内容简介：
Linux 拥有现代操作系统所有的功能，如真正的抢先式多任务处理、支持多用户，内存保护，虚拟内存，支持SMP、UP，符合POSIX标准，联网、图形用户接口和桌面环境。具有快速性、稳定性等特点。本书通过分析Linux的内核源代码，充分揭示了Linux作为操作系统的内核是如何完成保证系统正常运行、协调多个并发进程、管理内存等工作的。现实中，能让人自由获取的系统源代码并不多，通过本书的学习，将大大有助于读者编写自己的新程序。
第一部分 Linux 内核源代码
arch/i386/kernel/entry.S 2 arch/i386/kernel/init_task.c 8 arch/i386/kernel/irq.c 8 arch/i386/kernel/irq.h 19 arch/i386/kernel/process.c 22 arch/i386/kernel/signal.c 30 arch/i386/kernel/smp.c 38 arch/i386/kernel/time.c 58 arch/i386/kernel/traps.c 65 arch/i386/lib/delay.c 73 arch/i386/mm/fault.c 74 arch/i386/mm/init.c 76 fs/binfmt-elf.c 82 fs/binfmt_Java.c 96 fs/exec.c 98 include/asm-generic/smplock.h 107 include/asm-i386/atomic.h 108 include/asm-i386/current.h 109 include/asm-i386/dma.h 109 include/asm-i386/elf.h 113 include/asm-i386/hardirq.h 114 include/asm-i386/page.h 114 include/asm-i386/pgtable.h 115 include/asm-i386/ptrace.h 122 include/asm-i386/semaphore.h 123 include/asm-i386/shmparam.h 124 include/asm-i386/sigcontext.h 125 include/asm-i386/siginfo.h 125 include/asm-i386/signal.h 127 include/asm-i386/smp.h 130 include/asm-i386/softirq.h 132 include/asm-i386/spinlock.h 133 include/asm-i386/system.h 137 include/asm-i386/uAccess.h 139 include/linux/binfmts.h 146 include/linux/capability.h 147 include/linux/elf.h 150 include/linux/elfcore.h 156 include/linux/interrupt.h 157 include/linux/kernel.h 158 include/linux/kernel_stat.h 159 include/linux/limits.h 160 include/linux/mm.h 160 include/linux/module.h 164 include/linux/msg.h 168 include/linux/personality.h 169 include/linux/reboot.h 169 include/linux/resource.h 170 include/linux/sched.h 171 include/linux/sem.h 179 include/linux/shm.h 180 include/linux/signal.h 181 include/linux/slab.h 184 include/linux/smp.h 184 include/linux/smp_lock.h 185 include/linux/swap.h 185 include/linux/swapctl.h 187 include/linux/sysctl.h 188 include/linux/tasks.h 194 include/linux/time.h 194 include/linux/timer.h 195 include/linux/times.h 196 include/linux/tqueue.h 196 include/linux/wait.h 198 init/main.c 198 init/version.c 212 ipc/msg.c 213 ipc/sem.c 218 ipc/shm.c 227 ipc/util.c 236 kernel/capability.c 237 kernel/dma.c 240 kernel/exec_domain.c 241 kernel/exit.c 242 kernel/fork.c 248 kernel/info.c 255 kernel/itimer.c 255 kernel/kmod.c 257 kernel/module.c 259 kernel/panic.c 270 kernel/printk.c 271 kernel/sched.c 275 kernel/signal.c 295 kernel/softirq.c 307 kernel/sys.c 307 kernel/sysctl.c 318 kernel/time.c 330 mm/memory.c 335 mm/mlock.c 345 mm/mmap.c 348 mm/mprotect.c 358 mm/mremap.c 361 mm/page_alloc.c 363 mm/page_io.c 368 mm/slab.c 372 mm/swap.c 394 mm/swap_state.c 395 mm/swapfile.c 398 mm/vmalloc.c 406 mm/vmscan.c 409
第二部分 Linux 内核源代码分析
第1章 Linux 简介
让用户很详细地了解大多数现有操作系统的实际工作方式是不可能的，因为大多数操作系统的源代码都是严格保密的。除了一些研究用的及为操作系统教学而设计的系统外。尽管研究和教学目的都很好，但是这类系统很少能够通过对正式操作系统的小部分实现来体现操作系统的实际功能。对于操作系统的一些特殊问题，这种折衷系统所能够表现的就更是少得可怜了。
在以实际使用为目标的操作系统中，让任何人都可以自由获取系统源代码，无论目的是要了解、学习还是改进，这样的现实系统并不多。本书的主题就是这些少数操作系统中的一个：Linux。
Linux的工作方式类似于Uinx，它是免费的，源代码也是开放的，符合标准规范的32位（在64位CPU上是64位）操作系统。Linux拥有现代操作系统的所具有的内容，例如：
* 真正的抢先式多任务处理，支持多用户。
* 内存保护。
* 虚拟内存。
* 支持对称多处理机SMP（symmetric multiprocessing），即多个CPU机器以及通常的单CPU（UP）机器。
* 符合POSIX标准。
* 联网。
* 图形用户接口和桌面环境（实际上桌面环境并不只一个）。
* 速度和稳定性。
严格说来，Linux并不是一个完整的操作系统。当我们在安装通常所说的Linux时，我们实际安装的是很多工具的集合。这些工具协同工作以组成一个功能强大的实用系统。Linux本身只是这个操作系统的内核，是操作系统的心脏、灵魂、指挥中心（整个系统应该称为GNU/Linux，其原因在本章的后续内容中将会给以介绍）。内核以独占的方式执行最底层任务，保证系统正常运行—协调多个并发进程，管理进程使用的内存，使它们相互之间不产生冲突，满足进程访问磁盘的请求等等。
在本书中，我们给大家揭示的就是Linux是如何完成这一具有挑战性的工作的。
1.1 Linux和Unix的简明历史
为了让大家对本书所讨论的内容有更清楚的了解，让我们先来简要回顾一下Linux的历史。由于Linux是在Unix的基础上发展而来的，我们的话题就从Unix开始。
Unix是由AT&T贝尔实验室的Ken Thompson和Dennis Ritchie于1969年在一台已经废弃了的PDP-7上开发的；它最初是一个用汇编语言写成的单用户操作系统。不久，Thompson和Ritchie成功地说服管理部门为他们购买更新的机器，以便该开发小组可以实现一个文本处理系统，Unix就在PDP-11上用C语言重新编写（发明C语言的部分目的就在于此）。它果真变成了一个文本处理系统—不久之后。只不过问题是他们先实现了一个操作系统而已……
最终，他们实现了该文本处理工具，而且Unix（以及Unix上运行的工具）也在AT&T得到广泛应用。在1973年，Thompson和Ritchie在一个操作系统会议上就这个系统发表了一篇论文，该论文引起了学术界对Unix系统的极大兴趣。
由于1956年反托拉斯法案的限制，AT&T不能涉足计算机业务，但允许它象征性地收取费用发售该系统。就这样，Unix被广泛发布，首先是学术科研用户，后来又扩展到政府和商业用户。
伯克利加州大学是学术用户中的一个。在这里，Unix得到了计算机系统研究小组（CSRG）的广泛应用。并且在这里所进行的修改引发了Unix的一大系列，这就是广为人知的伯克利软件开发（BSD）Unix。除了AT&T所提供的Unix系列之外，BSD是最有影响力的Unix系列。BSD在Unix中增加了很多显著特性，例如TCP/IP网络，更好的用户文件系统（UFS），工作控制，并且改进了AT&T的内存管理代码。
多年以来，BSD版本的Unix一直在学术环境中占据主导地位，但最终发展成为System V版本的AT&T的Unix则成为商业领域的领头羊。从某种程度上来说，这是有社会原因的：学校倾向于使用非正式但通常更好用的BSD风格的Unix，而商业界则倾向于从AT&T获取Unix。
在用户需求和用户编程改进特性的促进下，BSD风格的Unix一般要比AT&T的Unix更具有创新性，而且改进也更为迅速。但是，在AT&T发布最后一个正式版本System V Release 4（SVR4）时，System V Unix已经吸收了BSD的大多数重要的优点，并且还增加了一些自己的优势。这部分由于从1984年开始，AT&T逐渐可以将Unix商业化，而伯克利Unix的开发工作在1993年BSD4.4版本完成以后就逐渐收缩，以至终止了。然而，BSD的进一步改进由外界开发者延续下来，到今天还在继续进行。正在进行的Unix系列开发中至少有四个独立的版本是直接起源于BSD4.4，这还不包括几个厂商的Unix版本，例如惠普的HP-UX，都是部分地或者全部基于BSD而发展起来的。
实际上Unix的变种并不止BSD和System V。由于Unix主要使用C语言来编写，这就使得它移植到新的机器上相对比较容易，它的简单性也使其重新设计与开发相对比较容易。Unix的这些特点大受商业界硬件供应商的欢迎，比如Sun、SGI、HP、IBM、DEC、Amdahl等等；IBM还不止一次对Unix进行了再开发。厂商们设计开发出新的硬件，并简单地将Unix移植到新的硬件上，这样新的硬件一经发布便具备一定的功能。经过一段时间之后，这些厂商都拥有了自己的专有Unix版本。而且为了占有市场，这些版本故意以不同的侧重点发布出来，以更好地占有用户。
版本混乱的状态促进了标准化工作的进行。其中最主要的就是POSIX系列标准，它定义了一套标准的操作系统接口和工具。从理论上说，POSIX标准代码很容易移植到任何遵守POSIX标准的操作系统中，而且严格的POSIX测试已经把这种理论上的可移植性转化为现实。直到今天，几乎所有的正式操作系统都以支持POSIX标准为目标。
现在让我们回顾一下，在1984年，杰出的电脑黑客Richard Stallman独立开发出一个类Unix的操作系统，该操作系统具有完全的内核、开发工具和终端用户应用程序。在GNU（“GNU誷 Not Unix”首字母的缩写）计划的配合下，Stallman开发这个产品有自己的技术理想：他想开发出一个质量高而且自由的操作系统。Stallman使用了“自由”（free）这个词，不仅意味着用户可以免费获取软件；而且更重要的是，它将意味着某种程度的“解放”：用户可以自由使用、拷贝、查询、重用、修改甚至是分发这份软件，完全没有软件使用协议的限制。这也正是Stallman创建自由软件基金会（FSF）资助GNU软件开发的本意（FSF也在资助其他科研方面的开发工作）。
15年来，GNU工程已经吸收、产生了大量的程序，这不仅包括Emacs、gcc（GNU的C编译器）、bash（shell命令），还有大部分Linux用户所熟知的许多应用程序。现在正在进行开发的项目是GNU Hurd内核，这是GNU操作系统的最后一个主要部件（实际上Hurd内核早已能够使用了，不过当前的版本号为0.3的系统在什么时候能够完成，还是未知数）。
尽管Linux大受欢迎，但是Hurd内核还在继续开发。原因有几个方面，其一是Hurd的体系结构十分清晰地体现了Stallman关于操作系统工作方式的思想，例如，在运行期间，任何用户都可以部分地改变或替换Hurd（这种替换不是对每个用户都是可见的，而是只对申请修改的用户可见，而且还必须符合安全规范）。另一个原因是据介绍Hurd对于多处理器的支持比Linux本身的内核要好。还有一个简单的原因是兴趣的驱动，因为程序员们希望能够自由地进行自己所喜欢的工作。只要有人希望为Hurd工作，Hurd的开发就不会停止。如果他们能够如愿以偿，Hurd有朝一日将成为Linux的强劲对手。不过在今天，Linux还是自由内核王国里无可争议的统治者。
在GNU发展的中期，也就是1991年，一个名叫Linus Torvalds的芬兰大学生想要了解Intel的新CPU—80386。他认为比较好的学习方法是自己编写一个操作系统的内核。出于这种目的，加上他对当时Unix变种版本对于80386类机器的脆弱支持十分不满，他决定要开发出一个全功能的、支持POSIX标准的、类Unix的操作系统内核，该系统吸收了BSD和System V的优点，同时摒弃了它们的缺点。Linus（虽然我知道我应该称他为Torvalds，但是所有人都称他为Linus）独立把这个内核开发到0.02版，这个版本已经可以运行gcc、bash和很少的一些应用程序。这些就是他开始的全部工作了。后来，他又开始在因特网上寻求广泛的帮助。
不到三年，Linus的Unix—Linux，已经升级到1.0版本。它的源代码量也呈指数形式增长，实现了基本的TCP/IP功能（网络部分的代码后来重写过，而且还可能会再次重写）。此时Linux就已经拥有大约10万用户了。
现在的Linux内核由150多万行代码组成，Linux也已经拥有了大约1000万用户（由于Linux可以自由获取和拷贝，获取具体的统计数字是不可能的）。Linux内核GNU/Linux附同GNU工具已经占据了Unix 50%的市场。一些公司正在把内核和一些应用程序同安装软件打包在一起，生产出Linux的发行版本，这些公司包括Red Hat和Caldera 公司。现在的GNU/Linux已经备受瞩目，得到了诸如Sun、IBM、SGI等公司的广泛支持。SGI最近决定在其基于Intel的Merced的系列机器上不再搭载自己的Unix变种版本IRIX，而是直接采用GNU/Linux；Linux甚至被指定为Amiga将要发布的新操作系统的基础。
1.2 GNU通用公共许可证
这样一个如此流行的操作系统当然值得我们学习。按照通用公共许可证(GPL，General Public License)的规定，Linux的源代码可以自由获取，这满足了我们学习该系统的强烈愿望。GPL这份非同寻常的软件许可证，充分体现了上面提到的Stallman的思想：只要用户所做的修改是同等自由的，用户可以自由地使用、拷贝、查询、重用、修改甚至重新发布这个软件。通过这种方式，GPL保证了Linux（以及同一许可证保证下的大量其他软件）不仅现在自由可用，而且以后经过任何修改之后都仍然可以自由使用。
请注意这里的自由并不是说没有人靠这个软件盈利，有一些日益兴起的公司，比如发行最流行的Linux发行版本的Red Hat就是一个例子（Red Hat自从上市以来，市值已经突破数十亿美元，每年盈利数十万美元，而且这些数字还在不断增长）。但是任何人都不能限制其他用户涉足本软件领域，而且所做的修改不能减少其自由程度。
本书的附录B中收录了GNU通用公共许可证协议的全文。
1.3 Linux开发过程
如上所述，由于Linux是一个自由软件，它可以免费获取以供学习研究。Linux之所以值得学习研究，是因为它是相当优秀的操作系统。如果Linux操作系统相当糟糕，那它就根本不值得我们使用，也就没有必要去研究相关的书籍。Linux是一个十分优秀的操作系统还在于几个相互关联的原因。
原因之一在于它是基于天才的思想开发而成的。在学生时代就开始推动整个系统开发的Linus Torvalds是一个天才，他的才能不仅展现在编程能力方面，而且组织技巧也相当杰出。Linux的内核是由世界上一些最优秀的程序员开发并不断完善的，他们通过Internet相互协作，开发理想的操作系统；他们享受着工作中的乐趣，而且也获得了充分的自豪感。
Linux优秀的另外一个原因在于它是基于一组优秀的概念。Unix是一个简单却非常优秀的模型。在Linux创建之前，Unix已经有20年的发展历史。Linux从Unix的各个流派中不断吸取成功经验，模仿Unix的优点，抛弃Unix的缺点。这样做的结果是Linux 成为了Unix系列中的佼佼者：高速、健壮、完整，而且抛弃了历史包袱。
然而，Linux最强大的生命力还在于其公开的开发过程。每个人都可以自由获取内核源程序，每个人都可以对源程序加以修改，而后他人也可以自由获取你修改后的源程序。如果你发现了缺陷，你可以对它进行修正，而不用去乞求不知名的公司来为你修正。如果你有什么最优化或者新特点的创意，你也可以直接在系统中增加功能，而不用向操作系统供应商解释你的想法，指望他们将来会增加相应的功能。当发现一个安全漏洞后，你可以通过编程来弥补这个漏洞，而不用关闭系统直到你的供应商为你提供修补程序。由于你拥有直接访问源代码的能力，你也可以直接阅读代码来寻找缺陷，或是效率不高的代码，或是安全漏洞，以防患于未然。
除非你是一个程序员，否则这一点听起来仿佛没有多少吸引力。实际上，即使你不是程序员，这种开发模型也将使你受益匪浅，这主要体现在以下两个方面：
* 可以间接受益于世界各地成千上万的程序员随时进行的改进工作。
* 如果你需要对系统进行修改，你可以雇用程序员为你完成工作。这部分人将根据你的需求定义单独为你服务。可以设想，这在源程序不公开的操作系统中将是什么样子。
Linux这种独特的自由流畅的开发模型已被命名为bazaar（集市模型），它是相对于cathedral（教堂）模型而言的。在cathedral模型中，源程序代码被锁定在一个保密的小范围内。只有开发者（很多情况下是市场）认为能够发行一个新版本，这个新版本才会被推向市场。这些术语在Eric S. Raymond的《教堂与集市》（The Cathedral and the Bazaar）一文中有所介绍，大家可以在http://www.tuxedo.org/~esr/writings/找到这篇文章。bazaar开发模型通过重视实验，征集并充分利用早期的反馈，对巨大数量的脑力资源进行平衡配置，可以开发出更优秀的软件。（顺便说一下，虽然Linux是最为明显的使用bazaar开发模型的例子，但是它却远不是第一个使用这个模型的系统。）
为了确保这些无序的开发过程能够有序地进行，Linux采用了双树系统。一个树是稳定树（stable tree），另一个树是非稳定树（unstable tree）或者开发树（development tree）。一些新特性、实验性改进等都将首先在开发树中进行。如果在开发树中所做的改进也可以应用于稳定树，那么在开发树中经过测试以后，在稳定树中将进行相同的改进。按照Linus的观点，一旦开发树经过了足够的发展，开发树就会成为新的稳定树，如此周而复始的进行下去。
源程序版本号的形式为x.y.z。对于稳定树来说，y是偶数；对于开发树来说，y比相应的稳定树大一（因此，是奇数）。截至到本书截稿时，最新的稳定内核版本号是2.2.10，最新的开发内核的版本号是2.3.12。对2.3树的缺陷修正会回溯影响（back-propagated）2.2树，而当2.3树足够成熟的时候会发展成为2.4.0。（顺便说一下，这种开发会比常规惯例要快，因为每一版本所包含的改变比以前更少了，内核开发人员只需花很短的时间就能够完成一个实验开发周期。） http://www.kernel.org及其镜像站点提供了最新的可供下载的内核版本，而且同时包括稳定和开发版本。如果你愿意的话，不需要很长时间，这些站点所提供的最新版本中就可能包含了你的一部分源程序代码。
第2章 代 码 初 识
本章首先从较高层次介绍Linux内核源程序的概况，这些都是大家关心的一些基本特点。随后将简要介绍一些实际代码。最后介绍如何编译内核。
2.1 Linux内核源程序的部分特点
在过去的一段时期，Linux内核同时使用C语言和汇编语言来实现。这两种语言需要一定的平衡：C语言编写的代码移植性较好、易于维护，而汇编语言编写的程序则速度较快。一般只有在速度是关键因素或者一些因平台相关特性而产生的特殊要求（例如直接和内存管理硬件进行通讯）时才使用汇编语言。
正如实际中所做的，即使内核并未使用C++的对象特性，部分内核也可以在g++（GNU的C++编译器）下进行编译。同其他面向对象的编程语言相比较，相对而言C++的开销是较低的，但是对于内核开发人员来说，这已经是太多了。
内核开发人员不断发展编程风格，形成了Linux代码独有的特色。本节将讨论其中的一些问题。
2.1.1 gcc特性的使用
Linux内核被设计为必须使用GNU的C编译器gcc来编译，而不是任何一种C编译器都可以使用。内核代码有时要使用gcc特性，本书将陆续介绍其中的一部分。
一些gcc特有代码只是简单地使用gcc语言扩展，例如允许在C（不只是C++）中使用inline关键字指示内联函数。也就是说，代码中被调用的函数在每次函数调用时都会被扩充，因而就可以节约实际函数调用的开销。
一般情况下，代码的编写方式比较复杂。因为对于某些类型的输入，gcc能够产生比其他输入效率更高的执行代码。从理论上讲，编译器可以优化具有相同功能的两种对等的方法，并且得到相同的结果。因此，代码的编写方式是无关紧要的。但在实际上，用某种方法编写所产生的代码要比用另外一些方法编写所产生的代码执行速度快许多。内核开发人员知道怎样才能产生更高效的执行代码，这不断地在他们编写的代码中反映出来。
例如，考虑内核中经常使用的goto语句—为了提高速度，内核中经常大量使用这种一般要避免使用的语句。在本书中所包含的不到40 000行代码中，一共有500多条goto语句，大约是每80行一个。除汇编文件外，精确的统计数字是接近每72行一个goto语句。公平地说，这是选择偏向的结果：比例如此高的原因之一是本书中涉及的是内核源程序的核心，在这里速度比其他因素都需要优先考虑。整个内核的比例大概是每260行一个goto语句。然而，这仍然是我不再使用Basic进行编程以来见过的使用goto频率最高的地方。
代码必需受特定编译器限制的特性不仅与普通应用程序的开发有很大不同，而且也不同于大多数内核的开发。大多数的开发人员使用C语言编写代码来保持较高的可移植性，即使在编写操作系统时也是如此。这样做的优点是显而易见的，最为重要的一点是一旦出现更好的编译器，程序员们可以随时进行更换。
内核对于gcc特性的完全依赖使得内核向新的编译器上移植更加困难。最近Linus对这一问题在有关内核的邮件列表上表明了自己的观点：“记住，编译器只是一个工具。”这是对依赖于gcc特性的一个很好的基本思想的表述：编译器只是为了完成工作。如果通过遵守标准还不能达到工作要求，那么就不是工作要求有问题，而是对于标准的依赖有问题。
在大多数情况下，这种观点是不能被人所接受的。通常情况下，为了保证和程序语言标准的一致，开发人员可能需要牺牲某些特性、速度或者其他相关因素。其他的选择可能会为后期开发造成很大的麻烦。
但是，在这种特定的情况下，Linus是正确的。Linux内核是一个特例，因为其执行速度要比向其他编译器的可移植性远为重要。如果设计目标是编写一个可移植性好而不要求快速运行的内核，或者是编写一个任何人都可以使用自己喜欢的编译器进行编译的内核，那么结论就可能会有所不同了；而这些恰好不是Linux的设计目标。实际上，gcc几乎可以为所有能够运行Linux的CPU生成代码，因此，对于gcc的依赖并不是可移植性的严重障碍。
在第3章中我们将对内核设计目标进行详细说明。
2.1.2 内核代码习惯用语
内核代码中使用了一些显著的习惯用语，本节将介绍常用的几个。当通读源代码时，真正重要的问题并不在这些习惯用语本身，而是这种类型的习惯用语的确存在，而且是不断被使用和发展的。如果你需要编写内核代码，你应该注意到内核中所使用的习惯用语，并把这些习惯用语应用到你的代码中。当通读本书（或者代码）时，看看你还能找到多少习惯用语。
为了讨论这些习惯用语，我们首先需要对它们进行命名。为了便于讨论，笔者创造了这些名字。而在实际中，大家不一定非要参考这些用语，它们只是对内核工作方式的描述而已。
一个普通的习惯用语，笔者称之为“资源获取”（resource acquisition idiom）。在这个用语中，一个函数必须实现一系列资源的获取，包括内存、锁等等（这些资源的类型未必相同）。只有成功地获取当前所需要的资源之后，才能处理后面的资源请求。最后，该函数还必须释放所有已经获取的资源，而不必考虑没有获取的资源。
我采用“错误变量”这一用语（error variable idiom）来辅助说明资源获取用语，它使用一个临时变量来记录函数的期望返回值。当然，相当多的函数都能实现这个功能。但是错误变量的不同点在于它通常是用来处理由于速度的因素而变得非常复杂的流程控制中的问题。错误变量有两个典型的值，0（表示成功）和负数（表示有错）。
如果执行到标号out2，则都已经获取了r1和r2资源，而且也都需要进行释放。如果执行到标号out1（不管是顺序执行还是使用goto语句进行跳转到），则r2资源是无效的（也可能刚被释放），但是r1资源却是有效的，而且必需在此将其释放。同理，如果标号out能被执行，则r1和r2资源都无效，err所返回的是错误或成功标志。
在这个简单的例子中，对err的一些赋值是没有必要的。在实践中，实际代码必须遵守这种模式。这样做的原因主要在于同一行中可能包含有多种测试，而这些测试应该返回相同的错误代码，因此对错误变量统一赋值要比多次赋值更为简单。虽然在这个例子中对于这种属性的必要性并不非常迫切，但是我还是倾向于保留这种特点。有关的实际应用可以参考sys_shmctl（第21654行），在第9章中还将详细介绍这个例子。
2.1.3 减少#if和#ifdef的使用
现在的Linux内核已经移植到不同的平台上，但是我们还必须解决移植过程中所出现的问题。大部分支持各种不同平台的代码由于包含许多预处理代码而已经变得非常不规范，例如：
这个例子试图实现操作系统的可移植性，虽然Linux关注的焦点很明显是实现代码在各种CPU上的可移植性，但是二者的基本原理是一致的。对于这类问题来说，预处理器是一种错误的解决方式。这些杂乱的问题使得代码晦涩难懂。更为糟糕的是，增加对新平台的支持有可能要求重新遍历这些杂乱分布的低质量代码段（实际上你很难能找到这类代码段的全部）。
与现有方式不同的是，Linux一般通过简单函数（或者是宏）调用来抽象出不同平台间的差异。内核的移植可以通过实现适合于相应平台的函数（或宏）来实现。这样不仅使代码的主体简单易懂，而且在移植的过程中还可以比较容易地自动检测出你没有注意到的内容：如引用未声明函数时会出现链接错误。有时用预处理器来支持不同的体系结构，但这种方式并不常用，而相对于代码风格的变化就更是微不足道了。
顺便说一下，我们可以注意到这种解决方法和使用用户对象（或者C语言中充满函数指针的strUCt结构）来代替离散的switch语句处理不同类型的方法十分相似。在某些层次上，这些问题和解决方法是统一的。
可移植性的问题并不仅限于平台和CPU的移植，编译器也是一个重要的问题。此处为了简化，假设Linux只使用gcc来编译。由于Linux只使用同一个编译器，所以就没有必要使用#if块（或者#ifdef块）来选择不同的编译器。
内核代码主要使用#ifdef来区分需要编译或不需要编译的部分，从而对不同的结构提供支持。例如，代码经常测试SMP宏是否定义过，从而决定是否支持SMP机。
2.2 代码样例
了解Linux代码风格最好的方法就是实际研究一下它的部分代码。即使你不完全理解本节所讨论代码的细节也无关紧要，毕竟本节的主要目的不是理解代码，一些读者可以只对本节进行浏览。本节的主要目的是让读者对Linux代码进行初步了解，为今后的工作提供必要基础。该讨论将涉及部分广泛使用的内核代码。
2.2.1 printk
printk（25836行）是内核内部消息日志记录函数。在出现诸如内核检测到其数据结构出现不一致的事件时，内核会使用printk把相关信息打印到系统控制台上。对于printk的调用一般分为如下几类：
* 紧急事件（emergency）—例如，panic函数（25563行）多次使用了printk。当内核检测到发生不可恢复的内部错误时就会调用panic函数，然后尽其所能地安全关闭计算机。这个函数中调用printk以提示用户系统将要关闭。
* 调试—从3816行开始的#ifdef块使用printk来打印SMP逻辑单元（box）中每一个处理器的相关配置信息，但是此过程只有在使用SMP_DEBUG标志编译代码的情况下才能够被执行。
* 普通信息—例如，当机器启动时，内核必须估计系统速度以确保设备驱动程序能够忙等待（busy-wait）一个精确的极短周期。计算这种估计值的函数名为calibrate_delay（19654行），它既在19661行使用printk声明马上开始计算，又在19693行报告计算结果。另外，在第4章将详细的介绍calibrate_delay函数。
如果你已经浏览过这些参照行，你可能已经注意到printk和printf的参数十分类似：一个格式化字符串，后跟零个或者多个参数加入字符串中。格式化字符串可能是以一组“”开始，这里的N是从0到7的数字，包括0和7在内。数字区分了消息的日志等级（log level），只有当日志等级高于当前控制台定义的日志等级（console_loglevel，25650行）时，才会打印消息。root可以通过适当减小控制台的日志等级来过滤不是很紧急的消息。如果内核在格式化字符串中检测不到日志等级序列，那么就会一直打印消息（实际上，日志等级序列并不一定要在格式化字符串中出现，可以在格式化文本中查找到它的代码）。
从14946行开始的#define块说明了这些特殊序列，这些定义可以帮助调用者正确区分对printk的调用。简单地说，我称日志等级0到4为“紧急事件”，等级5到等级6为“普通信息”，等级7自然就是我所说的“调试”（这种分类方法并不意味着其他更好的分类方法没有用处，而只是目前我们还不关心它而已）。
在上面讨论的基础上，我们研究一下代码本身。
printk
25836：参数fmt是printf类型的格式化字符串。如果你对“...”部分的内容不熟悉，那就 需要参阅一本好的C语言参考书（在其索引中查找“变参函数，variadic function”）。另外，在安装的GNU/Linux中的stdarg帮助里也包含了一个有关变参函数的简明描述，在这儿只需要敲入“man stdarg”就可以看到。
简单地说，“...”部分提示编译器fmt后面可能紧跟着数量不定的任何类型的参数。由于这些参数在编译的时候还没有类型和名字，内核使用由三个宏va_start、va_arg和va_end组成的特殊组及一个特殊类型—va_list对它们进行处理。
25842：msg_level记录了当前消息的日志等级。它是静态的，这看起来可能会有些奇怪—为什么下一次对printk的调用需要记录日志等级呢？问题的答案是只有打印出新行（\n）或者赋给一个新的日志等级序列以后，当前消息才会结束。这样，通过在包含消息结束的新行里调用printk，就保证了在多个短期冲突的情况下，调用者只打印唯一一个长消息。
25845：在SMP逻辑单元中，内核可能试图从不同的CPU向控制台同时打印信息（有时在单处理机（UP）逻辑单元中也会发生同样问题，但由于中断还未被覆盖掉，所以问题也并不十分明显）。如果不进行任何协同的话，结果就将处于完全无法让人了解的杂乱无章的状态，每个消息的各个部分都和其他消息的各个部分混杂交织在一起。
相反，内核使用旋转锁（spin-lock）来控制对控制台的访问。旋转锁将在第10章进行深入介绍。
如果你对flags 在传送给spin_lock_irqsave之前为什么不对它初始化感到疑惑，请不要担心：spin_lock_irqsave（对于不同的版本请分别参看12614行，12637行，12716行和12837行）是一个宏，而不是一个函数。该宏实际上是将值写入flags中，而不是从flags中读出值（在25895行中，存储在flags中的信息被spin_unlock_irqrestore回读，请参看12616行，12639行，12728行和12841行）。
25846：初始化变量args，该变量代表printk参数中的“...”部分。
25848：调用内核自身的vsprintf（为节省空间而省略）实现。该函数的功能与标准vsprintf函数非常相似，向buf中写入格式化文本（25634行）并返回写入字符串的长度（长度不包括最后一位终止字符0字节）。很快，你将可以看到为什么这种机制会忽略buf的前三个字符。
（正如25847行的注释中所述）我们应该注意到在这里并没有采取严格的措施来保证缓冲器不会过载。这里系统假定1024个字符长度的buf已经足够使用（参阅25634行）。如果内核在这里能够使用vsnprintf函数的话，情况就会好许多。然而，vsnprintf还有另外一个参数限制了它能够写入缓冲器的字符长度。
25849：计算buf中最近使用的元素，调用va_end终止对“...”参数的处理。
25851：开始格式化消息的循环。其中存在一个内部循环能够处理更多内容（这一点随后就能看到），因此，每次内循环开始，都开始一个新的打印行。由于通常情况下printk只用于打印单行，所以在每次调用中，这种循环通常只执行一次。
25853：如果预先不知道消息的日志等级，printk会检查当前行是否以日志等级序列开头。
25860：如果不是，buf中开始未使用的三个字符就能够起作用了（第一次以后的每次循环，都会覆盖部分消息文本，但是这样并不会引起问题，因为这里的文本只是前面行中的一部分，它们已经被打印过，而且以后也不再需要了）。这样，就可以将日志等级插入buf中。
25866：此处有如下属性：p指向日志等级序列（消息文本紧随其后），msg指向消息文本—请注意25852行和25865行中对msg的赋值。
由于已知p用来指示日志等级序列的开头—该日志等级序列可能是由函数自身所创建的，日志等级可以从p中抽出并存到msg_level中。
25868：没有检测到新行，清空line_feed标志。
25869：这是前面谈到过的内循环，循环将运行到本行结束（也就是检测到新行标志）或者缓冲器的末尾为止。
25870：除了将消息打印到控制台之外，printk还能够记录最近打印的长度为LOG_ BUF_LEN的字符组（LOG_BUF_LEN为16K，请参看25632行）。如果在控制台打开之前，内核就已经调用printk，则显然不能在控制台上正确打印消息，但是这些消息将被尽可能地存储到log_buf中（25656行）。当控制台打开以后，缓存在log_buf中的数据就可以转储并在控制台上打印出来，请参看25988行。
log_buf是一个循环缓冲器，log_start和log_size变量（25657行和25646行）分别记录当前缓冲器的开始位置和长度。本行中的按位与（AND）操作实际上是快速求模（％）运算，它的正确性依赖于LOG_BUF_LEN的值是2的幂。
25872：保存变量跟踪记录循环日志的值。显然，日志大小会不断增长，直至达到LOG_BUF_LEN的值为止。此后，log_size将保持不变，而插入新字符将导致log_start的增长。
25878：请注意logged_chars（25658行）记录从机器启动之后由printk写入的所有字符的长度，它在每次循环中都会被更新，而不是在循环结束后才改变一次。基于同样的道理，log_start和log_size的处理方式也是一样。这实际上是一种优化的时机，本书将在结束对函数的介绍之后再对它进行详细讨论。
25879：消息被分为若干行，这当然要使用新行标志符来进行分割。一旦内核检测到新行标志符，就写入一个完整行，从而内循环的执行也可以提前终止。
25884：在这里我们先不考虑内部循环是否会提前退出，从msg到p的字符序列是专门提供给控制台使用的（这种字符序列我称之为行，但是不要忘了，这里的行可能并不意味着新行终止，因为buf也许还没有终止）。如果该行的日志等级高于系统控制台定义的日志等级，而且当前又有控制台可供打印，那么就能够正确打印该行。（记住，printk可能在所有控制台打开之前就已经被调用过了。）
如果在该消息块中没有发现日志等级序列，并且在前面的printk调用中也没有对msg_level赋值，那么本行中的msg_level就是-1。由于console_loglevel总不小于1（除非root通过sysctl接口锁定），于是总是可以打印这些行。
25886：本行应该能够被打印。printk通过遍历打开的控制台驱动链表告知每一个控制台驱动去打印当前行设备驱动在本书的讨论范围之外，因此，控制台驱动代码则并不包含在内）。
25888：请注意这里消息文本的开头使用的是msg而不是p，这样就在没有日志等级序列的情况下写入消息了。然而，日志等级序列已经被存储到log_buf缓冲器中了。这样就使后来能够访问log_buf以获取消息日志等级的代码（请参看25998行），不会再产生显示混乱信息序列的现象。
25892：如果内层for循环发现一新行，那么buf中的剩余字符（如果有的话）将被认为是新的消息，因此msg_level会被重置。但是无论怎样，外层循环都会持续到buf清空为止。
25895：释放在25845行获取的控制台锁（console lock）。
25896：唤醒等待被写入控制台日志的所有进程。注意即使没有文本被实际写入任何控制台，这个过程也仍然会发生。这样处理是正确的，因为无论是否要往控制台中写入文本，等待进程实际上都是在等待从log_buf中读出信息。在25748行，进程被转入休眠状态以等待log_buf的活动。在休眠、唤醒和等待队列中所使用的机制将在下一节中进行讨论。
25897：返回日志中写入的字符长度。
如果对于每个字符的处理工作都能减少一点，那么从25869行开始的for循环就执行得更快一点。当循环存在时，我们可以通过只在循环退出时将logged_chars更新一次来稍微提高运行速度。然而我们还可以通过其他努力来提高速度。由于我们可以预知消息的长度，因此log_size和log_start可以到最后再增长。让我们来实验一下这样能否提高速度，下面是一段经过理想优化的代码：
请注意循环通常只需要执行一次，只有在log_buf末尾写入信息需要折行时才会多次执行。因而log_size和log_buf只需要更新一次（或者当写入需要换行时是两次）。
这时速度的确提高了，但是有两个原因使我们并不能这样做。首先，内核可能有自己特有的memcpy函数，我们必须确保对memcpy的调用不会再次进入对printk的调用（有一部分内核移植版定义了自己特有的速度较快的memcpy函数版本，因此所有的移植都要在这一点上保持一致）。如果memecpy调用printk来报告失败，那么就有可能触发无限循环。
然而在这一点上也并不是真的无药可救。使用这种解决方案的最大问题在于该内核循环的形式中也要留意新行标志符，因此使用memcpy将整个消息拷贝到log_buf中是不正确的：如果此处存在新行，我们将无法对其进行处理。
我们可以试验一个一箭双雕的办法。下面这种替代的尝试虽然可能比前面那种初步解决方法速度要慢，但是它保持了内核版本的语意：
（请注意gcc的优化器十分灵敏，它足以能检测到循环内部的表达式log_buf+LOG_BUF_LEN并没有改变，因此在上面的循环中试图手工加速计算是没有任何效果的。）
不幸的是，这种方法并不能比现在的内核版本在速度上快许多，而且那样会使得代码晦涩难懂（如果你编写过更新log_size和log_start的代码，你就能清楚地了解这一点）。你可以自己决定这种折衷是否值得。然而无论怎样，我们学到了一些东西，通常，不管成功与否，改进内核代码都可以加深你对内核工作原理的理解。
2.2.2 等待队列
前一节我们曾简要的提到进程（也就是正在运行的程序）可以转入休眠状态以等待某个特定事件，当该事件发生时这些进程能够被再次唤醒。内核实现这一功能的技术要点是把等待队列（wait queue）和每一个事件联系起来。需要等待事件的进程在转入休眠状态后插入到队列中。当事件发生之后，内核遍历相应队列，唤醒休眠的任务让它投入运行状态。任务负责将自己从等待队列中清除。
等待队列的功能强大得令人吃惊，它们被广泛应用于整个内核中。更重要的是，实现等待队列的代码量并不大。
1. wait_queue结构
18662：简单的数据结构就是等待队列节点，它包含两个元素：
* task—指向struct task_struct结构的指针，它代表一个进程。从16325行开始的struct task_struct结构将在第7章中进行介绍。
* next—指向队列中下一节点的指针。因而，等待队列实际上是一个单链表。
通常，我们用指向等待队列队首的指针来表示等待队列。例如，printk使用的等待队列log_wait（25647行）。
2. wait_event
16840：通过使用这个宏，内核代码能够使当前执行的进程在等待队列wq中等待直至给定condition（可能是任何的表达式）得到满足。
16842：如果条件已经为真，当前进程显然也就无需等待了。
16844：否则，进程必须等待给定条件转变为真。这可以通过调用__wait_event来实现（16824行），我们将在下一节介绍它。由于__wait_event已经同wait_event分离，已知条件为假的部分内核代码可以直接调用__wait_queue，而不用通过宏来进行冗余的（特别是在这些情况下）测试，实际上也没有代码会真正这样处理。更为重要的是，如果条件已经为真，wait_event会跳过将进程插入等待队列的代码。
注意wait_event的主体是用一个比较特殊的结构封闭起来的：
奇怪的是，这个小技巧并没有得到应有的重视。这里的主要思路是使被封闭的代码能够像一个单句一样使用。考虑下面这个宏，该宏的目的是如果p是一个非空指针，则调用free：
除非你在如下所述的情况下使用FREE1，否则所有调用都是正确有效的：
FREE1经扩展以后，else就和错误的if（FREE1的if）联系在一起。
有些程序员通过如下途径解决这种问题：
这两种方法都不尽人意，程序员在调用宏以后自然而然使用的分号会把扩展信息弄乱。以FREE2为例，在宏展开之后，为了使编译器能更准确地识别，我们还需要进行一定的缩进调节，最终代码如下所示：
这样就会引起语法错误—else和任何一个if都不匹配。FREE3从本质上讲也存在同样的问题。而且在研究问题产生原因的同时，就能够明白为什么宏体里是否包含if是无关紧要的。不管宏体内部内容如何，只要使用一组括号来指定宏体，就会碰到相同的问题。
引入do/while(0)技巧能够克服前面所出现的所有问题，现在我们可以编写FREE4。
将FREE4和其他宏一样插入相同代码之后，这段代码当然可以正确执行。编译器能够优化这个伪循环，舍弃循环控制，因此执行代码并没有速度的损失，我们也从而得到了能够实现理想功能的宏。
虽然这是一个可以接受的解决方案，但是我们不能不提到的是编写函数要比编写宏好得多。不过如果你不能提供函数调用所需的开销，那么就需要使用内联函数。这种情况虽然在内核中经常出现，但是在其他地方就要少得多。（不可否认，当使用C++、gcc或者任何实现了将要出现的修正版ISO标准C的编译器时，这种方案只是一种选择，就是最后为C增加内联函数。）
3. __wait_event
16824：__wait_event使当前进程在等待队列wq中等待，直至condition为真。
16829：通过调用add_wait_queue（16791行），局部变量__wait可以被链接到队列上。注意__wait是在堆栈中而不是在内核堆中分配空间，这是内核中常用的一种技巧。在宏运行结束之前，__wait就已经被从等待队列中移走了，因此等待队列中指向它的指针总是有效的。
16830：重复分配CPU给另一个进程直至条件满足，这一点将在下面几节中讨论。
16831：进程被置为TASK_UNINTERRUPTIBLE状态（16190行）。这意味着进程处于休眠状态，不应被唤醒，即使是信号也不能打断该进程的休眠。信号在第6章中介绍，而进程状态则在第7章中介绍。
16832：如果条件已经满足，则可以退出循环。
请注意如果在第一次循环时条件就已经满足，那么前面一行的赋值就浪费了（因为在循环结束之后进程状态会立刻被再次赋值）。__wait_event假定宏开始执行时条件还没有得到满足。而且，这种对进程状态变量state的延迟赋值也并没有什么害处。在某些特殊情况下，这种方法还十分有益。例如当__wait_event开始执行时条件为假，但是在执行到16832行时就为真了。这种变化只有在为有关进程状态的代码计算condition变量值时才会出现问题。但是在代码中这种情况我没有发现。
16834：调用schedule（26686行，在第7章中讨论）将CPU转移给另一个进程。直到进程再次获得CPU时，对schedule的调用才会返回。这种情况只有当等待队列中的进程被唤醒时才会发生。
16836：进程已经退出了，因此条件必定已经得到了满足。进程重置TASK_RUNNING的状态（16188行），使其适合CPU运行。
16837：通过调用remove_wait_queue（16814行）将进程从等待队列中移去。wait_event_interruptible和__wait_event_interruptible（分别参见16868行和16847）基本上与wait_event和__wait_event相同，但不同的是它们允许休眠的进程可以被信号中断。信号将在第6章中介绍。
请注意wait_event是被如下结构所包含的。
和do/while(0)技巧一样，这样可以使被封闭起来的代码能够像一个单元一样运行。这样的封闭代码就是一个独立的表达式，而不是一个独立的语句。也就是说，它可以求值以供其他更复杂的表达式使用。发生这种情况的原因主要在于一些不可移植的gcc特有代码的存在。通过使用这类技巧，一个程序块中的最后一个表达式的值将定义为整个程序块的最终值。当在表达式中使用wait_event_interruptible时，执行宏体后赋__ret的值为宏体的值（参见16873行）。对于有Lisp背景知识的程序员来说，这是个很常见的概念。但是如果你仅仅了解一点C和其他一些相关的过程性程序设计语言，你可能就会觉得比较奇怪。
__wake_up
26829：该函数用来唤醒等待队列中正在休眠的进程。它由wake_up和wake_up_ interruptible调用（请分别参见16612行和16614行）。这些宏提供mode参数，只有状态满足mode所包含的状态之一的进程才可能被唤醒。
26833：正如将在第10章中详细讨论的那样，锁（lock）是用来限制对资源的访问，这在SMP逻辑单元中尤其重要，因为在这种情况下当一个CPU在修改某数据结构时，另一个CPU可能正在从该数据结构中读取数据，或者也有可能两个CPU同时对同一个数据结构进行修改，等等。在这种情况下，受保护的资源显然是等待队列。非常有趣的是所有的等待队列都使用同一个锁来保护。虽然这种方法要比为每一个等待队列定义一个新锁简单得多，但是这就意味着SMP逻辑单元可能经常会发现自己正在等待一个实际上并不必须的锁。
26838：本段代码遍历非空队列，为队列中正确状态的每一个进程调用wake_up_process（26356行）。如前所述，进程（队列节点）在此可能并没有从队列中移走。这在很大程度上是由于即使队列中的进程正在被唤醒，它仍然可能希望继续存在于等待队列中，这一点正如我们在__wait_event中发现的问题一样。
2.2.3 内核模块
整个内核并不需要同时装入内存。应该确认，为保证系统能够正常运行，一些特定的内核必须总是驻留在内存中，例如，进程调度代码就必须常驻内存。但是内核其他部分，例如大部分的设备驱动就应该仅在内核需要的时候才装载，而在其他情况下则无需占用内存。
举例来说，只有在内核真正和CD-ROM通讯时才需要使用完成内核与CD-ROM通讯的设备驱动程序，因此内核可以被设置为在和设备通讯之前才装载相应代码。内核完成和设备的通讯之后可以将这部分代码丢弃。也就是说，一旦代码不再需要，就可以从内存中移走。系统运行过程中可以增减的这部分内核称为内核模块。
内核模块的优点是可以简化内核自身的开发。假设你购买了一个新的高速CD-ROM驱动器，但是现有的CD-ROM驱动程序并不支持该设备。你自然就希望增加对这种高速模式的支持以提高系统光驱设备的性能。如果作为内核模块来编译驱动程序，你的工作将会方便得多：编译驱动程序、加载到内核、测试、卸载驱动程序、修改驱动程序、再次加载驱动程序到内核、测试，如此周而复始。如果你的驱动程序是直接编辑在内核中的，那么你就必须重新编译整个内核并且在每次修改驱动程序之后重新启动机器。这样慢得很多。
自然，你也必须留意内核模块。对于指明其他内核模块在磁盘上的驻留位置的那些模块，一定不能从内存中卸载，否则，内核将只能通过访问磁盘来装载处理磁盘访问的内核模块，这是不可能实现的。这也是我们要选择把部分内核作为模块编译还是直接编译进内核使其常驻内存的又一个原因。知道自己系统的设置方式，因而也就可以选择正确使用的方式（如果为了确保安全，可以简单的忽略内核模块系统的优点，而把所有的内容都编译到内核里面）。
内核模块会带来一些速度上的损失，这是因为一些必需的代码现在并不在RAM中，必需要从磁盘读入。但是整个系统的性能通常会有所提高，这主要是因为通过丢弃暂时不使用的模块可以释放出额外的RAM供应用程序使用。如果这部分内存被内核所占用，应用程序将只能更加频繁地进行磁盘交换，而这种磁盘交换会显著地降低应用程序的性能（磁盘交换将在第8章中讨论）。
内核模块还会带来因复杂度的增加所造成的开销，这是因为在系统运行的过程中，移进移出部分内核需要额外的代码。然而，复杂度的开销是可以管理的。通过使用外部程序来代理一些必需的工作还可以更进一步降低复杂度的开销（更为确切的说法是，这样做不是减少了复杂度的开销，而是把复杂度的开销重新分配了一下）。这是对内核模块原理的一个小小的扩展：即使是内核的支持模块，对于内核来说也只是外部的、部分可用的，只有在需要的时候才被装入内存。
通常用于这种目的程序称为modprobe。有关的modprobe代码超出了本书的范围，但是在Linux的每个发行版本中都包含有它。本节的剩余部分将讨论同modprobe协同工作，以装载内核模块的内核代码。
1. request_module
24432：作为函数说明之前的注释，request_module是一个函数。内核的其他模块在需要装载其他内核模块的时候，都必须调用这个函数。就像内核处理其他工作一样，这种调用也是为当前运行的进程进行的。从进程的角度来看，这种调用的请求通常是隐含的—正在执行进程其他请求的内核可能会发现，必须调入一个模块才能够完成该请求。例如，请参见10070行，这里是一些将在第7章中讨论的代码。
24446：以内核中的一个独立进程的形式执行exec_modprobe函数（24384行）。这并不能只通过函数的简单调用实现，因为exec_modprobe要继续调用exec来执行一个程序。因此，对函数exec_modprobe的简单调用将永远不会有返回。
这和使用fork以准备exec调用十分类似，你可以认为kernel_thread对内核来说就是较低版本的fork，虽然两者有很大不同。fork是从指定函数开始执行新的进程，而不是从调用者的当前位置开始运行。正如fork一样，kernel_thread返回的值是新进程的进程号。
24448：和fork一样，从kernel_thread返回的负值表示内部错误。
24455：正如函数中论述的一样，大部分的信号将因当前进程而被暂时阻塞。
24462：等待exec_modprobe执行完毕，同时指出所需要的模块是已经成功装入内存，还是装载失败了。
24465：结束运行，恢复信号。如果exec_modprobe返回错误代码，则打印错误消息。
2. exec_modprobe
24384：exec_modprobe运行为内核增加内核模块的程序。这里的模块名是一个void*的指针，而不是char*的指针。原因简单说来就是kernel_thread 产生的函数通常都使用void*指针参数。
24386：设置modprobe的参数列表和环境。modprobe_path（24363行）用来定位modprobe程序的位置。它可以通过内核的sysctl特性来修改，这一点将在第11章中介绍（参见30388行）。这意味着root可以动态选择不同于/sbin/modprobe的程序来运行，以适应当modprobe被安装到其他地方或者使用修改过的modprobe替换掉了原有的modprobe之类的情况。
24400：（正如代码中描述的一样）出于安全性考虑，丢弃所有挂起的信号和信号句柄（handl-ers）。这里最重要的部分是对flush_signal_handlers的调用（28041行），它使用内核默认的信号句柄代替所有用户定义的信号句柄。如果在此时有信号被传送到内核，它将获得默认响应—通常是忽略信号或杀死进程。但是不管怎样都不会引起安全风险。由于该函数从触发它的进程中分离出来（如前所述），所以，不管原始进程在此处是否改变其原来分配的信号，句柄都不会产生任何影响。
24405：关闭调用进程打开的所有文件。最重要的是，这意味着modprobe程序不再从调用进程中继承标准输入输出和标准错误。这很有可能会引起安全漏洞（这可能是在替代modprobe的程序中引起的问题，但是modprobe本身实际上并不关心这个差异）。
24413：modprobe程序作为root运行，它拥有root所拥有的所有权限。和整个内核中其他地方一样，请注意root使用用户ID号0的假定在这里已经被写入程序。用户ID号和权能系统（capability system，在接下来的几行中会用到）将在第7章中介绍。
24421：试图执行modprobe程序。如果尝试失败，内核将使用printk打印错误消息并返回错误代码。这里是可能产生printk的缓冲器过载的地点之一。module_name的长度并没有明确限制，就我们对该调用的看法而言，它可能长达一百万个字符。为防止printk缓冲器过载，你必需遍历所有对于该函数的调用（实际上是对request_module的调用），以保证每个调用者使用足够短的、不会为printk造成麻烦的模块名。
24427：当execve成功执行时，它不会返回任何结果，因此本处是不可能执行到的。但是编译器却并不知道这一点，因此，此处使用了return语句以保证gcc不出错。
对于内核的进一步讨论将超出本章的既定范围，因此在这个问题上我们到此为止。然而本书中也包括了其他必需的内核代码。在读完第4章和第5章之后，也许你会希望再次仔细研读一下这部分内容。有关这个问题的两个文件是include/linux/module.h（从15529行开始）和/kernel/module.c（从24476行开始）。和sys_create_module（24586行）、sys_init_module（24637行）、sys_delete_module（24860行）和sys_query_module（25148行）四个函数需要特别注意一样，struct module（15581行）也要特别引起注意。这些函数实现了modprobe及insmod、lsmod和rmmod所使用的系统调用，以完成模块的装载、定位和卸载。
内核触发直接回调内核程序的现象看起来很令人奇怪。但是，实际上进行的工作不止于此。例如，modprobe必须实际访问磁盘以搜寻要装载的模块。而且更为重要的一点是，这种方法赋予root对内核模块系统更多的控制能力。这主要是因为root也可以运行modprobe及相关程序。因此，root既可以手工装载、查询、卸载模块，也可以由内核自动完成。
2.3 配置与编译内核
你可能仅仅研读、欣赏而并不修改Linux内核源代码。但是，更普遍的情况是，用户有强烈的愿望去改进内核代码并完成相应的测试，这样我们就需要知道如何重建内核。本节就是要告诉你如何实现这一点，而最终则归结于如何把你所做的修改发行给别人，以使得每个人都能从你的工作中受益。
2.3.1 配置内核
编译内核的第一步就是配置内核，这是增加或者减少对内核特性的支持及修改内核的一些特性的必要步骤。例如，你可以要求内核为自己的声卡指定一个不同的DMA通道。如果内核配置和你的需要相同，那么你可以直接跳过本节，否则请继续阅读以下内容。
为了完成内核的配置，请先切换到root用户，然后转入如下内核源程序目录：
cd /usr/src/linux
接着敲入如下命令组：
make config make menuconfig make xconfig
这三条命令都可以用来配置内核，但它们发挥作用的方式各不相同：
* make config—三种方法中最简单也是最枯燥的一种。但是最基本的一点是，它可以适应任何情况。通过为每一个内核支持的特性向用户提问的方式来决定在内核中需要包含哪些特性。对于大多数问题，你只要回答y（yes，把该特性编译进内核中）、m（作为模块编译）或者n（no，根本不对该特性提供支持）。在决定之前用户应该考虑清楚，因为这个过程是不可逆的。如果你在该过程中犯了错误，就只能按Ctrl+C退出。你也可以敲入?以获取帮助。图2-1显示了这种方法在X终端上运行的情况。
图2-1 运行中的make config
幸运的是，这种方法还有一些智能。例如，如果你对SCSI支持回答no，那么系统就不会再询问你有关SCSI的细节问题了。而且你可以只按回车键以接受默认的选择，也就是当前的设置（因此，如果当前内核将对于SCSI的支持编译进了内核，在这个问题上按回车键就意味着继续把对SCSI的支持编译进内核中）。即使是这样，大部分用户还是宁愿使用另外的两种方法。
* make menuconfig—一种基于终端的配置机制，用户拥有通过移动光标来进行浏览等功能。图2-2显示了在X终端上运行的make menuconfig。虽然在控制台上显示的是彩色，但是在终端上的显示仍然相当单调。使用menuconfig必须要有相应的ncurses类库。
* make xconfig—这是我最喜欢的一种配置方式。只有你能够在X server上用root用户身份运行X应用程序时，这种配置方式才可以使用（有些偏执的用户就不愿意使用这种方式）。你还必须拥有Tcl窗口系统，这实际上还意味着你必须拥有Tcl、Tk以及一个正在运行的X安装程序。作为补偿，用户获得的是更漂亮的、基于X系统的以及和menuconfig功能相同的配置方法。图2-3显示了在这种方法运行过程中打开“可装载模块支持（Loadable module support）”子窗口的情况。
如上所述，这三种方法都实现了相同的功能：它们都生成在构建内核时使用的.config文件。而唯一的区别在于创建这个文件时的难易程度不同。
2.3.2 构建内核
构建内核要做的工作要比配置内核所做的工作少得多。虽然有几种方式都能实现这一功能，但是选择哪一种依赖于你希望怎样对系统进行设置。长期以来，我已经形成了如下的习惯。虽然这种习惯比我所必须要做的略微多一些，但是它包含了所有基本的问题。首先，如果你还不在内核源程序目录中，请先再次转入这一目录：
cd /usr/src/linux
现在，切换到root用户，使用下面显示的命令生成内核。现在在shell中敲入下面的命令，注意make命令因为空间关系分成了两行，但实际上这在shell输入时是一个只有一行的命令：
make dep clean zlilo boot modules modules_install
当给出了如上多个目标时，除非前面所有的目标都成功了，否则make能够知道没有必要继续尝试下面的目标。因此，如果make能够运行结束，成功退出，那么这就意味着所有的目标都正确构建了。现在你可以重新启动机器以运行新的内核。
2.3.3 备份的重要性
当修改（fooling）内核时，你必须准备一个能够启动的备用内核。实现该目的的一种方式是通过配置Linux加载程序（LILO）以允许用户选择启动的内核映象，其中之一是从没有修改过的内核的备份（我总是这样做的）。
如果你比较有耐心，那么你就可以使用zdisk目标而不使用zlilo目标；它可以把能够启动的内核映象写入软盘中。这样你就可以通过在启动时插入软盘的方式启动你的测试内核；如果没有插入软盘，则启动正常的内核。
但是请注意：内核模块并没有被装载到软盘中，它们实际上是装在硬盘中的（除非你愿意承担更多的麻烦）。因此，如果你弄乱了内核模块，即使是zdisk目标也救不了你。实际上，上面提到的这两种方法都存在这个问题。虽然有比较好的解决方法可用，但是最简单的方法（也就是我所使用的方法）是把备份内核作为严格独立的内核来编译，而不使用可装载模块的支持。通过这种方法，即使我弄乱了内核而不得不使用备份启动系统，那么不管问题是实验性内核不正确还是内核模块的原因都无关紧要。不管怎样，在备份的内核中已经有我需要的所有东西了。
由于用户所做的修改可能导致系统的崩溃，如损坏磁盘上的数据等等，并不仅仅只是打乱设备驱动程序或文件系统，在测试新内核之前，备份系统的最新数据也是一个英明的决策（虽然设备驱动程序的开发不是本书的主题，但是必需指出的是，设备驱动程序的缺陷可能会引起系统的物理损坏。例如显示器是不能备份的，而且因价格昂贵而不易替换）。作为一个潜在的内核黑客，你的最佳投资（当然是读过本书以后）是一个磁带驱动器和充足的磁带。
2.3.4 发布你的改进
下面是有关发布你所做修改的一些基本规则：
* 检查最新发行版本，确保你所处理的不是已经解决了的问题。
* 遵守Linux 内核代码编写的风格。简要的说就是8字符缩进以及K&R括号风格（if，else，for，while，switch或者do后面同一行中紧跟着开括号）。在内核源程序目录下面的文档编写和代码风格文件给出了完整的规则，不过我们已经介绍了其中的关键部分。注意本书中包含的源程序代码为节省空间而进行了大量的重新编辑，在该过程中我可能打破了其中的一些规则。
* 独立发行相对无关的修改。这样，只想使用你所做的某部分修改的人就可以十分方便地获得想要的东西，而不用一次检验所有的修改内容。
* 让使用你所做修改的用户清楚他们可以从你的修改中获取什么。同样，你也应该给出这些问题的可信度。你是15min之前才匆匆完成你的修改，甚至还没有时间对它们进行编译，还是已经在你和你的朋友的系统中已长期稳定地运行过这个修改？
假设现在你已经准备好发行自己的修改版本了，那么要做的第一步是建立一个说明你所做的修改的文件。你可以使用diff程序自动创建这个文件。结果或者被称为diffs，或者在Linux中更普遍的被称为补丁（patch）。
发布的过程十分简单。假设原来没有修改过的源程序代码在linux-2.2.5目录下，而你修改过的源程序代码在linux-my目录下，那么只要进行如下的简单工作就可以了（只有在链接不存在的情况下才需要执行ln）：
现在，输出文件my.patch包含了其他用户应用这个修改程序时所需要的一切内容。（警告：如上所述，两个源程序间的所有差别都会包含在这个补丁文件中。diff不能区分修改部分之间的关系，所以就把它们都罗列了出来。）如果补丁文件相对较小，你可以使用邮件直接发往内核邮件列表。如果补丁很大，那么就需要通过FTP或者Web站点发布。这时发给邮件列表的信件中就只需要包含一个URL。
Linux内核邮件列表的常见问题解答（FAQ）文件位于http://www.ececs.uc.edu/~rreilova/ linux/lkmlfaq.Html。该FAQ中包含了邮件列表的订阅、邮件发布及阅读邮件列表的注意事项等等。
（出处：http://www.sheup.com）