分析原因可能是：
服务器上的文件最后修改时间比当前时钟要晚
解决办法：
用touch 命令把源程序的时间戳改一下
find . -type f -exec touch {} \
或者
touch *一下再重新编译
再补充一点：如果你用的是虚拟机，那么有可能make文件的时间戳是windows上的，而你的虚拟机上的时间比windows上的慢，也就是说你用虚拟机make的时候linux发现此文件的修改时间比当前linux的时间还要快，所以系统会发出警告。手动把虚拟机上的时间调整为与windows上的同步或者更靠前就可以了。
start_file, fixup_file
这些选项指定在引导之前传输到Videocore GPU的固件文件。
start_file指定要使用的Videocore（VC4）固件文件。 fixup_file指定用于修复start_file中用于匹配GPU内存拆分的内存位置的文件。 请注意，start_file和fixup_file是匹配对 - 使用不匹配的文件将阻止启动板。 这是一个高级选项，因此我们建议您使用start_x和start_debug而不是此选项。
start_x, start_debug
这些提供了一些替代start_file和fixup_file设置的快捷方式，是选择固件配置的推荐方法。
start_x = 1表示start_file = start_x.elf fixup_file = fixup_x.dat
start_debug = 1表示start_file = start_db.elf fixup_file = fixup_db.dat
使用相机模块时应指定start_x = 1。 通过raspi-config启用相机将自动设置。
disable_commandline_tags
将disable_commandline_tags命令设置为1可以在启动内核之前停止start.elf填充ATAGS（内存从0x100）。
cmdline
cmdline是引导分区上的备用文件名，用于读取内核命令行字符串默认值为cmdline.txt。
kernel
kernel是加载内核时启动分区上的备用文件名。 Pi 1，Pi Zero和Compute Module上的默认值是kernel.img，而Pi 2，Pi 3和Compute Module 3上的默认值是kernel7.img。 如果在Pi 3或计算模块3上存在kernel8.img，它将被优先加载并以64位模式进入。 注意：这必须是未压缩的内核映像文件。
kernel_address
kernel_address是应加载内核映像的内存地址。 默认情况下，32位内核加载到地址0x8000，将64位内核加载到0x80000。 如果设置了kernel_old，则将内核加载到地址0x0。
kernel_old
设置为1将内核加载到内存地址0x0处。
ramfsfile
ramfsfile是启动分区上要加载的ramfs的可选文件名。
ramfsaddr
ramfsfile被加载的内存地址
initramfs
initramfs命令指定ramfs文件名和要加载它的内存地址。 它在一个参数中执行ramfsfile和ramfsaddr的 *** 作。 地址也可以是followkernel（或0），以便在内核映像之后将其放入内存中。 示例值为：initramfs initramf.gz 0x00800000或initramfs init.gz followkernel。 注意：此选项使用与所有其他选项不同的语法，您不应在此处使用=字符。
init_uart_baud
初始UART波特率，默认值为115200.
init_uart_clock
init_uart_clock是初始UART时钟频率。 默认值为48000000（48MHz）。 请注意，此时钟仅适用于UART0（Linux中的ttyAMA0），并且UART的最大波特率限制为时钟的1/16。 Pi 3和Pi Zero上的默认UART是UART1（Linux中的ttyS0），其时钟是核心VPU时钟 - 至少250MHz。
bootcode_delay
在加载start.elf之前，bootcode_delay命令在bootcode.bin中延迟给定的秒数，默认值为0。
这对于在读取监视器的EDID之前插入延迟特别有用，例如，如果Pi和监视器由相同的源供电，但监视器需要比Pi启动更长的时间。 如果在初始引导时显示检测错误，但在不断开显示器电源的情况下软重启Pi检测正确，则尝试设置此值。
boot_delay
boot_delay命令指示在加载内核之前在start.elf中等待给定的秒数：默认值为1.总延迟（以毫秒为单位）计算为（1000 x boot_delay）+ boot_delay_ms。 如果您的SD卡需要一段时间做好准备才能让Linux从它启动，这将非常有用。
boot_delay_ms
boot_delay_ms结合boot_delay决定在加载内核之前，在start.elf中与一起等待的毫秒数。 默认值为0。
disable_splash
如果disable_splash设置为1，则彩虹启动屏幕将不会在启动时显示。 默认值为0。
中断与定时器:中断的概念:指CPU在执行过程中，出现某些突发事件急待处理，CPU暂停执行当前程序，转去处理突发事件
，处理完后CPU又返回原程序被中断的位置继续执行
中断的分类:内部中断和外部中断
内部中断:中断源来自CPU内部(软件中断指令、溢出、触发错误等)
外部中断:中断源来自CPU外部，由外设提出请求
屏蔽中断和不可屏蔽中断:
可屏蔽中断:可以通过屏蔽字被屏蔽，屏蔽后，该中断不再得到响应
不可平布中断:不能被屏蔽
向量中断和非向量中断:
向量中断:CPU通常为不同的中断分配不同的中断号，当检测到某中断号的中断到来后，就自动跳转到与该中断号对应的地址执行
非向量中断:多个中断共享一个入口地址。进入该入口地址后再通过软件判断中断标志来识别具体哪个是中断
也就是说向量中断由软件提供中断服务程序入口地址，非向量中断由软件提供中断入口地址
/*典型的非向量中断首先会判断中断源，然后调用不同中断源的中断处理程序*/
irq_handler()
{
...
int int_src = read_int_status()/*读硬件的中断相关寄存器*/
switch(int_src){//判断中断标志
case DEV_A:
dev_a_handler()
break
case DEV_B:
dev_b_handler()
break
...
default:
break
}
...
}
定时器中断原理:
定时器在硬件上也以来中断，PIT(可编程间隔定时器)接收一个时钟输入，
当时钟脉冲到来时，将目前计数值增1并与已经设置的计数值比较，若相等，证明计数周期满，产生定时器中断，并
复位计数值。
如下图所示:
Linux中断处理程序架构:
Linux将中断分为:顶半部(top half)和底半部(bottom half)
顶板部:完成尽可能少的比较紧急的功能，它往往只是简单的读取寄存器中的中断状态并清除中断标志后就进行
“登记中断”(也就是将底半部处理程序挂在到设备的底半部执行队列中)的工作
特点：响应速度快
底半部:中断处理的大部分工作都在底半部，它几乎做了中断处理程序的所有事情。
特点：处理相对来说不是非常紧急的事件
小知识:Linux中查看/proc/interrupts文件可以获得系统中断的统计信息。
如下图所示:
第一列是中断号 第二列是向CPU产生该中断的次数
介绍完相关基础概念后，让我们一起来探讨一下Linux中断编程
Linux中断编程:
1.申请和释放中断
申请中断:
int request_irq(unsigned int irq,irq_handler_t handler,
unsigned long irqflags,const char *devname,void *dev_id)
参数介绍:irq是要申请的硬件中断号
handler是向系统登记的中断处理程序(顶半部)，是一个回调函数，中断发生时，系统调用它，将
dev_id参数传递给它
irqflags:是中断处理的属性,可以指定中断的触发方式和处理方式:
触发方式:IRQF_TRIGGER_RISING、IRQF_TRIGGER_FALLING、IRQF_TRIGGER_HIGH、IRQF_TRIGGER_LOW
处理方式:IRQF_DISABLE表明中断处理程序是快速处理程序，快速处理程序被调用时屏蔽所有中断
IRQF_SHARED表示多个设备共享中断,dev_id在中断共享时会用到，一般设置为NULL
返回值:为0表示成功，返回-EINVAL表示中断号无效，返回-EBUSY表示中断已经被占用，且不能共享
顶半部的handler的类型irq_handler_t定义为
typedef irqreturn_t (*irq_handler_t)(int,void*)
typedef int irqreturn_t
2.释放IRQ
有请求当然就有释放了
void free_irq(unsigned int irq,void *dev_id)
参数定义与request_irq类似
3.使能和屏蔽中断
void disable_irq(int irq)//等待目前中断处理完成(最好别在顶板部使用，你懂得)
void disable_irq_nosync(int irq)//立即返回
void enable_irq(int irq)//
4.屏蔽本CPU内所有中断:
#define local_irq_save(flags)...//禁止中断并保存状态
void local_irq_disable(void)//禁止中断，不保存状态
下面来分别介绍一下顶半部和底半部的实现机制
底半部机制:
简介:底半部机制主要有tasklet、工作队列和软中断
1.底半部是想方法之一tasklet
(1)我们需要定义tasklet机器处理器并将两者关联
例如:
void my_tasklet_func(unsigned long)/*定义一个处理函数*/
DECLARE_TASKLET(my_tasklet,my_tasklet_func,data)
/*上述代码定义了名为my_tasklet的tasklet并将其余
my_tasklet_func()函数绑定，传入的参数为data*/
(2)调度
tasklet_schedule(&my_tasklet)
//使用此函数就能在是当的时候进行调度运行
tasklet使用模板:
/*定义tasklet和底半部函数并关联*/
void xxx_do_tasklet(unsigned long)
DECLARE_TASKLET(xxx_tasklet,xxx_do_tasklet,0)
/*中断处理底半部*/
void xxx_do_tasklet(unsigned long)
{
...
}
/*中断处理顶半部*/
irqreturn_t xxx_interrupt(int irq,void *dev_id)
{
...
tasklet_schedule(&xxx_tasklet)//调度地板部
...
}
/*设备驱动模块加载函数*/
int __init xxx_init(void)
{
...
/*申请中断*/
result = request_irq(xxx_irq,xxx_interrupt,
IRQF_DISABLED,"xxx",NULL)
...
return IRQ_HANDLED
}
/*设备驱动模块卸载函数*/
void __exit xxx_exit(void)
{
...
/*释放中断*/
free_irq(xxx_irq,xxx_interrupt)
...
}
2.底半部实现方法之二---工作队列
使用方法和tasklet类似
相关 *** 作:
struct work_struct my_wq/*定义一个工作队列*/
void my_wq_func(unsigned long)/*定义一个处理函数*/
通过INIT_WORK()可以初始化这个工作队列并将工作队列与处理函数绑定
INIT_WORK(&my_wq,(void (*)(void *))my_wq_func,NULL)
/*初始化工作队列并将其与处理函数绑定*/
schedule_work(&my_wq)/*调度工作队列执行*/
/*工作队列使用模板*/
/*定义工作队列和关联函数*/
struct work_struct(unsigned long)
void xxx_do_work(unsigned long)
/*中断处理底半部*/
void xxx_do_work(unsigned long)
{
...
}
/*中断处理顶半部*/
/*中断处理顶半部*/
irqreturn_t xxx_interrupt(int irq,void *dev_id)
{
...
schedule_work(&my_wq)//调度底半部
...
return IRQ_HANDLED
}
/*设备驱动模块加载函数*/
int xxx_init(void)
{
...
/*申请中断*/
result = request_irq(xxx_irq,xxx_interrupt,
IRQF_DISABLED,"xxx",NULL)
...
/*初始化工作队列*/
INIT_WORK(&my_wq,(void (*)(void *))xxx_do_work,NULL)
}
/*设备驱动模块卸载函数*/
void xxx_exit(void)
{
...
/*释放中断*/
free_irq(xxx_irq,xxx_interrupt)
...
}
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