·設(shè)備初始化、釋放；

　　·提供各類設(shè)備服務(wù)；

　　·負責內(nèi)核和設(shè)備之間的數(shù)據(jù)交換；

　　·檢測和處理設(shè)備工作過程中出現(xiàn)的錯誤。

　　Linux下的設(shè)備驅(qū)動程序被組織為一組完成不同任務(wù)的函數(shù)的集合，通過這些函數(shù)使得Windows的設(shè)備操作猶如文件一般。在應(yīng)用程序看來，硬件設(shè)備只是一個設(shè)備文件，應(yīng)用程序可以象操作普通文件一樣對硬件設(shè)備進行操作，如open ()、close ()、read ()、write () 等。

　　Linux主要將設(shè)備分為二類：字符設(shè)備和塊設(shè)備。字符設(shè)備是指設(shè)備發(fā)送和接收數(shù)據(jù)以字符的形式進行；而塊設(shè)備則以整個數(shù)據(jù)緩沖區(qū)的形式進行。在對字符設(shè)備發(fā)出讀/寫請求時，實際的硬件I/O一般就緊接著發(fā)生了；而塊設(shè)備則不然，它利用一塊系統(tǒng)內(nèi)存作緩沖區(qū)，當用戶進程對設(shè)備請求能滿足用戶的要求，就返回請求的數(shù)據(jù)，如果不能，就調(diào)用請求函數(shù)來進行實際的I/O操作。塊設(shè)備主要針對磁盤等慢速設(shè)備。

　　1.內(nèi)存分配

　　由于Linux驅(qū)動程序在內(nèi)核中運行，因此在設(shè)備驅(qū)動程序需要申請/釋放內(nèi)存時，不能使用用戶級的malloc/free函數(shù)，而需由內(nèi)核級的函數(shù)kmalloc/kfree () 來實現(xiàn)，kmalloc()函數(shù)的原型為：

　　void kmalloc (size_t size ,int priority);

　　參數(shù)size為申請分配內(nèi)存的字節(jié)數(shù)，kmalloc最多只能開辟128k的內(nèi)存；參數(shù)priority說明若kmalloc()不能馬上分配內(nèi)存時用戶進程要采用的動作：

GFP_KERNEL 表示等待，即等kmalloc()函數(shù)將一些內(nèi)存安排到交換區(qū)來滿足你的內(nèi)存需要，GFP_ATOMIC 表示不等待，如不能立即分配到內(nèi)存則返回0 值；函數(shù)的返回值指向已分配內(nèi)存的起始地址，出錯時，返回0。

　　kmalloc ()分配的內(nèi)存需用kfree()函數(shù)來釋放，kfree ()被定義為：

# define kfree (n) kfree_s( (n) ,0)

　　其中kfree_s () 函數(shù)原型為：

void kfree_s (void * ptr ,int size);

　　參數(shù)ptr為kmalloc()返回的已分配內(nèi)存的指針，size是要釋放內(nèi)存的字節(jié)數(shù)，若為0 時，由內(nèi)核自動確定內(nèi)存的大小。

　　2.中斷

　　許多設(shè)備涉及到中斷操作，因此，在這樣的設(shè)備的驅(qū)動程序中需要對硬件產(chǎn)生的中斷請求提供中斷服務(wù)程序。與注冊基本入口點一樣，驅(qū)動程序也要請求內(nèi)核將特定的中斷請求和中斷服務(wù)程序聯(lián)系在一起。在Linux中，用requeST_IRq()函數(shù)來實現(xiàn)請求：

int request_irq (unsigned int irq ,void( * handler) int ,unsigned lONg type ,char * name);

參數(shù)irq為要中斷請求號，參數(shù)handler為指向中斷服務(wù)程序的指針，參數(shù)type 用來確定是正常中斷還是快速中斷（正常中斷指中斷服務(wù)子程序返回后，內(nèi)核可以執(zhí)行調(diào)度程序來確定將運行哪一個進程；而快速中斷是指中斷服務(wù)子程序返回后，立即執(zhí)行被中斷程序，正常中斷type 取值為0 ，快速中斷type 取值為SA_INTERRUPT），參數(shù)nAME是設(shè)備驅(qū)動程序的名稱。

　　4.塊設(shè)備驅(qū)動

　　塊設(shè)備驅(qū)動程序的編寫是一個浩繁的工程，其難度遠超過字符設(shè)備，上千行的代碼往往只能搞定一個簡單的塊設(shè)備，而數(shù)十行代碼就可能搞定一個字符設(shè)備。因此，非得有相當?shù)幕竟Σ拍芡瓿纱隧椆ぷ?。下面先給出一個實例，即mtdblock塊設(shè)備的驅(qū)動。我們通過分析此實例中的代碼來說明塊設(shè)備驅(qū)動程序的寫法（由于篇幅的關(guān)系，大量的代碼被省略，只保留了必要的主干）：

#include Linux/config.h>
#include Linux/devfs_fs_kernel.h>
staTIc void mtd_notify_add(struct mtd_info* mtd);
static void mtd_notify_remove(struct mtd_info* mtd);
static struct mtd_notifier notifier = {
　mtd_notify_add,
　mtd_notify_remove,
　NULL
};
static devfs_handle_t devfs_dir_handle = NULL;
static devfs_handle_t devfs_rw_handle[MAX_MTD_deviceS];

static struct mtdblk_dev {
　struct mtd_info *mtd; /* Locked */
　int count;
　struct semaphore cache_sem;
　unsigned char *cache_data;
　unsigned long cache_offset;
　unsigned int cache_size;
　enum { STATE_EMPTY, STATE_CLEAN, STATE_DIRTY } cache_state;
} *mtdblks[MAX_MTD_DEVICES];

static spinlock_t mtdblks_lock;
/* this lock is used just in kernels >= 2.5.x */
static spinlock_t mtdblock_lock;

static int mtd_sizes[MAX_MTD_DEVICES];
static int mtd_blksizes[MAX_MTD_DEVICES];

static void erase_callback(struct erase_info *done)
{
　wait_queue_head_t *wait_q = (wait_queue_head_t *)done->priv;
　wake_up(wait_q);
}

static int erase_write (struct mtd_info *mtd, unsigned long pos,
int len, const char *buf)
{
　struct erase_info erase;
　DECLARE_WAITQUEUE(wait, current);
　wait_queue_head_t wait_q;
　size_t retlen;
　int ret;

　/*
　* First, let's erase the flash block.
　*/

　init_waitqueue_head(wait_q);
　erase.mtd = mtd;
　erase.callback = erase_callback;
　erase.addr = pos;
　erase.len = len;
　erase.priv = (u_long)wait_q;

　set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
　add_wait_queue(wait_q, wait);

　ret = MTD_ERASE(mtd, erase);
　if (ret) {
　　set_current_state(TASK_RUNNING);
　　remove_wait_queue(wait_q, wait);
　　printk (KERN_WARNING "mtdblock: erase of region [0x%lx, 0x%x] " "on /"%s/" failed/n",
pos, len, mtd->name);
　　return ret;
　}

　schedule(); /* Wait for erase to finish. */
　remove_wait_queue(wait_q, wait);

　/*
　* Next, writhe data to flash.
　*/

　ret = MTD_WRITE (mtd, pos, len, retlen, buf);
　if (ret)
　　return ret;
　if (retlen != len)
　　return -EIO;
　return 0;
}