导航

但你开发模块时，Linux内核就是你所需一切的源头。然而，它相当大，你可能在查找你所要的内容时会有困难。幸运的是，在庞大的代码库面前，有许多工具使这个过程变得简单。首先，是Cscope —— 在终端中运行的一个比较经典的工具。你所要做的，就是在内核源代码的顶级目录中运行make cscope && cscope。Cscope和Vim以及Emacs整合得很好，因此你可以在你最喜爱的编辑器中使用它。

如果基于终端的工具不是你的最爱，那么就访问http://lxr.free-electrons.com吧。它是一个基于web的内核导航工具，即使它的功能没有Cscope来得多例如，你不能方便地找到函数的用法），但它仍然提供了足够多的快速查询功能。

现在是时候来编译模块了。你需要你正在运行的内核版本头文件linux-headers，或者等同的软件包）和build-essential或者类似的包）。接下来，该创建一个标准的Makefile模板：

  1. obj-m += reverse.oall:make -C /lib/modules/$(shell uname -r)/build M=$(PWD) modulesclean:make -C /lib/modules/$(shell uname -r)/build M=$(PWD) clean

现在，调用make来构建你的第一个模块。如果你输入的都正确，在当前目录内会找到reverse.ko文件。使用sudo insmod reverse.ko插入内核模块，然后运行如下命令：

  1. $ dmesg | tail -1[ 5905.042081] reverse device has been registered, buffer size is 8192 bytes

恭喜了！然而，目前这一行还只是假象而已 —— 还没有设备节点呢。让我们来搞定它。

混杂设备

在Linux中，有一种特殊的字符设备类型，叫做“混杂设备”或者简称为“misc”）。它是专为单一接入点的小型设备驱动而设计的，而这正是我们所需要的。所有混杂设备共享同一个主设备号10），因此一个驱动(drivers/char/misc.c）就可以查看它们所有设备了，而这些设备用次设备号来区分。从其他意义来说，它们只是普通字符设备。

要为该设备注册一个次设备号以及一个接入点），你需要声明struct misc_device，填上所有字段注意语法），然后使用指向该结构的指针作为参数来调用misc_register()。为此，你也需要包含linux/miscdevice.h头文件：

  1. static struct miscdevice reverse_misc_device = {.minor = MISC_DYNAMIC_MINOR,.name = "reverse",.fops = &reverse_fops};static int __init reverse_init(){...misc_register(&reverse_misc_device);printk(KERN_INFO ...}

这儿，我们为名为“reverse”的设备请求一个第一个可用的动态的）次设备号；省略号表明我们之前已经见过的省略的代码。别忘了在模块卸下后注销掉该设备。

  1. static void __exit reverse_exit(void){misc_deregister(&reverse_misc_device);...}

‘fops’字段存储了一个指针，指向一个file_operations结构在Linux/fs.h中声明），而这正是我们模块的接入点。reverse_fops定义如下：

  1. static struct file_operations reverse_fops = {.owner = THIS_MODULE,.open = reverse_open,....llseek = noop_llseek};

另外，reverse_fops包含了一系列回调函数也称之为方法），当用户空间代码打开一个设备，读写或者关闭文件描述符时，就会执行。如果你要忽略这些回调，可以指定一个明确的回调函数来替代。这就是为什么我们将llseek设置为noop_llseek()，顾名思义）它什么都不干。这个默认实现改变了一个文件指针，而且我们现在并不需要我们的设备可以寻址这是今天留给你们的家庭作业）。

关闭和打开

让我们来实现该方法。我们将给每个打开的文件描述符分配一个新的缓冲区，并在它关闭时释放。这实际上并不安全：如果一个用户空间应用程序泄漏了描述符也许是故意的），它就会霸占RAM，并导致系统不可用。在现实世界中，你总得考虑到这些可能性。但在本教程中，这种方法不要紧。

我们需要一个结构函数来描述缓冲区。内核提供了许多常规的数据结构：链接列表双联的），哈希表，树等等之类。不过，缓冲区常常从头设计。我们将调用我们的“struct buffer”：

  1. struct buffer {char *data, *end, *read_ptr;unsigned long size;};

data是该缓冲区存储的一个指向字符串的指针，而end指向字符串结尾后的第一个字节。read_ptr是read()开始读取数据的地方。缓冲区的size是为了保证完整性而存储的 —— 目前，我们还没有使用该区域。你不能假设使用你结构体的用户会正确地初始化所有这些东西，所以最好在函数中封装缓冲区的分配和收回。它们通常命名为buffer_alloc()和buffer_free()。

static struct buffer buffer_alloc(unsigned long size) { struct buffer *buf; buf = kzalloc(sizeof(buf), GFP_KERNEL); if (unlikely(!buf)) goto out; … out: return buf; }

内核内存使用kmalloc()来分配，并使用kfree()来释放；kzalloc()的风格是将内存设置为全零。不同于标准的malloc()，它的内核对应部分收到的标志指定了第二个参数中请求的内存类型。这里，GFP_KERNEL是说我们需要一个普通的内核内存不是在DMA或高内存区中）以及如果需要的话函数可以睡眠重新调度进程）。sizeof(*buf)是一种常见的方式，它用来获取可通过指针访问的结构体的大小。

你应该随时检查kmalloc()的返回值：访问NULL指针将导致内核异常。同时也需要注意unlikely()宏的使用。它及其相对宏likely()）被广泛用于内核中，用于表明条件几乎总是真的或假的）。它不会影响到控制流程，但是能帮助现代处理器通过分支预测技术来提升性能。

最后，注意goto语句。它们常常为认为是邪恶的，但是，Linux内核以及一些其它系统软件）采用它们来实施集中式的函数退出。这样的结果是减少嵌套深度，使代码更具可读性，而且非常像更高级语言中的try-catch区块。

有了buffer_alloc()和buffer_free()，open和close方法就变得很简单了。

  1. static int reverse_open(struct inode *inode, struct file *file){int err = 0;file->private_data = buffer_alloc(buffer_size);...return err;}

struct file是一个标准的内核数据结构，用以存储打开的文件的信息，如当前文件位置file->f_pos)、标志(file->f_flags），或者打开模式file->f_mode)等。另外一个字段file->privatedata用于关联文件到一些专有数据，它的类型是void *，而且它在文件拥有者以外，对内核不透明。我们将一个缓冲区存储在那里。

如果缓冲区分配失败，我们通过返回否定值-ENOMEM）来为调用的用户空间代码标明。一个C库中调用的open(2)系统调用(如glibc)将会检测这个并适当地设置errno 。

学习如何读和写

“read”和“write”方法是真正完成工作的地方。当数据写入到缓冲区时，我们放弃之前的内容和反向地存储该字段，不需要任何临时存储。read方法仅仅是从内核缓冲区复制数据到用户空间。但是如果缓冲区还没有数据，revers_eread()会做什么呢？在用户空间中，read()调用会在有可用数据前阻塞它。在内核中，你就必须等待。幸运的是，有一项机制用于处理这种情况，就是‘wait queues’。

想法很简单。如果当前进程需要等待某个事件，它的描述符struct task_struct存储‘current’信息）被放进非可运行睡眠中）状态，并添加到一个队列中。然后schedule()就被调用来选择另一个进程运行。生成事件的代码通过使用队列将等待进程放回TASK_RUNNING状态来唤醒它们。调度程序将在以后在某个地方选择它们之一。Linux有多种非可运行状态，最值得注意的是TASK_INTERRUPTIBLE一个可以通过信号中断的睡眠）和TASK_KILLABLE一个可被杀死的睡眠中的进程）。所有这些都应该正确处理，并等待队列为你做这些事。

一个用以存储读取等待队列头的天然场所就是结构缓冲区，所以从为它添加wait_queue_headt read\queue字段开始。你也应该包含linux/sched.h头文件。可以使用DECLARE_WAITQUEUE()宏来静态声明一个等待队列。在我们的情况下，需要动态初始化，因此添加下面这行到buffer_alloc()：

  1. init_waitqueue_head(&buf->read_queue);

我们等待可用数据；或者等待read_ptr != end条件成立。我们也想要让等待操作可以被中断如，通过Ctrl+C）。因此，“read”方法应该像这样开始：

  1. static ssize_t reverse_read(struct file *file, char __user * out,size_t size, loff_t * off){struct buffer *buf = file->private_data;ssize_t result;while (buf->read_ptr == buf->end) {if (file->f_flags & O_NONBLOCK) {result = -EAGAIN;goto out;}if (wait_event_interruptible(buf->read_queue, buf->read_ptr != buf->end)) {result = -ERESTARTSYS;goto out;}}...

我们让它循环，直到有可用数据，如果没有则使用wait_event_interruptible()它是一个宏，不是函数，这就是为什么要通过值的方式给队列传递）来等待。好吧，如果wait_event_interruptible()被中断，它返回一个非0值，这个值代表-ERESTARTSYS。这段代码意味着系统调用应该重新启动。file->f_flags检查以非阻塞模式打开的文件数：如果没有数据，返回-EAGAIN。

我们不能使用if()来替代while()，因为可能有许多进程正等待数据。当write方法唤醒它们时，调度程序以不可预知的方式选择一个来运行，因此，在这段代码有机会执行的时候，缓冲区可能再次空出。现在，我们需要将数据从buf->data 复制到用户空间。copy_to_user()内核函数就干了此事：

  1.    size = min(size, (size_t) (buf->end - buf->read_ptr));if (copy_to_user(out, buf->read_ptr, size)) {result = -EFAULT;goto out;}

如果用户空间指针错误，那么调用可能会失败；如果发生了此事，我们就返回-EFAULT。记住，不要相信任何来自内核外的事物！

  1.    buf->read_ptr += size;result = size;out:return result;}

为了使数据在任意块可读，需要进行简单运算。该方法返回读入的字节数，或者一个错误代码。

写方法更简短。首先，我们检查缓冲区是否有足够的空间，然后我们使用copy_from_userspace()函数来获取数据。再然后read_ptr和结束指针会被重置，并且反转存储缓冲区内容：

  1. buf->end = buf->data + size;buf->read_ptr = buf->data;if (buf->end > buf->data)reverse_phrase(buf->data, buf->end - 1);

这里， reverse_phrase()干了所有吃力的工作。它依赖于reverse_word()函数，该函数相当简短并且标记为内联。这是另外一个常见的优化；但是，你不能过度使用。因为过多的内联会导致内核映像徒然增大。

最后，我们需要唤醒read_queue中等待数据的进程，就跟先前讲过的那样。wake_up_interruptible()就是用来干此事的：

  1.     wake_up_interruptible(&buf->read_queue);

耶！你现在已经有了一个内核模块，它至少已经编译成功了。现在，是时候来测试了。


共3页: 上一页123下一页

相关内容