编译好的模块调入内存时，init_mole 函数被调用。在这里，init_mole只做了一件事，就是向系统的字符设备表登记了一个字符设备。register_chrdev需要三个参数，参数一是希望获得的设备号，如果是零的话，系统将选择一个没有被占用的设备号返回。参数二是设备文件名，参数三用来登记驱动程序实际执行操作的函数的指针。

如果登记成功，返回设备的主设备号，不成功，返回一个负值。

void cleanup_mole(void)

{

unregister_chrdev(test_major，"test");

}

在用rmmod卸载模块时，cleanup_mole函数被调用，它释放字符设备test在系统字符设备表中占有的表项。

一个极其简单的字符设备可以说写好了，文件名就叫test.c吧。

下面编译 :

$ gcc -O2 -DMODULE -D__KERNEL__ -c test.c –c表示输出制定名，自动生成.o文件

得到文件test.o就是一个设备驱动程序。

如果设备驱动程序有多个文件，把每个文件按上面的命令行编译，然后

ld ?-r ?file1.o ?file2.o ?-o ?molename。

驱动程序已经编译好了，现在把它安装到系统中去。

$ insmod ?–f ?test.o

如果安装成功，在/proc/devices文件中就可以看到设备test，并可以看到它的主设备号。要卸载的话，运行 :

$ rmmod test

下一步要创建设备文件。

mknod /dev/test c major minor

c 是指字符设备，major是主设备号，就是在/proc/devices里看到的。

用shell命令

$ cat /proc/devices

就可以获得主设备号，可以把上面的命令行加入你的shell script中去。

minor是从设备号，设置成0就可以了。

我们现在可以通过设备文件来访问我们的驱动程序。写一个小小的测试程序。

#include <stdio.h>

#include <sys/types.h>

#include <sys/stat.h>

#include <fcntl.h>

main()

{

int testdev;

int i;

char buf[10];

testdev = open("/dev/test"，O_RDWR);

if ( testdev == -1 )

{

printf("Cann't open file \n");

exit(0);

}

read(testdev，buf，10);

for (i = 0; i < 10;i++)

printf("%d\n"，buf[i]);

close(testdev);

}

编译运行，看看是不是打印出全1

以上只是一个简单的演示。真正实用的驱动程序要复杂的多，要处理如中断，DMA，I/O port等问题。这些才是真正的难点。上述给出了一个简单的字符设备驱动编写的框架和原理，更为复杂的编写需要去认真研究LINUX内核的运行机制和具体的设备运行的机制等等。希望大家好好掌握LINUX设备驱动程序编写的方法。

Ⅶ 解释一下linux驱动程序结构框架及工作原理

Ⅷ linux下的cadence原理图怎么放大看到里面的连线

如果pdk包里没有，可以试一试这个 ic5141安装后的路径下找下边的地址，cadence自带的，可以用 ./tools.lnx86/dfII/etc/cdslib/artist/analogLib/display.drf 我就用这个

Ⅸ linux操作系统在工业生产中的应用

摘要：针对嵌入网络设备的应用特点，介绍了嵌入式linux的主要技术及在工业控制领域的应用方法。结合硬件平台详细说明了嵌入式linux系统的主要实现方法?同时也简要介绍了该嵌入式系统的实时内核、内存机制和文件系统的设计等内容。
关键词：嵌入式系统；嵌入式linux；工业控制

1 前言

随着Internet的飞速发展，网络应用越来越广泛，对各种工业控制设备的网络功能要求也越来越高。当前的要求是希望工业控制设备能够支持TCP／IP以及其它Internet协议，从而能够通过用户熟悉的浏览器查看设备状态、设置设备参数，或者将设备采集到的数据通过网络传送到Windows或Unix／Linux服务器上的数据库中。这就要求工控系统必须具备两方面的功能：一是要在现场完成复杂的测控任务，因为通常一些任务都具有一定的实时性要求；二是要求测控系统能够与某一类型的控制网相连，以实现远程监控。在目前应用的大多数测控系统中，嵌入式系统的硬件采用的是8／16位单片机；软件多采用汇编语言编程，由于这些程序仅包含一些简单的循环处理控制流程。因此，单片机与单片机或上位机之间的通信通常通过RS232、RS485来组网。这些网络存在通信速度慢、联网功能差、开发困难等问题。工业以太网已逐步完善，在工业控制领域获得越来越多的应用。工业以太网使用的是TCP／IP协议，因而便于联网，并具有高速控制网络的优点。

现在，32位嵌入式CPU价格的下降和性能指标的提高，为嵌入式系统的广泛应用提供了可能。那么，限制嵌入式系统发展的瓶颈就突出地表现在软件方面。尽管从上世纪八十年代末开始，已经陆续出现了一些嵌入式操作系统（比较着名的有Vxwork、pSOS、Neculeus和Windows CE等），但这些专用操作系统都是商业化产品，其高昂的价格使许多生产低端产品的小公司望而却步；而且，源代码的封闭性也大大限制了开发者的积极性。嵌入式系统需要的是一套高度简练、界面友善、质量可靠、应用广泛、易开发、多任务，并且价格低廉的操作系统。如今，业界已经达成共识：即嵌入式linux是大势所趋。嵌入式Linux操作系统以价格低廉、功能强大、易于移植等特点而正在被广泛采用，并已成为一种新兴力量。

2 嵌入式linux技术

嵌入式Linux是按照嵌入式操作系统的要求而设计的一种小型操作系统，它由一个Kernel（内核）及一些根据需要进行定制的系统模块组成。Kernel一般只有几百kB左右，即使加上其它必须的模块和应用程序，所需的存储空间也很小。它具有多任务、多进程的系统特征，有些还具有实时性。一个小型的嵌入式Linux系统只需要引导程序、Linux微内核、初始化进程3个基本元素。运行嵌入式Linux的CPU可以是x86、Alpha、Sparc、MIPS、PPC等。与这些芯片搭配的主板都很小，通常只有一张PCI卡大小，有的甚至更小。嵌入式Linux所需的存储器不是软磁盘、硬盘、Zip盘、CD－ROM、DVD这些众所周知的常规存储器，它主要使用Rom、CompactFlash、M－Systems的DiskOnChip、Sony的MemoryStick、IBM的MicroDrive等体积极小（与主板上的BIOS大小相近），且存储容量不太大的存储器。它的内存可以使用普通的内存，也可以使用专用的RAM。

与其它嵌入式操作系统相比，Linux的源代码是开放的，不存在黑箱技术。Linux作为一种可裁剪的软件平台系统，很可能发展成为未来嵌入式设备产品的绝佳资源。Linux与生俱来的优秀网络血统更为今后的发展铺平了一条宽广平坦的大路。因此，在保持Linux内核系统更小、更稳定、更具价格竞争力等优势的同时，对系统内核进行实时性优化，更加使之能够适应对工业控制领域高实时性的要求。这也正是嵌入式linux操作系统在嵌入式工控系统中的发展所在。同时也使Linux成为嵌入式操作系统中的新贵。

标准的Linux内核通常驻留在内存中，每一个应用程序都是从磁盘运到内存上执行。当程序结束后，它所占用的内存就被释放，程序就被下载了。而在一个嵌入式系统里，可能没有磁盘。有两种途径可以消除对磁盘的依赖，一是在一个简单的系统里，当系统启动后，内核和所有的应用程序都存在内存里。这是大多数传统的嵌入式系统的工作模式，同样Linux。第二种就是linux所特有的功能，因为Linux已经有能力“加载”和“卸载”程序，因此，一个嵌入式系统就可以利用它来节省内存。一个比较典型的系统有大约8MB到16MB的闪存和8MB RAM?而闪存可以被用作文件系统。用闪存驱动程序作为从闪存到文件系统的界面就是一种选择。当然，也可以用一个闪存磁盘。用闪存来摆脱系统对一个磁盘的需求(依赖)具有DiskOnChip技术以及CmopactFlash卡等方式。

用来连接Flash Memory和文件系统的程序都以文件形式存储在Flash文件中，需要时可以装入内存，这种动态的、根据需要加载的能力是支持其它一系列功能的重要特征。它能使初始化代码在系统引导后被释放。实际上，Linux同样还有很多内核外运行的公用程序，这些程序通常在初始化时运行一次，以后就不再运行。而且，这些公用程序可以用它们相互共有的方式一个接一个地按顺序运行。这样，相同内存空间可以被反复使用以“召入”每一个程序，就象系统引导一样。这样可以节省内存，特别是那些配置一次以后就不再更改的网络堆栈。如果将Linux可加载模块的功能包括在内核里，驱动程序和应用程序就都可以被加载。由于它可以检查硬件环境并且为硬件装上相应的软件，从而消除了用一个程序占用许多Flash Memory来处理多种硬件的复杂性。另外，软件的升级更加模块化，可以在系统运行时在Flash上升级应用程序和加载驱动程序，其配置信息和运行时间参数可以作为数据文件储存在Flash中。

3 嵌入式工业控制网络的实现方案

基于嵌入式linux的工控系统以嵌入式微处理器为核心来运行嵌入式Linux操作系统。应用程序可通过网络进行更新，并可通过键盘进行人机对话，数据可通过LCD现场显示，重要数据可用文件形式保存在Flash等闪存存储器中；数据和报警信息可通过串口向上位机传输，也可以通过以太网向工业以太网或Inernet发布，用户还可通过网络实现远程监控和远程维护。更为关键的是，可充分利用Internet上已有的软件和协议（如：ftp，http以及Apache?PHP?MySQL等应用程序）迅速搭建前台数据采集系统，以实现测控系统和后台管理系统的通讯。图1所示是这种实现方案的系统框图。这种方式的优点有：

（1）不需专用的通信线路即可用现成的INTER-NET网络将数据传送到任何地方。

（2）不仅能够传递数据信号，也可以传递音频和图像信号。

（3）由于目前的INTERNET协议是现成和公开的，因此，利用大到几十兆的 Microsoft IE浏览器，或小到只有600kB的Mosaic浏览器都可以对网络数据进行读取。

4 系统设计

4．1 硬件设计

嵌入式系统的硬件运行平台是开发应用程序的基础，整个开发板可基于IntelR SA－1110 微处理器架构。

图2所示是一个嵌入式系统的硬件结构框图。该硬件针对网络服务的应用选择了Intel系列中的strongARM MCU。StrongARM SA－1110是一款高性能、低价位、高集成度微处理器。SA－1110芯片内部集成有能以206MHz运行的32－bit IntelR Stron-gARM＊ RISC处理器，以及速度可达100 MHz 的存储器总线和灵活的存储器控制器，可支持SDRAM、 SMROM 以及variable－latency I／O 设备，并可为系统设计提供较高的存储带宽。由于SA－1110可以适应较大流量的网络应用，因而可为运行Linux提供硬件上的支持。此外，SA－1110还在开发板上集成有32MB的SDRAM、8 MB的FLASH、10 baseT以太网接口、RS232／RS485串口、I／O接口以及扩展FLASH卡存储器等。有关SA－1110更详细的资料可参考有关资料。

4．2 软件设计

嵌入式操作系统是整个嵌入式系统的核心。如前面所述，嵌入式系统在内存容量和存储容量不足的情况下，必须对linux进行裁减设计。在裁剪过程中，所涉及的主要技术有下面几种。

（1）内核的精简

标准Linux是面向PC的，它集成了许多PC所需要而嵌入式系统并不需要的功能。因此，对一些可独立加上或卸下的功能块，可在编译内核时，仅保留嵌入式系统所需的功能模块，而删除不需要的功能块。这样，重新编译过的内核就会显着减小。

（2）虚拟内存机制的屏蔽

经过分析发现，虚拟内存是导致Linux实时性不强的原因之一。在工业控制中，一些任务要满足一定的实时性要求，屏蔽内核的虚拟内存管理机制可以增强Linux的实时性。当要更改内核的某项机制时，一般不必大规模地写代码，可采用条件编译的方法。同时由于linux系统对应用进程采用的是公平的时间分配调度算法，但这一算法也不能保证系统的实时性要求，因此要求对其进行更改。更改途径有两种：一是通过POSIX，二是通过底层编程。笔者是通过linux的实时有名管道（FIFO）的特殊队列来处理实时任务的先后顺序。实际上，实时有名管道就象实时任务一样从不换页，因而可以大大减少由于内存翻页而造成的不确定延时。

图3给出了Linux的工作原理框图。

（3）设备驱动程序的编写

确定了内核的基本功能后，就要为特定的设备编写驱动程序，可按照在Linux下编写驱动程序的规则进行编写。编写的设备驱动程序应当具有以下功能：

●对设备进行初始化和释放；

●完成数据从内核到硬件设备的传送和从硬件读取数据两项功能；

●读取应用程序传递给设备文件的数据以及回送应用程序请求的数据；

●检测和处理设备出现的错误。

（4）开发基于闪存的文件系统JFFS

应用程序和重要数据通常以文件的形式被存放在闪存文件系统中。JFFS2 文件系统是日志结构化的，这意味着它基本上是一长列节点。每个节点包含着有关文件的部分信息。JFFS2 是专门为象闪存芯片那样的嵌入式设备创建的，所以它的整个设计提供了更好的闪存管理，因而具有其它文件系统不可比拟的优点。具体如下：

●JFFS2 在扇区级别上执行闪存擦除／写／读操作要比 Ext2 文件系统好。

●JFFS2 提供了比 Ext2fs 更好的崩溃／掉电安全保护。当需要更改少量数据时，Ext2 文件系统会将整个扇区复制到内存（DRAM）中，并在内存中合并成新数据再写回整个扇区。而JFFS2则可以随时更改需要的（不是重写）整个扇区，同时还具有崩溃／掉电安全保护功能。

实现上述几个步骤后，一个小型的Linux操作系统就构造完成了。构造后的Linux包括进程管理、内存管理和文件管理等三部分。它支持多任务并行，有完整的TCP／IP协议，同时Linux内建有对以太网控制器的支持，可以通过以太网口连到以太网上，以实现远程配置与监控。

将裁剪好的内核移植到所用的目标板上时，首先应将内核编译成针对该处理器的目标代码。由于不同硬件体系的移植启动代码会有所不同，因此，一些内核程序可能要改写。涉及到编写Linux的引导代码和修改与体系结构相关部分的代码主要是启动引导、内存管理和中断处理部分。将M－System公司的DOC2000作为系统的启动设备时，引导代码可以放在DOC上。这样?系统加电后，引导代码即可进行基本的硬件初始化，然后把内核映象装入内存并运行,最后，再将调试好的内核和应用程序烧录到闪存中。由于此时裁剪后的Linux已成功移植到目标平台上,因此,在启动可运行的开发系统时,就可以根据具体的应用来开发应用程序。如数据采集模块、数据处理模块、通信和数据发布模块等等。

5 结束语

如今，互联网应用正在转到以嵌入式设备为中心，因此,用工控系统与Internet相结合来实现网络化已是一种必然的趋势。而把嵌入式linux微处理器内核嵌入到基于StrongARM SA1110 的32位MCU系统中，然后通过构造TCP／IP多种网络协议和基本网络通信协议，再利用嵌入式操作系统对底层硬件和网络协议的支持，以及对工控系统实时性要求的lin-ux内核和虚拟内存机制进行改造，即可保证测控任务完成的实时性和可靠性。可以预见，这种方案在工业控制领域具有很好的应用前景，而且具有开发周期短、系统性能稳定可靠、适应性强等特点。

Ⅹ linux 虚拟文件系统的作用以及工作原理~~

虚拟文件系统（VFS）其实也可以翻译成虚拟文件系统转换（virtual filesystem switch）。可以看出来它的作用就是提供一个通用的接口来处理与Unix标准文件系统相关的所有系统调用。它所隐含的思想就是把表示很多不同种类的文件系统的共同信息放入内核；其中有一个字段火函数来支持linux所支持的所有实际文件系统所提供的任何操作。对所调用的每个读写或者其他函数，内核都能把它们替换成支持本地linux文件系统，NTFS文件系统或者文件所在的任何文件系统的实际函数。
至于vfs的工作原理就不是三言两语可以解释清楚的了、里面包含了很多知识包括文件系统、超级块、i节点等等知识。其实主要就是用户安装了不同的文件系统，每个特定文件系统上都实现了包括open（） close（），read（），write（）等等的操作，在安装的时候，每个特定的文件系统会在虚拟文件系统上注册，当用户需要对特定文件系统进行操作时只需调用统一的系统调用，虚拟文件系统能够调用对应文件系统上的函数来对文件进行操作。详细的工作原理和实现楼主需要花时间去学一学操作系统知识可一参考《深入理解Linux内核》《深入linux内核架构》等书

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