linuxminor

1. linux动态库和静态库的区别

接静态库其实从某种意义上来说只不过它操作的对象是目标代码而不是源码而已。因为静态库被链接后库就直接嵌入可执行文件中了，这样就带来了两个问题。
（1）首先就是系统空间被浪费了。如果多个程序链接了同一个库，则每一个生成的可执行文件就都会有一个库的副本，必然会浪费系统空间。
（2）再者，一旦发现了库中有bug，挽救起来就比较麻烦了。必须一一把链接该库的程序找出来，然后重新编译。
而动态库的出现正弥补了静态库的以上弊端。因为动态库是在程序运行时被链接的，所以磁盘上只须保留一份副本，因此节约了磁盘空间。如果发现了bug或要升级也很简单，只要用新的库把原来的替换掉就行了。

但是静态库的优点：
编译后的执行程序不需要外部的函数库支持，因为所有使用的函数都已经被编译进去了。
静态库的名字一般是libxxx.a（Linux）
动态库的名字一般是libxxx.so（Linux），有时候也是 libxxx.so.major.minor，xxxx是该lib的名称，major是主版本号， minor是副版本号。

2. 如何查看Linux磁盘空间大小

查看linux磁盘大小的方式如下：

1、首先需要登录Linux系统，这个时候登录Linux一定要注意使用的用户具有一些特殊的权限（某些查看分区的命令需要权限，而一般用户不具有），一般我建议这个时候切换到root用户或者使用root直接登录。

3. major minor linux 重启会变吗

linuxmint这个发行版的问题，它的X运行会自动重启，但好在会自动保存东西，你可以换Ubuntu试试，就是太臃肿了

4. Linux磁盘I/O子系统

上文学到 不管什么文件系统类型，都通过VFS(虚拟文件系统层)读和写等操作文件，写文件的元数据和文件的实际数据到磁盘 。但数据是怎么落地磁盘中的呢？落到磁盘中的都经过什么组件？

以一个写数据到磁盘为例，给出Linux I/O子系统的体系结构。

当磁盘执行写入操作时发生的 基本操作 (假设磁盘上扇区中的文件数据已经被读取到分页缓存)。

1) 一个进程通过write()系统调用 VFS虚拟文件系统 请求写一个文件。

2) 内核更新已映射文件的分页缓存。

3) 内核线程 pdflush/Per-BDI flush将分页缓存刷新到磁盘。

4) 同时 VFS虚拟文件系统层 在一个bio(block input output)结构中放置每个块缓冲，并向块设备层提交写请求。

5) 块设备层 从上层得到请求，并执行一个 I/O电梯操作，将请求放置到I/O 请求队列。

6) 设备驱动器 （比如SCSI 或 其他设备特定的驱动器）将执行写操作。

7) 磁盘设备 固件执行硬件操作，如在盘片扇区上定位磁头，旋转，数据传输。

过去的20年中，处理器性能的改进要超过计算机系统中的其他组件，如处理器缓存、物理内存及磁盘等等。 访问内存和磁盘的速度较慢会限制整个系统的性能 ，怎么解决这个问题呢？引入 磁盘缓存机制 ，在较快的存储器中缓存频繁使用的数据，减少了访问较慢的存储器的次数。

磁盘缓存机制有以下3个地方解决：

引入存储层次结构 ，在CPU和磁盘之间放置L1缓存、L2缓存、物理内存和一些其他缓存减少这种不匹配，从而让进程减少访问较慢的内存和磁盘的次数，避免CPU花费更多的时间等待来自较慢磁盘驱动器的数据。

另外一种解决思路： 在更快的存储器上实现更高的缓存命中率，就可能更快地访问数据 。怎么提高缓存命中率呢？引入 参考局部性(locality of reference) 的技术。这项技术基于以下2个原则：

1) 大多数最近使用过的数据，在不久的将来有较高的几率被再次使用(时间局部性)。

2) 驻留在数据附近的数据有较高的几率被再次使用(空间局部性)。

Linux在许多组件中使用这些原则，比如分页缓存、文件对象缓存（索引节点缓存、目录条目缓存等等）、预读缓冲等。

以进程从磁盘读取数据并将数据复制到内存的过程为例。进程可以从缓存在内存中的数据副本中检索相同的数据，用于读和写。

1) 进程写入新数据

当一个进程试图改变数据时，进程首先在内存中改变数据。此时磁盘上的数据和内存中的数据是不相同的，并且内存中的数据被称为 脏页(dirty page) 。脏页中的数据应该尽快被同步到磁盘上，因为如果系统突然发生崩溃(电源故障)则内存中的数据会丢失。

2) 将内存中的数据刷新到磁盘

同步脏数据缓冲的过程被称为 刷新 。在Linux 2.6.32内核之前(Red Hat Enterprise  Linux 5)，通过内核线程pdflush将脏页数据刷新到磁盘。在Linux 2.6.32内核中(Red Hat Enterprise Linux 6.x)pdflush被Per-BDI flush线程(BDI=Backing Device Interface)取代，Per-BDI flush线程以flush-MAJOR：MINOR的形式出现在进程列表中。当内存中脏页比例超过阀值时，就会发生刷新(flush)。

块层处理所有与块设备操作相关的活动。块层中的关键数据结构是bio(block input output)结构，bio结构是在虚拟文件系统层和块层之间的一个接口。

当执行写的时候，虚拟文件系统层试图写入由块缓冲区构成的页缓存，将连续的块放置在一起构成bio结构，然后将其发送到块层。

块层处理bio请求，并链接这些请求进入一个被称为I/O请求的队列。这个链接的操作被称为 I/O电梯调度(I/O elevator)。问个问题：为啥叫电梯调度呢？

Linux 2.4内核使用的是一种单一的通用I/O电梯调度方法，2.6内核提供4种电梯调度算法供用户自己选择。因为Linux操作系统适用的场合很广泛，所以I/O设备和工作负载特性都会有明显的变化。

1）CFQ(Complete Fair Queuing，完全公平队列)

CFQ电梯调度为每个进程维护一个I/O队列，从而 对进程实现一个QoS(服务质量)策略 。CFQ电梯调度能够很好地适应存在很多竞争进程的大型多用户系统。它积极地避免进程饿死并具有低延迟特征。从2.6.18内核发行版开始，CFQ电梯调度成为默认I/O调度器。

CFQ为每个进程/线程单独创建一个队列来管理产生的请求，各队列之间用时间片来调度，以保证每个进程都能分配到合适的I/O带宽。I/O调度器每次执行一个进程的4个请求。

2）Deadline

Deadline是一种循环的电梯调度(round  robin)方法，Deadline 算法实现了一个近似于实时的I/O子系统。在保持良好的磁盘吞吐量的同时，Deadline电梯调度既提供了出色的块设备扇区的顺序访问，又确保一个进程不会在队列中等待太久导致饿死。

Deadline调度器为了兼顾这两个方面，引入了4个队列，这4个队列可分为两类，每一类都由读和写两种队列组成。一类队列用来对 请求 按 起始扇区序号 进行排序（通过红黑树来组织），称为sort_list；另一类对 请求 按 生成时间进行排序 （由链表来组织），称为fifo_list。每当确定了一个传输方向（读或写），系统都将会从相应的sort_list中将一批连续请求调度到请求队列里，具体的数目由fifo_batch来确定。 只有遇到三种情况才会导致一次批量传输的结束 ：1.对应的sort_list中已经没有请求了；2.下一个请求的扇区不满足递增的要求；3.上一个请求已经是批量传输的最后一个请求了。

所有的请求在生成时都会被赋上一个期限值，并且按期限值将它们排序在fifo_list中， 读请求的期限时长默认为500ms，写请求的期限时长默认为5s。 在Deadline调度器定义了一个writes_starved默认值为2，写请求的饥饿线。 内核总是优先处理读请求，当饿死进程的次数超过了writes_starved后，才会去考虑写请求 。 为什么内核会偏袒读请求呢? 这是从整体性能上进行考虑的。读请求和应用程序的关系是同步的，因为应用程序要等待读取完毕，方能进行下一步工作所以读请求会阻塞进程，而写请求则不一样。应用程序发出写请求后，内存的内容何时被写入块设备对程序的影响并不大，所以调度器会优先处理读请求。

3) NOOP

一个简单的FIFO 队列，不执行任何数据排序。NOOP 算法简单地合并相邻的数据请求，所以增加了少量的到磁盘I/O的处理器开销。NOOP电梯调度假设一个块设备拥有它自己的电梯算法。当后台存储设备能重新排序和合并请求，并能更好地了解真实的磁盘布局时，通常选择NOOP调度，

4）Anticipatory

Anticipatory本质上与Deadline一样，但Anticipatory电梯调度在处理最后一个请求之后会等待一段很短的时间，约6ms(可调整antic_expire改变该值)，如果在此期间产生了新的I/O请求，它会在每个6ms中插入新的I/O操作，这样可以将一些小的I/O请求合并成一个大的I/O请求，从而用I/O延时换取最大的I/O吞吐量。

Linux内核使用设备驱动程序得到设备的控制权。 设备驱动程序 通常是一个独立的内核模块，通常针对每个设备(或是设备组)而提供，以便这些设备在Linux操作系统上可用。一旦加载了设备驱动程序，将被当作Linux内核的一部分运行，并能控制设备的运行。

SCSI (Small Computer System Interface，小型计算机系统接口)是最常使用的I/O设备技术，尤其在企业级服务器环境中。SCSI在 Linux 内核中实现，可通过设备驱动模块来控制SCSI设备。 SCSI包括以下模块类型 ：

1) Upper IeveI drivers(上层驱动程序)。 sd_mod、sr_mod（SCSI-CDROM）、st（SCSI Tape）和sq（SCSI通用设备）等。

2) MiddIe IeveI driver(中层驱动程序) 。如scsi_mod实现了 SCSI 协议和通用SCSI功能。

3) Low IeveI drivers(底层驱动程序) 。提供对每个设备的较低级别访问。底层驱动程序基本上是特定于某一个硬件设备的，可提供给某个设备。

4) Pseudo drive(伪驱动程序) 。如ide-scsi，用于 IDE-SCSI仿真。

通常一个较大的性能影响是文件系统元数据怎样在磁盘上存放 。引入 磁盘条带阵列 (RAID 0、RAID 5和RAID 6)解决这个问题。在一个条带阵列上，磁头在移动到阵列中下一个磁盘之前，单个磁盘上写入的数据称为 CHUNKSIZE ，所有磁盘使用一次它后返回到第一个磁盘。 如果文件系统的布局没有匹配RAID的设计，则有可能会发生一个文件系统元数据块被分散到2个磁盘上，导致对2个磁盘发起请求 。或者 将所有的元数据在一个单独的磁盘上存储，如果该磁盘发生故障则可能导致该磁盘变成热点 。

设计RAID阵列需要考虑以下内容：

1) 文件系统使用的块大小。

2) RAID 阵列使用的CHUNK大小。

3) RAID 阵列中同等磁盘的数量。

块大小 指可以读取/写入到驱动器的最小数据量，对服务器的性能有直接的影响。块的大小由文件系统决定，在联机状态下不能更改，只有重新格式化才能修改。可以使用的块大小有1024B、2048B、4096B，默认为 4096 B。

stride条带 是在一个chunk中文件系统块的数量。如果文件系统块大小为4KB，则chunk大小为64KB，那么stride是64KB/4KB=16块。

stripe-width 是RAID阵列上一个条带中文件系统块的数量。比如 一个3块磁盘的RAID5阵列 。按照定义，在RAID5阵列每个条带中有1个磁盘包含奇偶校验内容。想要得到stripe-width，首先需要知道每个条带中有多少磁盘实际携带了数据块，即3磁盘-1校验磁盘=2数据磁盘。2个磁盘中的stride是chunk中文件系统块的数量。因此能计算 2（磁盘）*16（stride）=32（stripe）。

创建文件系统时可以使用mkfs给定数量：mk2fs -t ext4 -b 4096 -E stripe=16,stripe_width=64 /dev/vda

5. 怎么修改盘符名称 Linux系统怎么修改磁盘参数

1. mknod
用法：mknod 设备名称 【bcp】【major】【minor】
设备种类，
b ： 设置设备名称为外部的外部的存储设备文件 eg：硬盘
c ： 设置设备名称为外部输入设备文件 eg：键盘/鼠标
p ： 设置设备名称为fifo文件
major：主要设备名称代码
minor：次要设备代码
eg：【～～～】#mknod /dev/hda10 3 10
注：3 和 10 只有特殊意义的，不可随意的设置
在linux系统中，所有的设备都是以文件的形式来表示的，也就是通过文件的主 与 次 来表示的，硬盘的主与次如下所示：
硬盘代号 主【major】 次【minor】
/dev/sda 3 0～63
/dev/sdb 3 64～127
/dev/sdc 22 0～63
/dev/sdd 22 64～127
2.e2label
【～～～～～～】#e2label 设备名称 新的label名称
【～～～～～～】#e2label /dev/sda1 sda1
【～～～～～～】#mpe2fs -h /dev/sda1
该命令的主要的主要作用是用来修改“磁盘的表头数据”，即磁盘的卷标。 但是请注意，如果你刚好有两个硬盘，如果你修改了卷标，刚好和另外的有个分区有相同的卷标，系统就无法判断哪个分区是正确的。
这些命令都是不算是特别常用的，常用的命令你可以学习下这里。第2章
新手必须掌握的linux命令。www.linuxprobe.com/chapter-02.html，最后我觉得还算是写干货，对于新手很适合。
3.tune2fs
【～～～～～～～】#tune2fs 【-jll】 设备号
-j：将ext2的文件系统转换为ext3的文件系统
-l：将超级快内的数据度出来，该功能类似于mpe2fs -h的功能
-l：修改文件系统的卷标，类似于e2label的功能
eg：【～～～～～～】#tune2fs -l /dev/sda1
更多的功能请参考man tune2fs
4.hdparm
如硬盘有dma模式的功能，系统却没有启动它，那么，硬盘的读取性能可能会降低一半以上，就可以使用该命令来启动dma模式的功能。该命令有很多的高级的参数设置值，所以不建议随便的修改，否则容易造成硬盘崩溃，使用这个命令，最多的就是启动dma功能，并测试硬盘的访问性能就可以了。
【～～～～～～～】#hdparm 【-icdmxtt】 设备名称
-i：将系统启动过程中使用的本身的核心的驱动程序来测试硬盘的测试值取出来，但是这些值不一定是正确的
-d：设置是否启用dma模式，-d1为启动，-d0为取消。

6. Linux里面JVM内存怎么设置

一、堆内存相关配置

设置堆初始值
指令1：-Xms2g
指令2：-XX:InitialHeapSize=2048m

设置堆区最大值
指令1：`-Xmx2g`
指令2： -XX:MaxHeapSize=2048m

缩小堆内存的时机
-XX:MaxHeapFreeRatio=70//堆内存使用率大于70时扩张堆内存，xms=xmx时该参数无效，默认值70

扩张堆内存的时机
-XX:MinHeapFreeRatio=40//堆内存使用率小于40时缩减堆内存，xms=xmx时该参数无效，默认值40

新生代内存配置
指令1：-Xmn512m
指令2：-XX:MaxNewSize=512m

2个survivor区和Eden区大小比率
指令：-XX:SurvivorRatio=6 //S区和Eden区占新生代比率为1:6,两个S区2:6

新生代和老年代的占比
-XX:NewRatio=4 //表示新生代:老年代 = 1:4 即老年代占整个堆的4/5；默认值=2

二、方法区内存配置常用参数

初始化的Metaspace大小，
-XX:MetaspaceSize ：

Metaspace最大值
-XX:MaxMetaspaceSize

三、线程栈内存配置常用参数
每个线程栈最大值
指令1：-Xss256k

指令2：-XX:ThreadStackSize=256k
注意：
栈设置太大，会导致线程创建减少。
栈设置小，会导致深入不够，深度的递归会导致栈溢出。
建议栈深度设置在3000-5000
四、配置垃圾收集器
Serial垃圾收集器（新生代）
开启：-XX:+UseSerialGC
关闭：-XX:-UseSerialGC
//新生代使用Serial 老年代则使用SerialOld
ParNew垃圾收集器（新生代）
开启 -XX:+UseParNewGC
关闭 -XX:-UseParNewGC
//新生代使用功能ParNew 老年代则使用功能CMS
Parallel Scavenge收集器（新生代）
开启 -XX:+UseParallelOldGC
关闭 -XX:-UseParallelOldGC
//新生代使用功能Parallel Scavenge 老年代将会使用Parallel Old收集器
ParallelOl垃圾收集器（老年代）
开启 -XX:+UseParallelGC
关闭 -XX:-UseParallelGC
//新生代使用功能Parallel Scavenge 老年代将会使用Parallel Old收集器
CMS垃圾收集器（老年代）
开启 -XX:+UseConcMarkSweepGC
关闭 -XX:-UseConcMarkSweepGC

G1垃圾收集器
开启 -XX:+UseG1GC
关闭 -XX:-UseG1GC

五、GC策略配置
GC并行执行线程数
-XX:ParallelGCThreads=16
新生代可容纳的最大对象
-XX:PretenureSizeThreshold=1000000 //大于此值的对象直接会分配到老年代，设置为0则没有限制。 //避免在Eden区和Survivor区发生大量的内存复制，该参数只对Serial和ParNew收集器有效，Parallel Scavenge并不认识该参数
进入老年代的GC年龄
进入老年代最小的GC年龄
-XX:InitialTenuringThreshol=7 //年轻代对象转换为老年代对象最小年龄值，默认值7，对象在坚持过一次Minor GC之后，年龄就加1，每个对象在坚持过一次Minor GC之后，年龄就增加1

进入老年代最大的GC年龄
-XX:MaxTenuringThreshold=15 //年轻代对象转换为老年代对象最大年龄值，默认值15

六、GC日志信息配置
配置GC文件路径
-Xloggc:/data/gclog/gc.log//固定路径名称生成 -Xloggc:/home/GCEASY/gc-%t.log //根据时间生成
滚动生成日志
日志文件达到一定大小后，生成另一个文件。须配置Xloggc
开启 -XX:+UseGCLogFileRotation
关闭 -XX:-UseGCLogFileRotation

-XX:NumberOfGCLogFiles=4 //滚动GC日志文件数，默认0，不滚动 -XX:GCLogFileSize=100k //GC文件滚动大小，需配置UseGCLogFileRotation，设置为0表示仅通过jcmd命令触发

7. Linux对内存的管理, 以及page fault的概念

http://blog.scoutapp.com/articles/2015/04/10/understanding-page-faults-and-memory-swap-in-outs-when-should-you-worry

Linux allocates memory to processes by dividing the physical memory into pages, and then mapping those physical pages to the virtual memory needed by a process. It does this in conjunction with the Memory Management Unit (MMU) in the CPU. Typically a page will represent 4KB of physical memory. Statistics and flags are kept about each page to tell Linux the status of that chunk of memory.

These pages can be in different states. Some will be free (unused), some will be used to hold executable code, and some will be allocated as data for a program. There are lots of clever algorithms that manage this list of pages and control how they are cached, freed and loaded.

由MMU把物理内存分割成众多个page，每个page是4KB. 然后把page映射到进程的虚拟内存空间. CPU在执行进程中的指令时， 以虚拟内存地址为基础， 通过map映射， 进而找到物理内存中实际存放指令的地址.

Imagine a large running program on a Linux system. The program executable size could be measured in megabytes, but not all that code will run at once. Some of the code will only be run ring initialization or when a special condition occurs. Over time Linux can discard the pages of memory which hold executable code, if it thinks that they are no longer needed or will be used rarely. As a result not all of the machine code will be held in memory even when the program is running.

A program is executed by the CPU as it steps its way through the machine code. Each instruction is stored in physical memory at a certain address. The MMU handles the mapping from the physical address space to the virtual address space. At some point in the program's execution the CPU may need to address code which isn't in memory. The MMU knows that the page for that code isn't available (because Linux told it) and so the CPU will raise a page fault.

The name sounds more serious than it really is. It isn't an error, but rather a known event where the CPU is telling the operating system that it needs physical access to some more of the code.

Linux will respond by allocating more pages to the process, filling those pages with the code from the binary file, configuring the MMU, and telling the CPU to continue.

page fault, (严格说， 这里指的是major page fault)名字听起来挺严重， 实际上， 并不是什么"错误".
大致是这样， 一个程序可能占几Mb， 但并不是所有的指令都要同时运行， 有些是在初始化时运行， 有些是在特定条件下才会去运行. 因此linux并不会把所有的指令都从磁盘加载到page内存. 那么当cpu在执行指令时， 如果发现下一条要执行的指令不在实际的物理内存page中时， CPU 就会 raise a page fault， 通知MMU把下面要执行的指令从磁盘加载到物理内存page中. 严格说， 这里指的是major fault. 还有另一种， 就是minor fault.

There is also a special case scenario called a minor page fault which occurs when the code (or data) needed is actually already in memory, but it isn't allocated to that process. For example, if a user is running a web browser then the memory pages with the browser executable code can be shared across multiple users (since the binary is read-only and can't change). If a second user starts the same web browser then Linux won't load all the binary again from disk, it will map the shareable pages from the first user and give the second process access to them. In other words, a minor page fault occurs only when the page list is updated (and the MMU configured) without actually needing to access the disk.

minor page fault, 指的就是CPU要执行的指令实际上已经在物理内存page中了， 只是这个page没有被分配给当前进程, 这时CPU就会raise一个minor page fault, 让MMU把这个page分配给当前进程使用, 因此minor page fault并不需要去访问磁盘.

当物理内存不够时，把一些物理内存page中的内容写入到磁盘， 以腾出一些空闲的page出来供进程使用, 这就是swap out.(The process of writing pages out to disk to free memory is called swapping-out)
反过来说， 当CPU要执行的指令被发现已经swap out到了磁盘中， 这时就需要从磁盘把这些指令再swap in到物理内存中，让CPU去执行.
swap in和swap out的操作都是比较耗时的, 频繁的swap in和swap out操作很影响系统性能.

-------DONE.-----------

8. 在linux中，MINOR()函数是干什么的呢返回值是什么源代码在那个文件中谢谢

#include <sys/sysmacros.h>
应该是个系统宏定义，返回设备的次驱动号

9. linux驱动程序结构框架及工作原理分别是什么

一、Linux device driver 的概念

系统调用是操作系统内核和应用程序之间的接口，设备驱动程序是操作系统内核和机器硬件之间的接口。设备驱动程序为应用程序屏蔽了硬件的细节，这样在应用程序看来，硬件设备只是一个设备文件，应用程序可以象操作普通文件一样对硬件设备进行操作。设备驱动程序是内核的一部分，它完成以下的功能:

1、对设备初始化和释放；

2、把数据从内核传送到硬件和从硬件读取数据；

3、读取应用程序传送给设备文件的数据和回送应用程序请求的数据；

4、检测和处理设备出现的错误。

在Linux操作系统下有三类主要的设备文件类型，一是字符设备，二是块设备，三是网络设备。字符设备和块设备的主要区别是:在对字符设备发出读/写请求时，实际的硬件I/O一般就紧接着发生了，块设备则不然，它利用一块系统内存作缓冲区，当用户进程对设备请求能满足用户的要求，就返回请求的数据，如果不能，就调用请求函数来进行实际的I/O操作。块设备是主要针对磁盘等慢速设备设计的，以免耗费过多的CPU时间来等待。

已经提到，用户进程是通过设备文件来与实际的硬件打交道。每个设备文件都都有其文件属性(c/b)，表示是字符设备还是块设备?另外每个文件都有两个设备号，第一个是主设备号，标识驱动程序，第二个是从设备号，标识使用同一个设备驱动程序的不同的硬件设备，比如有两个软盘，就可以用从设备号来区分他们。设备文件的的主设备号必须与设备驱动程序在登记时申请的主设备号一致，否则用户进程将无法访问到驱动程序。

最后必须提到的是，在用户进程调用驱动程序时，系统进入核心态，这时不再是抢先式调度。也就是说，系统必须在你的驱动程序的子函数返回后才能进行其他的工作。如果你的驱动程序陷入死循环，不幸的是你只有重新启动机器了，然后就是漫长的fsck。

二、实例剖析

我们来写一个最简单的字符设备驱动程序。虽然它什么也不做，但是通过它可以了解Linux的设备驱动程序的工作原理。把下面的C代码输入机器，你就会获得一个真正的设备驱动程序。

由于用户进程是通过设备文件同硬件打交道，对设备文件的操作方式不外乎就是一些系统调用，如 open，read，write，close…， 注意，不是fopen， fread，但是如何把系统调用和驱动程序关联起来呢?这需要了解一个非常关键的数据结构：

STruct file_operatiONs {

int (*seek) (struct inode * ，struct file *， off_t ，int);

int (*read) (struct inode * ，struct file *， char ，int);

int (*write) (struct inode * ，struct file *， off_t ，int);

int (*readdir) (struct inode * ，struct file *， struct dirent * ，int);

int (*select) (struct inode * ，struct file *， int ，select_table *);

int (*ioctl) (struct inode * ，struct file *， unsined int ，unsigned long);

int (*mmap) (struct inode * ，struct file *， struct vm_area_struct *);

int (*open) (struct inode * ，struct file *);

int (*release) (struct inode * ，struct file *);

int (*fsync) (struct inode * ，struct file *);

int (*fasync) (struct inode * ，struct file *，int);

int (*check_media_change) (struct inode * ，struct file *);

int (*revalidate) (dev_t dev);

}

这个结构的每一个成员的名字都对应着一个系统调用。用户进程利用系统调用在对设备文件进行诸如read/write操作时，系统调用通过设备文件的主设备号找到相应的设备驱动程序，然后读取这个数据结构相应的函数指针，接着把控制权交给该函数。这是linux的设备驱动程序工作的基本原理。既然是这样，则编写设备驱动程序的主要工作就是编写子函数，并填充file_operations的各个域。

下面就开始写子程序。

#include <linux/types.h> 基本的类型定义

#include <linux/fs.h> 文件系统使用相关的头文件

#include <linux/mm.h>

#include <linux/errno.h>

#include <asm/segment.h>

unsigned int test_major = 0;

static int read_test(struct inode *inode，struct file *file，char *buf，int count)

{

int left; 用户空间和内核空间

if (verify_area(VERIFY_WRITE，buf，count) == -EFAULT )

return -EFAULT;

for(left = count ; left > 0 ; left--)

{

__put_user(1，buf，1);

buf++;

}

return count;

}

这个函数是为read调用准备的。当调用read时，read_test()被调用，它把用户的缓冲区全部写1。buf 是read调用的一个参数。它是用户进程空间的一个地址。但是在read_test被调用时，系统进入核心态。所以不能使用buf这个地址，必须用__put_user()，这是kernel提供的一个函数，用于向用户传送数据。另外还有很多类似功能的函数。请参考，在向用户空间拷贝数据之前，必须验证buf是否可用。这就用到函数verify_area。为了验证BUF是否可以用。

static int write_test(struct inode *inode，struct file *file，const char *buf，int count)

{

return count;

}

static int open_test(struct inode *inode，struct file *file )

{

MOD_INC_USE_COUNT; 模块计数加以，表示当前内核有个设备加载内核当中去

return 0;

}

static void release_test(struct inode *inode，struct file *file )

{

MOD_DEC_USE_COUNT;

}

这几个函数都是空操作。实际调用发生时什么也不做，他们仅仅为下面的结构提供函数指针。

struct file_operations test_fops = {?

read_test，

write_test，

open_test，

release_test，

};

设备驱动程序的主体可以说是写好了。现在要把驱动程序嵌入内核。驱动程序可以按照两种方式编译。一种是编译进kernel，另一种是编译成模块(moles)，如果编译进内核的话，会增加内核的大小，还要改动内核的源文件，而且不能动态的卸载，不利于调试，所以推荐使用模块方式。

int init_mole(void)

{

int result;

result = register_chrdev(0， "test"， &test_fops); 对设备操作的整个接口

if (result < 0) {

printk(KERN_INFO "test: can't get major number\n");

return result;

}

if (test_major == 0) test_major = result; /* dynamic */

return 0;

}

在用insmod命令将编译好的模块调入内存时，init_mole 函数被调用。在这里，init_mole只做了一件事，就是向系统的字符设备表登记了一个字符设备。register_chrdev需要三个参数，参数一是希望获得的设备号，如果是零的话，系统将选择一个没有被占用的设备号返回。参数二是设备文件名，参数三用来登记驱动程序实际执行操作的函数的指针。

如果登记成功，返回设备的主设备号，不成功，返回一个负值。

void cleanup_mole(void)

{

unregister_chrdev(test_major，"test");

}

在用rmmod卸载模块时，cleanup_mole函数被调用，它释放字符设备test在系统字符设备表中占有的表项。

一个极其简单的字符设备可以说写好了，文件名就叫test.c吧。

下面编译 :

$ gcc -O2 -DMODULE -D__KERNEL__ -c test.c –c表示输出制定名，自动生成.o文件

得到文件test.o就是一个设备驱动程序。

如果设备驱动程序有多个文件，把每个文件按上面的命令行编译，然后

ld ?-r ?file1.o ?file2.o ?-o ?molename。

驱动程序已经编译好了，现在把它安装到系统中去。

$ insmod ?–f ?test.o

如果安装成功，在/proc/devices文件中就可以看到设备test，并可以看到它的主设备号。要卸载的话，运行 :

$ rmmod test

下一步要创建设备文件。

mknod /dev/test c major minor

c 是指字符设备，major是主设备号，就是在/proc/devices里看到的。

用shell命令

$ cat /proc/devices

就可以获得主设备号，可以把上面的命令行加入你的shell script中去。

minor是从设备号，设置成0就可以了。

我们现在可以通过设备文件来访问我们的驱动程序。写一个小小的测试程序。

#include <stdio.h>

#include <sys/types.h>

#include <sys/stat.h>

#include <fcntl.h>

main()

{

int testdev;

int i;

char buf[10];

testdev = open("/dev/test"，O_RDWR);

if ( testdev == -1 )

{

printf("Cann't open file \n");

exit(0);

}

read(testdev，buf，10);

for (i = 0; i < 10;i++)

printf("%d\n"，buf[i]);

close(testdev);

}

编译运行，看看是不是打印出全1

以上只是一个简单的演示。真正实用的驱动程序要复杂的多，要处理如中断，DMA，I/O port等问题。这些才是真正的难点。上述给出了一个简单的字符设备驱动编写的框架和原理，更为复杂的编写需要去认真研究LINUX内核的运行机制和具体的设备运行的机制等等。希望大家好好掌握LINUX设备驱动程序编写的方法。

10. 在linux中，MINOR()函数是干什么的呢返回值是什么

dev_t dev;/*设备号，dev_t实质是一个32位整，高12位为主设备号，低20位为次设备号*/
提取主设备号的方法：MAJOR（dev_t dev）
提取次设备号的方法：MINOR（dev_t dev）
生成dev_t的方法：MKDEV（int major，int minor）