学习内核编程的最简单的方式也许就是写个内核模块：一段可以动态加载进内核的代码。模块所能做的事是有限的——例如，他们不能在类似进程描述符这样的公共数据结构中增减字段（LCTT译注：可能会破坏整个内核及系统的功能）。但是，在其它方面，他们是成熟的内核级的代码，可以在需要时随时编译进内核（这样就可以摒弃所有的限制了）。完全可以在Linux源代码树以外来开发并编译一个模块（这并不奇怪，它称为树外开发），如果你只是想稍微玩玩，而并不想提交修改以包含到主线内核中去，这样的方式是很方便的。
由于大多数的Linux内核模块是用C写的（除了底层的特定于体系结构的部分），所以推荐你将你的模块以单一文件形式保存（例如，reverse.c）。我们已经把完整的源代码放在GitHub上——这里我们将看其中的一些片段。开始时，我们先要包含一些常见的文件头，并用预定义的宏来描述模块：
这里一切都直接明了，除了MODULE_LICENSE()：它不仅仅是一个标记。内核坚定地支持GPL兼容代码，因此如果你把许可证设置为其它非GPL兼容的（如，“Proprietary”[专利]），某些特定的内核功能将在你的模块中不可用。
内核编程很有趣，但是在现实项目中写（尤其是调试）内核代码要求特定的技巧。通常来讲，在没有其它方式可以解决你的问题时，你才应该在内核级别解决它。以下情形中，可能你在用户空间中解决它更好：
module_exit(reverse_exit);
这里，我们定义的函数被称为模块的插入和删除。只有第一个的插入函数是必要的。目前，它们只是打印消息到内核环缓冲区（可以在用户空间通过dmesg命令访问）；KERN_INFO是日志级别（注意，没有逗号）。__init和__exit是属性 —— 联结到函数（或者变量）的元数据片。属性在用户空间的C代码中是很罕见的，但是内核中却很普遍。所有标记为__init的，会在初始化后释放内存以供重用（还记得那条过去内核的那条“Freeing unused kernel memory…[释放未使用的内核内存……]”信息吗？）。__exit表明，当代码被静态构建进内核时，该函数可以安全地优化了，不需要清理收尾。最后，module_init()和module_exit()这两个宏将reverse_init()和reverse_exit()函数设置成为我们模块的生命周期回调函数。实际的函数名称并不重要，你可以称它们为init()和exit()，或者start()和stop()，你想叫什么就叫什么吧。他们都是静态声明，你在外部模块是看不到的。事实上，内核中的任何函数都是不可见的，除非明确地被导出。然而，在内核程序员中，给你的函数加上模块名前缀是约定俗成的。
这些都是些基本概念 – 让我们来做更多有趣的事情吧。模块可以接收参数，就像这样：
# modprobe foo bar=1
modinfo命令显示了模块接受的所有参数，而这些也可以在/sys/module//parameters下作为文件使用。我们的模块需要一个缓冲区来存储参数 —— 让我们把这大小设置为用户可配置。在MODULE_DESCRIPTION()下添加如下三行：
static unsigned long buffer_size = 8192;
module_param(buffer_size, ulong, (S_IRUSR | S_IRGRP | S_IROTH));
MODULE_PARM_DESC(buffer_size, "Internal buffer size");
这儿，我们定义了一个变量来存储该值，封装成一个参数，并通过sysfs来让所有人可读。这个参数的描述（最后一行）出现在modinfo的输出中。
由于用户可以直接设置buffer_size，我们需要在reverse_init()来清除无效取值。你总该检查来自内核之外的数据 —— 如果你不这么做，你就是将自己置身于内核异常或安全漏洞之中。
static int __init reverse_init()
{
if (!buffer_size)
return -1;
printk(KERN_INFO
"reverse device has been registered, buffer size is %lu bytes\n",
buffer_size);
return 0;
}
来自模块初始化函数的非0返回值意味着模块执行失败。
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：
obj-m += reverse.o
all:
make -C /lib/modules/$(shell uname -r)/build M=$(PWD) modules
clean:
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：
$ 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：
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。
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：
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”：
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。
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()：
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：
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：
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！
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：
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：
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。
调试内核代码
或许，内核中最常见的调试方法就是打印。如果你愿意，你可以使用普通的printk() （假定使用KERN_DEBUG日志等级）。然而，那儿还有更好的办法。如果你正在写一个设备驱动，这个设备驱动有它自己的“struct device”，可以使用pr_debug()或者dev_dbg()：它们支持动态调试（dyndbg）特性，并可以根据需要启用或者禁用（请查阅Documentation/dynamic-debug-howto.txt）。对于单纯的开发消息，使用pr_devel()，除非设置了DEBUG，否则什么都不会做。要为我们的模块启用DEBUG，请添加以下行到Makefile中：
CFLAGS_reverse.o := -DDEBUG
完了之后，使用dmesg来查看pr_debug()或pr_devel()生成的调试信息。 或者，你可以直接发送调试信息到控制台。要想这么干，你可以设置console_loglevel内核变量为8或者更大的值（echo 8 /proc/sys/kernel/printk），或者在高日志等级，如KERN_ERR，来临时打印要查询的调试信息。很自然，在发布代码前，你应该移除这样的调试声明。
注意内核消息出现在控制台，不要在Xterm这样的终端模拟器窗口中去查看；这也是在内核开发时，建议你不在X环境下进行的原因。
惊喜，惊喜！
编译模块，然后加载进内核：
$ make
$ sudo insmod reverse.ko buffer_size=2048
$ lsmod
reverse 2419 0
$ ls -l /dev/reverse
crw-rw-rw- 1 root root 10, 58 Feb 22 15:53 /dev/reverse
一切似乎就位。现在，要测试模块是否正常工作，我们将写一段小程序来翻转它的第一个命令行参数。main()（再三检查错误）可能看上去像这样：
int fd = open("/dev/reverse", O_RDWR);
write(fd, argv[1], strlen(argv[1]));
read(fd, argv[1], strlen(argv[1]));
printf("Read: %s\n", argv[1]);
像这样运行：
$ ./test 'A quick brown fox jumped over the lazy dog'
Read: dog lazy the over jumped fox brown quick A
它工作正常！玩得更逗一点：试试传递单个单词或者单个字母的短语，空的字符串或者是非英语字符串（如果你有这样的键盘布局设置），以及其它任何东西。
现在，让我们让事情变得更好玩一点。我们将创建两个进程，它们共享一个文件描述符（及其内核缓冲区）。其中一个会持续写入字符串到设备，而另一个将读取这些字符串。在下例中，我们使用了fork(2)系统调用，而pthreads也很好用。我也省略打开和关闭设备的代码，并在此检查代码错误（又来了）：
char *phrase = "A quick brown fox jumped over the lazy dog";
if (fork())
/* Parent is the writer */
while (1)
write(fd, phrase, len);
else
/* child is the reader */
while (1) {
read(fd, buf, len);
printf("Read: %s\n", buf);
}
你希望这个程序会输出什么呢？下面就是在我的笔记本上得到的东西：
Read: dog lazy the over jumped fox brown quick A
Read: A kcicq brown fox jumped over the lazy dog
Read: A kciuq nworb xor jumped fox brown quick A
Read: A kciuq nworb xor jumped fox brown quick A
...
这里发生了什么呢？就像举行了一场比赛。我们认为read和write是原子操作，或者从头到尾一次执行一个指令。然而，内核确实无序并发的，随便就重新调度了reverse_phrase()函数内部某个地方运行着的写入操作的内核部分。如果在写入操作结束前就调度了read()操作呢？就会产生数据不完整的状态。这样的bug非常难以找到。但是，怎样来处理这个问题呢？
基本上，我们需要确保在写方法返回前没有read方法能被执行。如果你曾经编写过一个多线程的应用程序，你可能见过同步原语（锁），如互斥锁或者信号。Linux也有这些，但有些细微的差别。内核代码可以运行进程上下文（用户空间代码的“代表”工作，就像我们使用的方法）和终端上下文（例如，一个IRQ处理线程）。如果你已经在进程上下文中和并且你已经得到了所需的锁，你只需要简单地睡眠和重试直到成功为止。在中断上下文时你不能处于休眠状态，因此代码会在一个循环中运行直到锁可用。关联原语被称为自旋锁，但在我们的环境中，一个简单的互斥锁 —— 在特定时间内只有唯一一个进程能“占有”的对象 —— 就足够了。处于性能方面的考虑，现实的代码可能也会使用读-写信号。
锁总是保护某些数据（在我们的环境中，是一个“struct buffer”实例），而且也常常会把它们嵌入到它们所保护的结构体中。因此，我们添加一个互斥锁（‘struct mutex lock’）到“struct buffer”中。我们也必须用mutex_init()来初始化互斥锁；buffer_alloc是用来处理这件事的好地方。使用互斥锁的代码也必须包含linux/mutex.h。
互斥锁很像交通信号灯 —— 要是司机不看它和不听它的，它就没什么用。因此，在对缓冲区做操作并在操作完成时释放它之前，我们需要更新reverse_read()和reverse_write()来获取互斥锁。让我们来看看read方法 —— write的工作原理相同：
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;
if (mutex_lock_interruptible(&buf->lock)) {
result = -ERESTARTSYS;
goto out;
}
我们在函数一开始就获取锁。mutex_lock_interruptible()要么得到互斥锁然后返回，要么让进程睡眠，直到有可用的互斥锁。就像前面一样，_interruptible后缀意味着睡眠可以由信号来中断。
while (buf->read_ptr == buf->end) {
mutex_unlock(&buf->lock);
/* ... wait_event_interruptible() here ... */
if (mutex_lock_interruptible(&buf->lock)) {
result = -ERESTARTSYS;
goto out;
}
}
下面是我们的“等待数据”循环。当获取互斥锁时，或者发生称之为“死锁”的情境时，不应该让进程睡眠。因此，如果没有数据，我们释放互斥锁并调用wait_event_interruptible()。当它返回时，我们重新获取互斥锁并像往常一样继续：
if (copy_to_user(out, buf->read_ptr, size)) {
result = -EFAULT;
goto out_unlock;
}
...
out_unlock:
mutex_unlock(&buf->lock);
out:
return result;
最后，当函数结束，或者在互斥锁被获取过程中发生错误时，互斥锁被解锁。重新编译模块（别忘了重新加载），然后再次进行测试。现在你应该没发现毁坏的数据了。
接下来是什么？
现在你已经尝试了一次内核黑客。我们刚刚为你揭开了这个话题的外衣，里面还有更多东西供你探索。我们的第一个模块有意识地写得简单一点，在从中学到的概念在更复杂的环境中也一样。并发、方法表、注册回调函数、使进程睡眠以及唤醒进程，这些都是内核黑客们耳熟能详的东西，而现在你已经看过了它们的运作。或许某天，你的内核代码也将被加入到主线Linux源代码树中 —— 如果真这样，请联系我们！