想转到linux了，于是去找linux下的串口工具，功夫不负有心人，终于找到了一个minicom软件。
首先，使用sudo apt-get install minicom来安装minicom，这个软件很小一会就安好了。安装后还是测试一下是否能用吧，毕竟第一次用。
在终端进行如下命令：sudo adduser user vboxusers
打开VirtualBox中的虚拟机设置并按如下设置：
在终端下输入sudo minicom -s出现如下界面：
选择Serial port setup选项进入如下界面并进入如下设备：
然后按Enter键，然后选择Save setup as dfl，最后选择Exit.
OK,打开虚拟机来测试一下
下面来看一下minicom的里的内容：
OK，测试成功，就到这里吧！
昨天借了本书叫做＜＜一步一步写嵌入式操作系统＞＞，本着我“要学好一个平台就学它的操作系统的原则”的名言。于是就借来看看。
第一步就是就安装一个书中给出的模拟软件叫做skyeye，这个难不住我sudo apt-get install skyeye 安装后运行后，出现如下提示： Your elf file is little endian. arch: arm cpu info: armv4, arm920t, 41009200, ff00fff0, 2 mach info: name s3c2410x, mach_init addr 0x806d3c0
uart_mod:0, desc_in:, desc_out:, converter: SKYEYE: use arm920t mmu ops Loaded RAM ./helloworld.bin然后就卡在那停止了。经过百度后发现，skyeye的源码有几十M，而使用apt-get install安装的才几百K,于是去找源码包进行源码安装。
安装步骤如下：
1.进入网站http://cdnetworks-kr-1.dl.sourceforge.net/project/skyeye/skyeye/skyeye-1.3.2_rc1/下载安装包并进入安装包所在的目录。
2.输入如下代码 tar xvf skyeye-1.3.2_rc1.tar.gz cd skyeye-1.3.2_rc1//默认安装在/opt/bin里面，在这里更改为/usr/lcoal ./configure –prefix=/usr/local sudo make sudo make lib sudo make install suod make install_lib如果出现编译错误使用sudo apt-get install
libncurses5-dev来修改这个错误)
OK,那来写个HelloWorld试试吧代码如下：helloworld.c
/**========================================================================= Author: findstr Email: findstr@sina.com File Name: main.c Description: Edit History: 2011-10-16 File created.=========================================================================**/void
helloworld(void){ int i; char * hellostr="helloworld"; long* paddr=(long*)0xfffd001c; //这里的0x50000020 为2440 UTXH0端口地址 for(i=0;i<10;i++) { * paddr=hellostr[i]; } while(1); return;}Makefile如下：CC=arm-linux-gccLD=arm-linux-ldCONV=arm-linux-objcopyCFLAGS= -c -O2
-march=armv4 -mtune=arm7tdmiENTRY=0x0ENTRYFUN=helloworldCONVTYPE=binaryTARGET=helloworldOBJ=helloworld.o.PHONY : allall :$(TARGET)$(CONV) -O $(CONVTYPE) $(TARGET) $(TARGET).bin$(TARGET):$(OBJ)$(LD) -e $(ENTRYFUN) -Ttext $(ENTRY) {1}lt; -o $@helloworld.o:helloworld.c$(CC)
$(CFLAGS) {1}lt;clean:rm -f *.o *.bin $(TARGET)最后skyeye.conf配置文件如下：arch:armcpu: arm7tdmimach:at91mem_bank: map = M, type = RW, addr = 0x00000000, size = 0x00800000,file= ./helloworld.bin,boot=yesmem_bank: map = I, type = RW, addr = 0xf0000000, size = 0x10000000uart:mod=stdio运行结果：OK,大功告成！
在一个操作系统的实现中提到了一个软件叫bochs,以前安装好了，今天重现安装一下发现又忘记怎么安装的了，所以还是把这次的过程记录下来为妙。
的ubuntu下我们可以使用sudo apt-get install bochs来安装，但是这样做有一个弊端，那就是不能使用bochs的调试功能，所以我们还是选择使用源码安装的方式来定制我们所需的功能：
1.进入解压后的bochs源码目录，在终端下输入./configure –enable-disasm –enable-debugger意思是说我们编译时使bochs带有反汇编功能和调试器功能。
2.然后出现了第一个错误:ERROR: X windows gui was selected, but X windows libraries were not found，使用sudo apt-get install libx11-dev来解决这个错误
3.随后又出现了第二个错误:ERROR: pkg-config was not found, or unable to access the gtk+-2.0 package.这时使用sudo apt-get install libgtk2.0-dev来解决这个错误
4../configure 成功后，使用sudo make
5.使用make install 安装
OK，大功告成。
引 言
控制器局域网CAN是一种用于连接汽车和工业场合中电子控制模块、传感器和执行器的串行、多主通信规范。由于CAN总线具有很强的纠错能力、支持差分收发、传输距离远等特点，因此CAN总线用途非常广泛，现已成为工业数据通信领域的主流技术、基础技术，目前比较流行的TTCan，DeviceNet，CANo-pen，SAE J1939等规范均是以CAN为基础的，因此对CAN总线的深入研究是十分必要的。在CAN规范中，位定时和同步机制是既重要又难于理解的环节之一，它不仅关系到对波特率、总线长度等相关内容的理解，甚至对节点开发的成功与否产生直接的影响。然而，目前相关文献均缺乏针对CAN总线位定时和同步机制的详细分析和探讨。在此以CAN技术规范为基础，深入分析CAN总线的位定时和同步机制，给出硬同步和重同步的定义，并给出相应的图解解释方式，对位时间的组成与结构、同步的发生时刻、同步是如何进行的等关键内容给出了明确而又具体的分析。这里的工作对理解位定时和同步机制的本质、指导位时间参数的设置均具有较高的参考价值。
1 位定时
1．1 位时间的组成
位时间(位周期)tB即1位的持续时间。正常位时间tNBT是正常位速率fNBT(在非重同步的情况下，借助理想发送器每秒发送的位数)的倒数，即tNBT=1／fNBT。正常位时间可划分为几个互不重叠的时间段，这些时间段包括：同步段(SYNC-SEG)、传播时间段(PROP-SEG)、相位缓冲器段1(PHASE-SEG1)、相位缓冲器段2(PHASE-SEG2)。每个时间段由整数个被称为时间份额tQ的基本时间单位组成。tQ是由振荡器周期tCLK派生出的一个固定时间单元。一个时间份额的持续时间通常便是CAN的一个系统时钟周期tSCL。tSCL可通过可编程的预引比例因子进行调整。每个位时间必须由8～25个时间份额组成。位时间的组成如图1所示。
位时间的各个时间段均有其特定的用途：
(1)同步段用于使总线上的各个节点同步，要求有1个跳变沿位于此段内，该段长度为1个时间份额；
(2)传播时间段用于补偿网络内的物理延时，它是信号在总线上传播时间、输入比较器延时和输出驱动器延时之和的2倍，该段长度为1～8个时间份额；
(3)相位缓冲器段1和相位缓冲器段2用于补偿沿的相位误差，通过重同步，相位缓冲器段1可被延长或相位缓冲器段2可被缩短。
这些时间段的长度均是可编程的。在常用的通信控制器(SJA1000)或PAC82C200中，合并传播时间段和相位缓冲器段1，称为时间段1(TSEGl)，相位缓冲器段2称为时间段2(TSEG2)，如图1所示。
采样点是这样一个时刻：在此时刻上，总线电平被读取并被理解为其自身的数值。它位于相位缓冲器段1的终点。在重同步期间，采样点的位置被移动整数个时间份额，该时间份额被允许的最大值称为重同步跳转宽度(SJW)，它可被编程为1～4个时间份额。值得注意的是，重同步跳转宽度并不是位时间的组成部分。
1．2 位定时的作用
位定时是由节点自身完成的(可编程)，节点进行位定时的作用为：
(1)确定位时间，以便确定波特率(位速率)，从而确定总线的网络速度；或在给定总线的网络速度的情况下确定位时间；
(2)确定1位的各个组成部分——同步段、传播时间段、相位缓冲器段1和相位缓冲器段2的时间长度，其中同步段用于硬同步，位于相位缓冲器段1终点的采样点用于保证正确地读取总线电平；
(3)确定重同步跳转宽度以用于重同步。
2 CAN总线同步机制分析
CAN规范定义了自己独有的同步方式：硬同步和重同步。同步与位定时密切相关。同步是由节点自身完成的，节点将检测到来自总线的沿与其自身的位定时相比较，并通过硬同步或重同步适配(调整)位定时。在一般情况下，引起硬同步和重同步发生的、来自总线的沿如图2所示。
2．1 硬同步
CAN技术规范给出了硬同步和重同步的结果，但没有给出硬同步和重同步的定义。这里首先给出硬同步和重同步的定义，然后对其进行分析。
所谓硬同步，就是由节点检测到的，来自总线的沿强迫节点立即确定出其内部位时间的起始位置(同步段的起始时刻)。硬同步的结果是，沿到来时刻的前一时刻(以时间份额tQ量度)，即成为节点内部位时间同步段的起始时刻，并使内部位时间从同步段重新开始。这就是规范中所说的“硬同步强迫引起硬同步的沿处于重新开始的位时间同步段之内”。硬同步一般用于帧的开始，即总线上的各个节点的内部位时间的起始位置(同步段)是由来自总线的一个报文帧的帧起始的前沿决定的。
同步段的时间长度为1个时间份额。如图3所示．来自总线的引起硬同步的沿在t1时刻到来，则节点检测到该沿。将t1时刻的前一时刻t0(以tQ为周期)作为内部位时间同步段的起始时刻。
2．2 重同步
所谓重同步，就是节点根据沿相位误差的大小调整其内部位时间，以使节点内部位时间与来自总线的报文位流的位时间接近或相等。作为重同步的结果，PHASE-SEG1可被延长或PHASE-SEG2可被缩短，从而使节点能够正确地接收报文。重同步一般用于帧的位流发送期间，以补偿各个节点振荡器频率的不一致。这里涉及到沿相位误差的概念。沿相位误差由沿相对于节点内部位时间同步段的位置给定，以时间份额量度，沿相位误差的符号为e，其定义如下：
(1)若沿处于SYNC～SEG之内，则e=0；
(2)若沿处于采样点之前(TSEG1内)，则e>0；
(3)若沿处于前一位的采样点之后(TSEG2内)，则e<0。
CAN技术规范中也给出了重同步跳转宽度，重同步策略与同步规则，但比较抽象、不易理解。为深入理解节点是如何进行重同步的，图4给出了重同步的图解。在图4中，SY，PR，PS1和PS2分别表示同步段、传播段、相位缓冲段1和相位缓冲段2。假定总线位流的第一位(帧起始，为“0”)起始于t1时刻、终止于t2时刻，总线位流的第2位为“1”；从第2位开始，总线位流的“隐性”(“1”)至“显性”(“0”)和“显性”(“0”)至“隐性”(“1”)的跳变沿均用于重同步。在t1时刻，节点检测到总线的跳变沿，便进行硬同步，使t1时刻的跳变沿处于节点内部第1位位时间的同步段内。节点从第1位的同步段开始启动内部位定时，即根据系统要求的波特率给出内部位时间。现假定由于各节点振荡器频率的不一致，在t2时刻的跳变沿未处于节点第2位位时间的同步段SY内，而是处于PS1内，即有e>0。这表明节点内部的位时间小于总线位流的位时间。为了使节点能从总线上通过采样得到正确的位数值，需使节点内部的位时间延长，以使节点内部位时间与总线位流位时间接近或相等。因此，在这种情况下节点应采取的重同步策略为：使PS1延长一定宽度(图4中PS1延长2个时间份额，即同步跳转宽度为大于等于2个时间份额，如为3个时间份额)。e<0的情况与之类似，只是PS2会相应地缩短一定宽度。这与CAN技术规范中的重同步策略是一致的。
这里需要注意的是，相位缓冲段只在当前的位时间内被延长或缩短，在接下来的位时间内，只要没有重同步，各时间段将恢复编程预设值。
3 控制器中位定时参数设置的一般方法
在典型的独立CAN控制器(SJA1000或PCA82C200)中，负责位定时的寄存器为总线定时寄存器0(BTR0)和总线定时寄存器1(BTR1)，其结构如图5所示。
这里需要注意的是，相位缓冲段只在当前的位时间内被延长或缩短，在接下来的位时间内，只要没有重同步，各时间段将恢复编程预设值。
3 控制器中位定时参数设置的一般方法
在典型的独立CAN控制器(SJA1000或PCA82C200)中，负责位定时的寄存器为总线定时寄存器0(BTR0)和总线定时寄存器1(BTR1)，其结构如图5所示。
寄存器中有关参数的计算公式如下：
这些参数的范围在CAN中有较严格的规定，具体如表1所示。
在有些情况中．为了优化网络性能，这些参数的设置往往需要考虑传输延迟、时钟偏频等因素。然而，对于一般的开发或工程实际，完全可以根据经验对其进行计算和设置。这里以一个时钟频率为20 MHz、通信波特率为250 Kb／s(位时间为4μs)的系统为例，介绍与位定位有关的各参数的计算方法和步骤。
(1)确定时间份额。
由表1可知，在1个位周期中时间份额的数量必须是8～25之间的
(3)确定同步跳转宽度和采样次数。
为完成位定时参数的设置，最后还要确定同步跳转宽度和采样次数。同步跳转宽度的一般设置原则是在允许的范围内应尽可能的大一些，这样更有利于在重同步时对沿相位误差的补偿，在这里可将该参数设置为3。采样次数的设置比较容易和直接，对于高速总线，建议将SAM置为“0”，此时总线被采样1次；而对于低／中速总线，建议将SAM置为“1”，此时总线被采样3次。250 Kb／s属于高速总线，所以在这里SAM应置为0。通过以上方法和步骤所确定的各参数值，再结合式(2)、式(3)、式(5)、式(6)可直接得出寄存器BTR0和BTR1的设置值。
4 结 语
(1)结合图解的方式对CAN总线位定时、硬同步和重同步等关键技术的深入探讨和分析，反映了CAN总线位定时和同步机制的本质、清晰地表明了它们在CAN技术规范中的地位与作用。
(2)在CAN总线中，通信波特率(位时间)、每个位时间的采样位置及个数、同步跳转宽度等都可以自行设定。然而，位定时参数如果设置不当就会检测到错误并进行错误处理，导致总线性能下降甚至无法工作。因此要分析、解决这样的问题就需要对CAN总线位定时和同步机制有较深入的理解，从而保证正确地设置位定时参数。
(3)这里所研究的内容，是深入理解和学习CAN总线技术的前提和保证，也是进行后续开发和研究的基础和关键。
转自：http://www.21ic.com/app/control/200908/45859_2.htm
搞了这么久USB了，还是不知道DATA0,DATA1的最大包长，以及端点描述符中的最大包长与68013的端点缓冲区有什么关系，经过二小时的奋斗得出如下结论：
1.DATA0或DATA1实际上就是一个端点描述符中的最大包长。换句话说，68013发一次数据包就是一个DATA0或 DATA1
2.微帧是用来作为传输时间基准的。在每个微帧间可以传一到多次DATA0/DATA1,但是根据DATA0/DATA1(也就是68013一次发送的数据的长度)的大小，每个微帧之间可以传送DATA数据包的个数也不同，DATA0/DATA1越大，每个微帧之间能传输的DATA的数据包的个数越少。
3.在USB2.0之中限定了描述符中的最大包长，是因为在一个微帧内由于物理条件的限制(物理带宽、bit率的原因)，只能传输那么多。
4.固件使用的USB协议其实就是用来与上位机驱动进行通信的一种语言。换句话说，里面的描述符中的内容都是给上位机驱动看的。其中端点中的最大包长也就是指的是，硬件的端点缓冲区。如果端点缓冲区比描述符中的最大包长小（在USB2.0协议最大包长范围之内)，那么USB硬件接收到的数据在一定情况下将会被截断或者不被接收，如果端点缓冲区比描述符中的最大包长大（在USB2.0协议最大包长范围之内)，端点缓冲将会被浪费。
今天看CY7C68013开发手册时，突然想起，在USB接口描述符中有一个bAlternateSetting字段一直没用过，花了一上午时间也没找到相关资料！就在快中午时突然看到一句话：“bAlternateSetting用于在同一个接口中的多个描述符中进行切换". 一下子感觉抓住要点了。经过百度及查阅USB specification2.0得出如下结论：
在USB协议中同一个配置中的不同接口不能共用端点。
同一个接口可以有多个接口描述符，用bAlternateSetting来识别.
同一个接口的不同接口描述符，可以拥有相同的端点。
同一个接口中的不同描述符可以像其他接口描述符一样写在配置描述符里
例如：我们在有些情况下需要对某个接口描述符中的某个端点的传输类型进行更改，那么我们就需要使用这种方式来达到我们的要求！
如果事实真的这样的，那么上位机驱动在查找接口描述符中必然 要有一个参数bAlternateSetting来识别相同接口的不同描述符，我们来看一下
VOID
UsbBuildSelectInterfaceRequest(
IN PURB Urb,
IN USHORT Length,IN USBD_CONFIGURATION_HANDLE ConfigurationHandle,
IN UCHAR InterfaceNumber,
IN UCHAR AlternateSetting
);
PUSB_INTERFACE_DESCRIPTOR
USBD_ParseConfigurationDescriptorEx(
IN PUSB_CONFIGURATION_DESCRIPTOR ConfigurationDescriptor,
IN PVOID StartPosition,
IN LONG InterfaceNumber,
IN LONG AlternateSetting,
IN LONG InterfaceClass,
IN LONG InterfaceSubClass,
IN LONG InterfaceProtocol
);
这两个函数中都有一个共同的参数:AlternateSetting！
至此，基本可以说明得出的结论是正确的！
复位是单片机的初始化操作。单片机启运运行时，都需要先复位，其作用是使CPU和系统中其他部件处于一个确定的初始状态，并从这个状态开始工作。因而，复位是一个很重要的操作方式。但单片机本身是不能自动进行复位的，必须配合相应的外部电路才能实现。
复位电路：
当MCS-5l系列单片机的复位引脚RST(全称RESET)出现2个机器周期以上的高电平时，单片机就执行复位操作。如果RST持续为高电平，单片机就处于循环复位状态。
根据应用的要求，复位操作通常有两种基本形式：上电复位和上电或开关复位。
上电复位要求接通电源后，自动实现复位操作。常用的上电复位电路如下图A中左图所示。图中电容C1和电阻R1对电源十5V来说构成微分电路。上电后，保持RST一段高电平时间，由于单片机内的等效电阻的作用，不用图中电阻R1，也能达到上电复位的操作功能，如下图(A)中右图所示。
上电或开关复位要求电源接通后，单片机自动复位，并且在单片机运行期间，用开关操作也能使单片机复位。常用的上电或开关复位电路如上图(B)所示。上电后，由于电容C3的充电和反相门的作用，使RST持续一段时间的高电平。当单片机已在运行当中时，按下复位键K后松开，也能使RST为一段时间的高电平，从而实现上电或开关复位的操作。
根据实际操作的经验，下面给出这两种复位电路的电容、电阻参考值。
上图(A)中：Cl＝10-30uF，R1＝1kO
上图1．27(B)中：C：＝1uF，Rl＝lkO，R2＝10kO
单片机复位后的状态：
单片机的复位操作使单片机进入初始化状态，其中包括使程序计数器PC＝0000H，这表明程序从0000H地址单元开始执行。单片机冷启动后，片内RAM为随机值，运行中的复位操作不改变片内RAM区中的内容，21个特殊功能寄存器复位后的状态为确定值，见下表。
值得指出的是，记住一些特殊功能寄存器复位后的主要状态，对于了解单片机的初态，减少应用程序中的初始化部分是十分必要的。
说明：表中符号*为随机状态；
A＝00H，表明累加器已被清零；
|
特殊功能寄存器
|
初始状态
|
特殊功能寄存器
|
初始状态
|
|
A
|
00H
|
TMOD
|
00H
|
|
B
|
00H
|
TCON
|
00H
|
|
PSW
|
00H
|
TH0
|
00H
|
|
SP
|
07H
|
TL0
|
00H
|
|
DPL
|
00H
|
TH1
|
00H
|
|
DPH
|
00H
|
TL1
|
00H
|
|
P0~P3
|
FFH
|
SBUF
|
不定
|
|
IP
|
***00000B
|
SCON
|
00H
|
|
IE
|
0**00000B
|
PCON
|
0*******B
|
PSW＝00H，表明选寄存器0组为工作寄存器组；
SP＝07H，表明堆栈指针指向片内RAM 07H字节单元，根据堆栈操作的先加后压法则，第一个被压入的内容写入到08H单元中；
Po-P3＝FFH，表明已向各端口线写入1，此时，各端口既可用于输入又可用于输出；
IP＝×××00000B，表明各个中断源处于低优先级；
IE＝0××00000B，表明各个中断均被关断；
系统复位是任何微机系统执行的第一步，使整个控制芯片回到默认的硬件状态下。51单片机的复位是由RESET引脚来控制的，此引脚与高电平相接超过24个振荡周期后，51单片机即进入芯片内部复位状态，而且一直在此状态下等待，直到RESET引脚转为低电平后，才检查EA引脚是高电平或低电平，若为高电平则执行芯片内部的程序代码，若为低电平便会执行外部程序。
51单片机在系统复位时，将其内部的一些重要寄存器设置为特定的值，至于内部RAM内部的数据则不变。
转自：http://www.zxbc.cn/html/20070726/25303.html
USB协议的第9章讲到USB可见设备状态[Universal Serial Bus Specification, Section 9.1.1, Pg 239]，分为连接(Attached)，上电(Powered)，默认(Default)，地址(Address)，配置(Configured)和挂起(Suspended)6个状态。所谓可见，即USB系统和主机可见的状态，其他状态属于USB设备内部而不可见。其中有关电源的，大致可分下面三类：
1. 连接状态（Attached）：设备连接，但未提供电源。
2. 上电状态（Powered）：设备被复位(Reset)，或者说处于地址、配置状态。（参见USB枚举过程，USB Specification, page 241）
3. 挂起状态（Suspended）：3 ms未见总线活动而处于省电状态，设备不可用，但仍然保持原有的USB地址和配置。
设备的挂起
我们知道，在USB系统中，正常状态下hub或root hub会一直周期性地发送SOF包(Start Of Frame，全速USB每1ms发送一个，高速USB则是125µs发送一个)。根据USB协议，如果USB线上一直处于空闲(Idle)状态超过3ms，设备应该把它当作一个挂起(Suspended)信号，要求设备在10ms内进入挂起状态，并把设备所需的电流大小降到规定的值（对于low-power设备，要求是500
µA，而对于high-power或支持远程唤醒(remote wakeup)功能的设备是2.5mA【Section 7.2.3, Pg176】）。在挂起状态中，设备必须继续向数据项D+/D-的上拉电阻提供电压以维持Idle状态。而对于USB2.0高速设备，还有些额外的要求：
1. 高速设备在收到挂起信号（3ms空闲）后，应在0.125ms内切换到全速状态，也就是说要把终端电阻移除，并在D+数据线上重新挂上1.5k上拉电阻。
2. 设备在随后的100-875µs内检测数据线上的状态。如果该状态是一个Full speed J，那么说明host发下来的是一个挂起信号；如果此时该状态是SE0，说明是host drive数据线D+到0，这是一个复位信号（复位信号会持续至少10ms时间）。
要注意的是高速设备在挂起状态时处于高速模式，只是所用的是全速信号。一旦从挂起状态恢复回来，会马上进入高速工作状态而无需进行复位操作。
设备的唤醒
设备处于挂起状态时，任何总线上的活动（非空闲信号）都可以把设备唤醒/恢复，从而退出低功耗模式。（同样，设备也可以换醒host，比如电脑待机时通过USB键盘来换醒主机，这种功能称之为“远程唤醒”（remote wakeup），不在本文的讨论范围内。）
因为设备挂起时处于全速信号，在当host需要把将设备退出suspend状态时，需要先发送一个持续时间超过20ms的Fulll Speed K状态。设备看到K状态结束的1.3us内醒过来，而host需要在3ms内发送uSOF信号以维持正常的高速信号模式，否则设备又将进入suspend。如下图所示：
原文转自：http://apps.hi.baidu.com/share/detail/17542952
USB架构中， hub负责检测设备的连接和断开，利用其中断IN端点(Interrupt IN Endpoint)来向主机（Host）报告。在系统启动时，主机轮询它的根hub（Root Hub）的状态看是否有设备（包括子hub和子hub上的设备）连接。USB总线拓扑结构见下图（最顶端为主机的Root Hub）：
一旦获悉有新设备连接上来，主机就会发送一系列的请求(Resqusts)给设备所挂载到的hub，再由hub建立起一条连接主机（Host）和设备（Device）之间的通信通道。然后主机以控制传输(Control
Transfer)的方式，通过端点0(Endpoint 0)对设备发送各种请求，设备收到主机发来的请求后回复相应的信息，进行枚举（Enumerate）操作。所有的USB设备必须支持标准请求（Standard
Requests），控制传输方式（Control
Transfer）和端点0（Endpoint 0）。
从用户角度来看，枚举过程是自动完成并不可见的。但很多初次使用的设备连接时，系统会弹出说新硬件检测到，设备安装成功，可以使用之类的消息提示框，而且有时还需要用户配合选择安装相关的驱动。
当枚举完成后，这个新添加的设备可在Windows的设备管理器里面看到，当用户删除这个设备/硬件时，系统把这个设备从设备管理器里删除。
对于一般的设备，固件（Firmware）内包含主机所要请求的信息，而有些设备则是完全由硬件来负责响应主机的请求。在主机方面则是由操作系统而非应用程序负责处理相关枚举操作。
枚举步骤
USB协议定义了设备的6种状态，仅在枚举过程种，设备就经历了4个状态的迁移：上电状态(Powered)，默认状态(Default)，地址状态(Address)和配置状态(Configured)（其他两种是连接状态和挂起状态（Suspend））。
下面步骤是Windows系统下典型的枚举过程，但是固件不能依此就认为所有的枚举操作都是按照这样一个流程行进。设备必须在任何时候都能正确处理所有的主机请求。
1.用户把USB设备插入USB端口或给系统启动时设备上电
这里指的USB端口指的是主机下的根hub或主机下行端口上的hub端口。Hub给端口供电，连接着的设备处于上电状态。
2.Hub监测它各个端口数据线上(D+/D-)的电压
在hub端，数据线D+和D-都有一个阻值在14.25k到24.8k的下拉电阻Rpd，而在设备端，D+（全速，高速）和D-（低速）上有一个1.5k的上拉电阻Rpu。当设备插入到hub端口时，有上拉电阻的一根数据线被拉高到幅值的90%的电压（大致是3V）。hub检测到它的一根数据线是高电平，就认为是有设备插入，并能根据是D+还是D-被拉高来判断到底是什么设备（全速/低速）插入端口（全速、高速设备的区分在我将来的文章中描述）。如下图。
USB全速/高速设备上电连接
（Full-speed Device Cable and Resistor Connections）
检测到设备后，hub继续给设备供电，但并不急于与设备进行USB传输。
3. Host了解连接的设备
每个hub利用它自己的中断端点向主机报告它的各个端口的状态（对于这个过程，设备是看不到的，也不必关心），报告的内容只是hub端口的设备连接／断开的事件。如果有连接／断开事件发生，那么host会发送一个
Get_Port_Status请求(request)以了解更多hub上的信息。Get_Port_Status等请求属于所有hub都要求支持的hub类标准请求（standard hub-class requests）。
4.Hub检测所插入的设备是高速还是低速设备
hub通过检测USB总线空闲(Idle)时差分线的高低电压来判断所连接设备的速度类型，当host发来Get_Port_Status请求时，hub就可以将此设备的速度类型信息回复给host。（USB
2.0规范要求速度检测要先于复位（Reset）操作）。
5.hub复位设备
当主机获悉一个新的设备后，主机控制器就向hub发出一个 Set_Port_Feature请求让hub复位其管理的端口。hub通过驱动数据线到复位状态(D+和D-全为低电平 )，并持续至少10ms。当然，hub不会把这样的复位信号发送给其他已有设备连接的端口，所以其他连在该hub上的设备自然看不到复位信号，不受影响。
6.Host检测所连接的全速设备是否是支持高速模式
因为根据USB 2.0协议，高速（High Speed）设备在初始时是默认全速（Full Speed ）状态运行，所以对于一个支持USB 2.0的高速hub，当它发现它的端口连接的是一个全速设备时，会进行高速检测，看看目前这个设备是否还支持高速传输，如果是，那就切到高速信号模式，否则就一直在全速状态下工作。
同样的，从设备的角度来看，如果是一个高速设备，在刚连接bub或上电时只能用全速信号模式运行（根据USB 2.0协议，高速设备必须向下兼容USB 1.1的全速模式）。随后hub会进行高速检测，之后这个设备才会切换到告诉模式下工作。假如所连接的hub不支持USB
2.0，即不是高速hub，不能进行高速检测，设备将一直以全速工作。
高速设备检测的过程在我另外一篇文章（USB2.0速度识别）中有详细描述，这里不具体深入。
7.
Hub建立设备和主机之间的信息通道
主机不停得向hub发送 Get_Port_Status请求，以查询设备是否复位成功。Hub返回的报告信息中有专门的一位用来标志设备的复位状态。
当hub撤销了复位信号，设备就处于默认／空闲状态（Default state），准备着主机发来的请求。设备和主机之间的通信通过控制传输，默认地址0，端点号0进行。在此时，设备能从总线上得到的最大电流是100mA。
8.主机发送Get_Descriptor请求获取默认管道的最大包长度
默认管道（Default Pipe）在设备一端来看就是端点0。主机此时发送的请求是默认地址0，端点0，虽然所有位分配地址的设备都是通过地址0来获取主机发来的信息，但由于枚举过程不是多个设备并行处理，而是一次枚举一个设备的方式进行，所以不会发生多个设备同时响应主机发来的请求。
设备描述符的第8字节代表设备端点0的最大包大小。对于Windows系统来说，Get_Descriptor请求中的wLength一项都会设为64，虽然说设备所返回的设备描述符（Device Descriptor）长度只有18字节，但系统也不在乎，此时，描述符的长度信息对它来说是最重要的，其他的瞄一眼就过了。Windows系统还有个怪癖，当完成第一次的控制传输后，也就是完成控制传输的状态阶段，系统会要求hub对设备进行再一次的复位操作（USB规范里面可没这要求）。再次复位的目的是使设备进入一个确定的状态。
9.主机给设备分配一个地址
主机控制器通过Set_Address请求向设备分配一个唯一的地址。在完成这次传输之后，设备进入地址状态（Address state），之后就启用新地址继续与主机通信。这个地址对于设备来说是终生制的，设备在，地址在；设备消失（被拔出，复位，系统重启），地址被收回。同一个设备当再次被枚举后得到的地址不一定是上次那个了。
10.主机获取设备的信息
主机发送 Get_Descriptor请求到新地址读取设备描述符，这次主机发送Get_Descriptor请求可算是诚心，它会认真解析设备描述符的内容。设备描述符内信息包括端点0的最大包长度，设备所支持的配置（Configuration）个数，设备类型，VID（Vendor ID，由USB-IF分配）， PID（Product ID，由厂商自己定制）等信息。Get_Descriptor请求(Device
type)和设备描述符（已抹去VID，PID等信息）见下图：
标准Get_Descriptor请求
（Get_Descriptor Request）
之后主机发送Get_Descriptor请求，读取配置描述符（Configuration Descriptor），字符串等，逐一了解设备更详细的信息。事实上，对于配置描述符的标准请求中，有时wLength一项会大于实际配置描述符的长度（9字节），比如255。这样的效果便是：主机发送了一个Get_Descriptor_Configuration
的请求，设备会把接口描述符，端点描述符等后续描述符一并回给主机，主机则根据描述符头部的标志判断送上来的具体是何种描述符。
11.主机给设备挂载驱动（复合设备除外）
主机通过解析描述符后对设备有了足够的了解，会选择一个最合适的驱动给设备。在驱动的选择过程中，Windows系统会和系统inf文件里的厂商ID，产品ID，有时甚至用到设备返回来的产品版本号进行匹配。如果没有匹配的选项，Windows会根据设备返回来的类，子类，协议值信息选择。如果该设备以前在系统上成功枚举过，操作系统会根据以前记录的登记信息而非inf文件挂载驱动。当操作系统给设备指定了驱动之后，就由驱动来负责对设备的访问。
对于复合设备，通常应该是不同的接口（Interface）配置给不同的驱动，因此，需要等到当设备被配置并把接口使能后才可以把驱动挂载上去。
设备-配置-接口-端点关系见下图：
实际情况没有上述关系复杂。一般来说，一个设备就一个配置，一个接口，如果设备是多功能符合设备，则有多个接口。端点一般都有好几个，比如Mass Storage设备一般就有两个端点（控制端点0除外）。
12. 设备驱动选择一个配置
驱动（注意，这里是驱动，之后的事情都是有驱动来接管负责与设备的通信）根据前面设备回复的信息，发送Set_Configuration请求来正式确定选择设备的哪个配置（Configuration）作为工作配置（对于大多数设备来说，一般只有一个配置被定义）。至此，设备处于配置状态，当然，设备也应该使能它的各个接口（Interface）。
对于复合设备，主机会在这个时候根据设备接口信息，给它们挂载驱动。
13. 设备可使用
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写在最后：
写此文是为了自己对最近一段时间学习USB有个总结，也希望能让其他USB初学者有点小小的收获。本文主要参考来源是Jan
Axelson的Enumeration: How the Host Learns about Devices（http://www.lvr.com/usbcenum.htm）和Danny Simpson的An Overview of the Universal Serial Bus (USB) (http://www.sss-mag.com/usb.html)，并结合些自己的一些体会和理解，辅以图片。由于我自己也是刚接触USB不久，文中必有一些瑕疵，还请各位高手多多指教了:)
原文来自：http://apps.hi.baidu.com/share/detail/44244162
我们知道USB2.0向下兼容USB1.x，即高速2.0的hub能支持所有的速度类型的设备，而USB1.x的hub不能支持高速设备（High Speed Device）。因此，如果高速设备挂到USB1.x的hub上，那该设备只能工作在全速模式下。不管是hub还是设备（device），对于速度的区分是非常重要的，否则，后续的通信根本无法进行。
全速和低速识别
根据规范，全速（Full Speed）和低速（Low Speed）很好区分，因为在设备端有一个1.5k的上拉电阻，当设备插入hub或上电（固定线缆的USB设备）时，有上拉电阻的那根数据线就会被拉高，hub根据D+/D-上的电平判断所挂载的是全速设备还是低速设备。如下两图：
（Full-speed Device Cable and Resistor Connections）
USB低速设备上电连接
（Low-speed Device Cable and Resistor Connections）
高速识别
USB全速/低速识别相当简单，但USB2.0，USB1.x就一对数据线，不能像全速/低速那样仅依靠数据线上拉电阻位置就能识别USB第三种速度：高速。因此对于高速设备的识别就显得稍微复杂些。
高速设备初始是以一个全速设备的身份出现的，即和全速设备一样，D+线上有一个1.5k的上拉电阻。USB2.0的hub把它当作一个全速设备，之后，hub和设备通过一系列握手信号确认双方的身份。在这里对速度的检测是双向的，比如高速的hub需要检测所挂上来的设备是高速、全速还是低速，高速的设备需要检测所连上的hub是USB2.0的还是1.x的，如果是前者，就进行一系列动作切到高速模式工作，如果是后者，就以全速模式工作。
下图展示了一个高速设备连到USB2.0 hub上的情形：
hub检测到有设备插入/上电时，向主机通报，主机发送Set_Port_Feature请求让hub复位新插入的设备。设备复位操作是hub通过驱动数据线到复位状态SE0(Single-ended 0，即D+和D-全为低电平)，并持续至少10ms。
高速设备看到复位信号后，通过内部的电流源向D-线持续灌大小为17.78mA电流。因为此时高速设备的1.5k上拉电阻还未撤销，在hub端，全速/低速驱动器形成一个阻抗为45欧姆(Ohm)的终端电阻，2电阻并联后仍是45欧姆左右的阻抗，所以在hub端看到一个约800mV的电压（45欧姆*17.78mA），这就是Chirp
K信号。Chirp K信号的持续时间是1ms~7ms。
在hub端，虽然下达了复位信号，并一直驱动着SE0，但USB2.0的高速接收器一直在检测Chirp K信号，如果没有Chirp
K信号看到，就继续复位操作,直到复位结束，之后就在全速模式下操作。如果只是一个全速的hub，不支持高速操作，那么该hub不理会设备发送的Chirp K信号，之后设备也不会切换到高速模式。
设备发送的Chirp K信号结束后100us内，hub必须开始回复一连串的KJKJKJ….序列，向设备表明这是一个USB2.0的hub。这里的KJ序列是连续的，中间不能间断，而且每个K或J的持续时间在40us~60us之间。KJ序列停止后的100~500us内结束复位操作。hub发送Chirp
KJ序列的方式和设备一样，通过电流源向差分数据线交替灌17.78mA的电流实现。
再回到设备端来。设备检测到6个hub发出的Chirp信号后（3对KJ序列），它必须在500us内切换到高速模式。切换动作有：
1. 断开1.5k的上拉电阻。
2. 连接D+/D-上的高速终端电阻（high-speed termination），实际上就是全速/低速差分驱动器。
3. 进入默认的高速状态。
执行1，2两步后，USB信号线上看到的现象就发生变化了：hub发送出来的Chirp KJ序列幅值降到了原先的一半，400mV。这是因为设备端挂载新的终端电阻后，配上原先hub端的终端电阻，并联后的阻抗是22.5欧姆。400mV就是由17.78mA*22.5Ohm得来。以后高速操作的信号幅值就是400mV而不像全速/低速那样的3V。
至此，高速设备与USB2.0 hub握手完毕，进行后续的480Mbps高速信号通信。
最后附上几幅实际USB高速识别的示波器抓图，图中蓝色信号是D+,黄色信号是D-。
1.数据线D+在T点之前挂上1.5K电阻，在T点被host拉成SE0状态。在近2ms后，设备发送第一个Chirp K，向host通知说：我是一个高速设备，如果可能，请用高速方式与我通信。其幅度是800mV（17.78mA * (45Ohm ||1.5kOhm)
= 800mV，见上文解释）。在这里，Chirp K的持续时间是2.13ms（a，b两点之间）。
2.这幅图显示了host发出的chirp KJ信号的幅度，头几个KJ是800mv（a，b之间），随后的是400mV。图中可以看到设备在收到第三个chirp J（蓝色短条）后马上把1.5k电阻取消，导致chirp J的幅值下降到400mV。(17.78mA * (45Ohm ||45Ohm)
= 17.78mA * 22.5Ohm = 400mV)
3.量测了一个chirp J的宽度：43.5us。
最后附上一张来自Don Anderson的USB System Architecture里的USB HS接口图：
原文来自 http://hi.baidu.com/doyanger/blog/item/af45d995dd64f419d31b704d.html