一、i2c子系统
底层：I2C 控制器驱动（SOC 总线驱动）。
由芯片厂商实现，直接操作 I2C 硬件寄存器输出时序。
中间层：i2c core I2C 核心层
承上启下，定义一套统一标准接口：强制底层控制器驱动实现规定接口；给上层从设备驱动提供统一 API，代表就是i2c_transfer()；屏蔽不同 SOC 控制器硬件差异；上层代码不用关心底层是哪款 SOC 的 I2C 控制器。
上层：I2C 从设备驱动（client 芯片驱动）
只关心外设芯片逻辑，组装消息，调用i2c_transfer()把数据交给 i2c core；由 core 再向下调用对应控制器驱动完成硬件收发；从设备驱动还可以导出接口给用户应用程序使用。
2.IIC总线的数据传输格式
3.原理图
4.引脚及通信方式
从机地址：
时序：
I2C_5对应第5个基地址（从0开始数）
查阅芯片厂商写的I2C_5设备树
反编译设备树
对比i2c@13860000和i2c@138B0000可以看到缺乏的设备树属性
总线匹配从设备的流程：
DTS：i2c 控制器节点下写子节点（外设）
i2c 控制器驱动加载，调用i2c_add_adapter()注册i2c_adapter
i2c‑core 扫描该 adapter 下的设备树子节点，解析of_node，直接生成 i2c_client
将i2c_client（设备）挂到 I2C 总线上
I2C 总线执行匹配：拿 client 的compatible，对比i2c_driver里面of_match_table
匹配成功，调用 i2c_driver 的probe(struct i2c_client *client)
、
先通过 I2C 地址 0x68 选中芯片 → 再向芯片发送寄存器地址 0x75 → 读取返回值，如果是 0x68 就说明芯片通信正常、身份匹配。
实验现象：
i2cdetect 是用户态工具，它依赖内核导出字符设备 /dev/i2c‑*；而生成这个设备节点，就需要打开 I2C device interface。
就算 I2C 硬件驱动完好，关掉这个选项，/dev 下没有节点，i2cdetect 直接报错无法运行。
二、IIO子系统
起始地址为0x126c0000,大小为0x20 (32字节)
内核自带驱动drivers/iio/adc/exynos_adc.c
probe函数中获取了两次资源，第一个获取的是ADC控制器基址，第二个是ADC PHY 使能寄存器
ADC PHY 是共享的模拟前端，必须先打开电源，否则两个 ADC 都读不到东西 找到ADC_PHY_CONTROL地址，0x1002_0000 + 0x0718 = 0x1002_0718
ADC_PHY_CONTROL 就一个 32 位寄存器，只需 4位。 所以reg = <0x126c0000 0x20>,<0x10020718 0x4>;
通过查找可得ADC中断需要的2个32位数字表示
第一个是组号，第二个是组内的中断号
还需要获取时钟
找到adc的时钟
获取设备电源（regulator 电源管理子系统）
devm_regulator_get 的默认行为是：如果设备树里没找到 vdd-supply 属性，内核不会报错，而是会返回一个"虚拟调节器（Dummy Regulator）"。这个虚拟调节器永远处于"已使能"状态，调用 regulator_enable 对它没有任何实际作用，但也不会返回错误。所以vdd-supply属性可写也可不写
查看原理图找adc供电引脚，看它连到 PMIC 的哪一路
regulator-always-on：内核启动后这个 LDO 永远打开，不能关闭；
min == max：固定电压，不允许调压；
在这填充 了indio_dev 字段，并将注册到 IIO，告诉用户空间可以通过 /sys/bus/iio/devices到它
上层调用read_raw函数就会回调到exynos_read_raw函数
读数据找 exynos_read_raw； 调试寄存器找 exynos_adc_reg_access； 加一把锁（引用计数）防止工作到一半被赶走。
只读原始数据并加锁，保证同一时刻只有一个采样在进行
阻塞等待，挂起当前进程，等 ISR 的 complete() 唤醒，或 1 秒超时。
等待队列 = 一个"挂号处"（链表）。进程 read() 没数据时，不是死等，而是主动把自己挂到挂号处睡觉（wait_event）。等有数据时，驱动通过 wake_up 叫号，唤醒挂号处上的进程继续执行。这样 CPU 不会空转，系统效率最高。(条件不满足 → 进程休眠让出 CPU；条件就绪后，别的代码唤醒进程，继续往下执行。)
[ 用户空间 ]
| cat / cat in_voltage0_raw 或 ./newadc-app
↓
[ VFS 虚拟文件系统 ]
|
| 根据文件节点找到对应的 IIO 设备
↓
[ IIO 核心框架 (drivers/iio/industrialio-core.c) ]
|
| 调用 indio_dev->info->read_raw（函数指针跳转）
↓
[ exynos_read_raw ]
|
| 1. mutex_lock（防竞态）
| 2. 写寄存器选通道（chan->address）
| 3. 写寄存器启动转换
| 4. 轮询等待 EOC 标志
| 5. 读数据寄存器得到 raw 值
| 6. mutex_unlock
↓
[ 返回 raw 值给 IIO 核心 ]
↓
[ 返回给用户空间 App ]
↓
[ 终端打印：adc_raw = 4095 / voltage =1.8000 V ]
三、并发和竞态
并发：通过算法将CPU使用权合理分配给多个任务
并行：多核处理器的每个核心都可以独立执行任务
竞态：并发可能造成多个程序同时访问一个共享资源，同时访问一个共享资源产生的问题就是竞争。
为什么需要并发的原因：如果系统只是单线程顺序执行，CPU会浪费大量时间在等待上。引入并发，本质是为了提高硬件利用率和系统响应速度。充分利用多核CPU（性能）、屏蔽I/O延迟（吞吐量）、提高用户交互体验（响应性）、处理硬件突发（中断机制）。
为什么一定会产生竞态：竞态产生的根源在于："资源是独占的，但访问是并发的"。操作的非原子性、硬件资源的排他性、内核的可抢占性（当前进程正在操作一个链表，时间片刚到被高优先级进程抢占，高优先级进程也去操作这个链表，链表指针就会损坏）
处理竟态的方法：
1.互斥锁：互斥锁（ Mutual Exclusion Lock ） 是多线程编程中用于保护共享资源的一种机制， 确保同一时间只有一个线程进 入临界区， 访问临界资源。
| 函数声明 | 功能说明 | 调用位置 |
|---|---|---|
void mutex_init(struct mutex *lock) |
初始化互斥锁 | 通常在驱动的 probe 函数中调用 |
void mutex_lock(struct mutex *lock) |
获取互斥锁，若锁已被占用则进入睡眠等待 | 通常在 open 函数中调用 |
void mutex_unlock(struct mutex *lock) |
释放互斥锁，唤醒等待的进程 | 通常在 release 函数中调用 |
2.自旋锁 ：自旋锁 （ spin lock ） 也是为了保护共享资源的一种锁机制， 是一种非阻塞锁，如果线程获取自旋锁，但锁已经被其他线程占用，该线程不会挂起，而是消耗 CPU 的时间，不停尝试获取锁。
| 函数声明 | 功能说明 |
|---|---|
spin_lock_init(spinlock_t *lock) |
初始化自旋锁，通常在驱动的 probe 函数中调用 |
void spin_lock(spinlock_t *lock) |
获取自旋锁，若锁已被占用则原地忙等（自旋），直到获取成功 |
void spin_unlock(spinlock_t *lock) |
释放自旋锁，允许其他进程 / CPU 获取锁 |
3.信号量 ：本质上是一个全局变量，信号量的值表示控制访问资源的线程数，当线程访问共享资源时，信号量执行"减一"操作，访问完成后再执行"加一"操作
| 函数声明 | 功能说明 |
|---|---|
void sema_init(struct semaphore *sem, int val) |
初始化信号量并设置初始计数值 |
int down_interruptible(struct semaphore *sem) |
获取信号量（计数值减 1），若信号量不可用则进入睡眠等待，且等待可被信号打断 |
void up(struct semaphore *sem) |
释放信号量（计数值加 1）并唤醒一个等待者 |
4.原子操作 ：只能做一些简单的增减 将操作变为一个整体，中间不会有上下文切换无法被打断。
5.那锁、信号量、原子操作分别解决什么问题？
| 机制 | 本质 | 阻塞？ | 适用场景 |
|---|---|---|---|
| 原子操作 | 硬件 CPU 指令，单条指令完成读改写，不会被打断 | 不阻塞 | 简单整数变量加减、位操作；临界区必须很短，不能有函数调用 |
| 自旋锁 | 忙等待循环；拿不到锁就原地 CPU 空转 | 自旋（占 CPU） | SMP 多核，临界区短小；不能睡眠，中断上下文可以用 |
| 互斥锁 (mutex) | 拿不到锁，线程休眠让出 CPU；被唤醒后继续执行 | 会阻塞睡眠 | 进程上下文，临界区可以大，可以调用 sleep；不能用在中断上下文 |
| 信号量 (semaphore) | 计数器版本互斥锁；mutex 是信号量 count=1 特例 | 会阻塞睡眠 | 允许 N 个线程同时进入临界区；进程上下文；可睡眠 |
临界区很短、不能睡眠（中断、原子上下文） → 原子操作 / 自旋锁
临界区长、可以睡眠，只允许一个线程访问 → mutex 互斥锁
允许多个线程同时访问资源（有限并发） → 信号量
不是系统只有一把锁，锁是对象，可以创建很多把；不同共享资源用不同锁。
锁保护的不是线程，锁保护共享数据：哪个数据要防竞态，就给它套一把锁。
四、GPIO子系统
首先打开内核中Device Drivers-> GPIO Support-> /sys/class/gpio/... (sysfs interface)
找到片选引脚
/SPI_2_nSS
| 复用功能 | 含义 | 场景 |
|---|---|---|
| Xi2s2LRCK | I2S2 左右声道时钟 | 音频 I2S，帧同步 LRCK |
| PCM_2_FSYNC | PCM2 帧同步信号 | PCM 音频接口帧同步 |
| SPI_2_nSS | SPI2 硬件片选（低有效） | 当前 MCP2515 CS 就用这个功能，SPI2 的硬件 nSS 片选脚 |
| GPC1_2 | 普通 GPIO 输入输出 | 可以当做普通 GPIO，软件模拟 SPI 片选 |
# 挨个打印每个gpiochip的 label 和 base
for chip in /sys/class/gpio/gpiochip*; do
echo "$chip label: $(cat $chip/label) base: $(cat $chip/base)"
done
# Step 1:查 base（已完成，从上面截图确认 gpc1 base=27）
# Step 2: export 导出
echo 29 > /sys/class/gpio/export
# Step 3: 设为输出
echo out > /sys/class/gpio/gpio29/direction
# Step 4: 拉低 / 拉高
echo 0 > /sys/class/gpio/gpio29/value # CS 有效 →选中 MCP2515
echo 1 > /sys/class/gpio/gpio29/value # CS 释放
# Step 5: 清理
echo 29 > /sys/class/gpio/unexport
五、spi子系统
Exynos4412 硬件 SPI 控制器驱动
在**Documentation/devicetree/bindings/pinctrl/samsung-pinctrl.txt中看到**
其中flags参数如何写呢
flags 出参传了 NULL，所以设备树里写的 flags（0 或 1）被直接忽略了，驱动只拿到 GPIO 编号。
CS 有效（选通从设备）：SPI_CS_HIGH=0 时 → 输出 0 (低电平选中)
CS 无效（释放从设备）：SPI_CS_HIGH=0 时 → 输出 1 (高电平释放)
驱动行为取决于是否在设备树中加了 spi-cs-high 属性：
| DTS 属性 | spi‑>mode | CS 选通电平 |
|---|---|---|
| 不写 spi‑cs‑high | SPI_CS_HIGH=0 | CS=0 选通 |
| 写 spi‑cs‑high | SPI_CS_HIGH=1 | CS=1 选通 |
所以cs-gpio 写 0 还是 1 实际运行效果完全一样。 按惯例写 0 即可，即cs-gpio = <gpc1 2 0>
读总线核心代码选择走哪种片选方式：
不设置（默认）：低电平有效，选中设备 = 拉低引脚
设置 SPI_CS_HIGH：高电平有效，选中设备 = 拉高引脚
通过翻转 enable 变量实现极性适配，所有 CS 控制都走这一个入口，保证极性全局统一
我们选的SPI2 的 CS 走 GPC1_2（GPIO） ，所以 DTS 里必须配 cs-gpio; + controller-data { cs-gpio } → 走软件片选分支
从当前 SPI 子设备节点（也就是 mcp2515）读取 reg 属性的值，存到 value。读取成功 → spi->chip_select = value;
把读到的数值，赋值给 struct spi_device 的 chip_select 成员，代表这个设备的片选编号。
SPI 子节点里的 reg 不是内存地址，是 SPI 总线上的片选序号所以 reg = <0> 就是数组下标，告诉内核"这个设备用 cs-gpios 数组里的第 0 个 GPIO"。在 SPI 设备树中，reg 属性不是寄存器地址，而是片选（CS）引脚编号。比如 reg = <0> 代表 CS0，reg = <1> 代表 CS1。
从设备通信速率最大 10MHz 。所以写spi-max-frequency = <10000000>;
驱动会在从设备子节点下查找名为 controller-data 的子节点，找不到就直接返回错误，SPI 设备初始化直接失败
在spi-bus.txt中
| 文档属性 | DTS controller-data{} 里的写法 |
含义 |
|---|---|---|
cs-gpio |
cs-gpio = <&gpc1 2 0>; |
指定 SPI 控制器用来做片选的 GPIO 引脚，由控制器驱动软件控制电平 |
samsung,spi-feedback-delay |
samsung,spi-feedback-delay = <0>; |
MISO 采样相位偏移，补偿走线信号延迟，取值 0~3 对应 0/90/180/270 度 |
它会检查cs-gpio，只要存在这个属性，就启用 cs-gpio 功能；不存在就禁用整个功能。
| 寄存器 | 地址 |
|---|---|
| CNF3 | 0x28 |
| CNF2 | 0x29 |
| CNF1 | 0x2A |
| CANINTE | 0x2B |
| CANINTF | 0x2C |
| CANSTAT | 0x0E |
| CANCTRL | 0x0F |
READ/WRITE/LOAD TX/RX BUF/RTS 每一张时序图，CS 都是整段传输保持低、结束拉高------这是最直观的"标准低有效"定义
MCP2515 上电 / RESET 后默认进入 Configuration 模式 ，所以 OPMOD 一定是 100 = 0x80。这是 reset 标准值
在 spi 子系统中在进行数据传输时,会将数据封装成 spi_message 结构体,形成消息队列再进行发送. spi_message 结构体定义如下:
一个 spi_message 对象可以由多个 spi_transfer 来构成,spi_transfer 的定义如下:
master 管总线队列；message 代表一次片选有效周期；transfer 代表一次次的数据收发。
在 spi 传输过程中,可以使用 同步方式 与 异步方式 :
同步方式 是指数据传输的发起者必须等待本次传输的结束，期间不能做其它事情，用代码来解释就是，调用传输的函数后，直到数据传输完成，函数才会返回。
异步方式则正好相反，数据传输的发起者无需等待传输的结束，数据传输期间还可以做其 它事情，用代码来解释就是，调用传输的函数后，函数会立刻返回而不用等待数据传输完成，我们只需设置一个回调函数，传输完成后，该回调函数会被调用以通知发起者数据传送已经完成。
在 Linux 内核 spi 子系统,可以调用 spi_sync() 函数用于 spi 同步传输。
实验现象：
回环测试：
