如果你曾对Linux2.0版比较熟悉，现在要在内核2.4版下开发驱动程序，那么在了解了2.0到2.2内核API的变化后，还要了解2.2到2.4的变化。
1. 使用设备文件系统（DevFS）
DevFS设备文件系统是Linux
2.4一个全新的功能，它主要为了有效的管理/dev目录而开发的。我能知道，Unix/Linux中所有的目录都是层次结构，唯独/dev目录是一维结构（没有子目录），这就直接影响着访问的效率及管理的方便与否。另外，/dev目录下的节点并不是按实际需要创建的，因此，该目录下存在大量实际不用的节点，但一般也不能轻易删除。
理想的／dev目录应该是层次的、其规模是可伸缩的。Devfs就是为达到此目的而设计。它在底层改写了用户与设备交互的方式和途径。它会给用户在两方面带来影响。首先，几乎所有的设备名称都做了改变，例如：“/dev/hda”是用户的硬盘，现在可能被定位于“/dev/ide0/...”。这一修改方案增大了设备可用的名字空间，且容许USB类和类似设备的系统集成。其次，不再需要用户自己创建设备节点。DevFS的 /dev目录最初是空的，里面特定的文件是在系统启动时、或是加载模块后驱动程序装入时建立的。当模块和驱动程序卸载时，文件就消失了。为保持和旧版本的兼容，可以使用一个用户空间守护程序“devfsd”，以使先前的设备名称能继续使用。
目前，Devfs的使用还只是一个实验性选项，由一个编译选项CONFIG_DEVFS_FS加以选择。
(1) 注册和注销字符设备驱动程序
如前所述，一个新的文件系统要加入系统，必须进行注册。那么，一个新的驱动程序要加入系统，也必须进行注册。在下一章我们会看到，我们把设备大体分为字符设备和块设备。字符设备的注册和注销调用register_chrdev()和unregister_chrdev()函数。注册了设备驱动程序以后，驱动程序应该调用devfs_register()登记设备的入口点，所谓设备的入口点就是设备所在的路径名；在注销设备驱动程序之前，应该调用devfs_unregister()取消注册。
devfs_register()和devfs_unregister() 函数原型为：
devfs_handle_t devfs_register(devfs_handle_t dir, const char *name,
unsigned
int flags,
unsigned
int major, unsigned int minor,
umode_t
mode, void *ops, void *info);
void
devfs_unregister(devfs_handle_t de);
其中devfs_handle_t表示Devfs的句柄（一个结构类型），每个参数的含义如下：
dir : 我们要创建的文件所在的Devfs的句柄。NULL意味着这是Devfs的根，即
/dev。
flags :设备文件系统的标志，缺省值为DEVFS_FL_DEFAULT。
major : 主设备号，普通文件不需要这一参数。
minor : 次设备号， 普通文件也不需要这一参数
mode : 缺省的文件模式（包括属性和许可权）。
ops : 指向 file_operations 或
block_device_operations结构的指针
info : 任意一个指针，这个指针将被写到file结构的private_data域。
例如，如果我们要注册的设备驱动程序叫做DEVICE_NAME，其主设备号为MAJOR_NR，次设备号为MINOR_NR，缺省的文件操作为device_fops：则该设备驱动程序的init_module（）函数和cleanup_module（）函数如下：
int
init_module(void)
{
int ret;
if ((ret = register_chrdev(MAJOR_NR,
DEVICE_NAME, &device_fops)) == 0)
return ret;
}
void
cleanup_module(void)
{
unregister_chrdev(MAJOR_NR, DEVICE_NAME);
}
对以上代码进行改写以支持设备文件系统（假定设备入口点的名字为DEVICE_ENTRY)
#include
<linux/devfs_fs_kernel.h>
devfs_handle_t devfs_handle;
int
init_module(void)
{
int ret;
if
((ret = devfs_register_chrdev(MAJOR_NR, DEVICE_NAME, &device_fops)) == 0)
return
ret;
devfs_handle = devfs_register(NULL,
DEVICE_ENTRY, DEVFS_FL_DEFAULT,
MAJOR_NR, MINOR_NR,
S_IFCHR | S_IRUGO | S_IWUSR,
&device_fops, NULL);
}
void
cleanup_module(void)
{
devfs_unregister_chrdev(MAJOR_NR, DEVICE_NAME);
devfs_unregister(devfs_handle);
}
（2）
在Devfs名字空间中创建一个目录
devfs_mk_dir()用来创建一个目录，这个函数返回Devfs的句柄，这个句柄用作devfs_register的参数dir。
例如，为了在“/dev/mydevice”目录下创建一个设备设备入口点，则进行如下操作：
devfs_handle = devfs_mk_dir(NULL, "mydevice", NULL);
devfs_register(devfs_handle,
DEVICE_ENTRY, DEVFS_FL_DEFAULT,
MAJOR_NR, MINOR_NR, S_IFCHR | S_IRUGO | S_IWUSR,
&device_fops, NULL);
（3）
注册一系列设备入口点
如果一个设备有几个次设备号，就说明同一个设备驱动程序控制了几个不同的设备，例如主IDE硬盘的主设备号为3，但其每个分区都有一个从设备号，例如/dev/had2的从设备号为2。在Devfs下，每个从次设备号也有一个目录，例如/dev/ide0/,/dev/ide1/等，也就是说，每个次设备号都有一个设备入口点，于是就可以调用devfs_register_series来创建一系列的设备入口点。设备入口点的名字以printf()函数中format参数的形式来创建。
注册DEVICE_NR设备入口点（次设备号从MINOR_START开始）的操作如下：
devfs_handle = devfs_mk_dir(NULL, "mydevice", NULL);
devfs_register_series(devfs_handle, "device%u", max_device,
DEVFS_FL_DEFAULT,
MAJOR_NR, MINOR_START, S_IFCHR | S_IRUGO |
S_IWUSR,
&device_fops, NULL);
（4）块设备
注册和注销块设的函数为：
devfs_register_blkdev（）
devfs_unregister_blkdev
（）
3. 使用 /proc 文件系统
/proc是一个特殊的文件系统，其安装点一般都固定为/proc。这个文件系统中所有的文件都是特殊文件，其内容不存在于任何设备上。每当创建一个进程时，系统就以其pid为文件名在这个目录下建立起一个特殊文件，使得通过这个文件就可以读／写相应进程的用户空间，而当进程退出时则将此文件删除。
/proc文件系统中的目录项结构dentry，在磁盘上没有对应结构，而以内存中的proc_dir_entry结构来代替，在include/linux/proc_fs.h中定义如下：
struct proc_dir_entry {
unsigned short low_ino;
unsigned short namelen;
const char *name;
mode_t mode;
nlink_t nlink;
uid_t uid;
gid_t gid;
unsigned long size;
struct inode_operations * proc_iops;
struct file_operations * proc_fops;
get_info_t *get_info;
struct module *owner;
struct proc_dir_entry *next, *parent, *subdir;
void *data;
read_proc_t *read_proc;
write_proc_t *write_proc;
atomic_t count;
/* use count */
int deleted; /*
delete flag */
kdev_t
rdev;
};
注册和注销/proc文件系统的机制已经发生了变化。在Linux2.2中， proc_dir_entry结构是静态定义和初始化的，而在2.4中，这个数据结构被动态地创建。
（1）
传送的数据小于一个页面的大小
当传送的数据小于一个页面大小时，/proc文件系统的实现可以通过proc_dir_entry中的read_proc 和write_proc方法来实现。
假定我们要注册的/proc文件系统名为“foo”，在Linux2.2中的代码如下：
foo_proc_entry结构的初始化：
struct
proc_dir_entry foo_proc_entry = {
namelen: 3,
name : "foo",
mode : S_IRUGO | S_IWUSR,
read_proc : foo_read_proc,
write_proc : foo_write_proc,
};
／proc文件系统根节点，即目录项 proc_root的初始化为：
struct
proc_dir_entry proc_root = {
low_ino:
PROC_ROOT_INO,
namelen: 5,
name:
"/proc",
mode:
S_IFDIR | S_IRUGO | S_IXUGO,
nlink:
2,
proc_iops:
&proc_root_inode_operations,
proc_fops:
&proc_root_operations,
parent:
&proc_root,
};
注册：
proc_register(&proc_root, &foo_proc_entry);
注销：
proc_unreigster(&proc_root, foo_proc_entry.low_ino);
在Linux2.4中：
注册：
struct proc_dir_entry
*ent;
if ((ent =
create_proc_entry("foo", S_IRUGO | S_IWUSR, NULL)) != NULL) {
ent->read_proc
= foo_read_proc;
ent->write_proc
= foo_write_proc;
}
注销：
remove_proc_entry("foo",
NULL);
（2）传送数据大于一个页面大小
当传送数据大于一个页面大小时，/proc文件系统的实现应当通过完整的file结构来实现：
在Linux2.2中：
相关数据结构为：
struct
file_operations foo_file_ops = {
......
};
struct
inode_operations foo_inode_ops = {
default_file_ops : &foo_file_ops;
};
struct
proc_dir_entry foo_proc_entry = {
namelen: 3,
name : "foo",
mode : S_IRUGO | S_IWUSR,
ops : &foo_inode_ops,
};
注册为：
proc_register(&proc_root,
&foo_proc_entry);
注销为
proc_unreigster(&proc_root,
foo_proc_entry.low_ino);
在Linux 2.4中：
相关数据结构为：
struct
file_operations foo_file_ops = {
......
};
struct
inode_operations foo_inode_ops = {
......
};
注册为：
struct proc_dir_entry
*ent;
if ((ent =
create_proc_entry("foo", S_IRUGO | S_IWUSR, NULL)) != NULL) {
ent->proc_iops
= &foo_inode_ops;
ent->proc_fops
= &foo_file_ops;
}
注销为：
remove_proc_entry("foo",
NULL);
3. 块设备驱动程序
块设备驱动程序的界面有了很大的变化，新引入了block_device_operations结构，缓冲区高速缓存的接口也发生了变化。
（1）设备注册
在Linux2.2中，块设备与字符设备驱动程序的注册基本相同，都是通过file_operations结构进行的。在2.4中，引入了新结构block_device_operations。例如，块设备的名字为DEVICE_NAME，主设备号为MAJOR_NR，则在2.2中：
数据结构为：
struct
file_operations device_fops = {
open : device_open,
release : device_release,
read : block_read,
write : block_write,
ioctl :
device_ioctl,
fsync : block_fsync,
};
注册为：
register_blkdev(MAJOR_NR,
DEVICE_NAME, &device_fops);
在2.4中：
数据结构为：
#include
<linux/blkpg.h>
struct
block_device_operations device_fops = {
open : device_open,
release : device_release,
ioctl : device_ioctl,
};
注册为：
register_blkdev(MAJOR_NR,
DEVICE_NAME, &device_fops);
（2）缓冲区高速缓存接口
在块设备驱动程序中，有一个“请求函数”来处理缓冲区高速缓存的请求。在2.2中，请求函数的注册和定义如下：
函数原型为：
void
device_request(void);
注册为：
blk_dev[MAJOR_NR].request_fn
= &device_request;
请求函数的定义为：
void
device_request(void)
{
while (1) {
INIT_REQUEST;
......
switch
(CURRENT->cmd) {
case
READ :
//
read
break;
case
WRITE :
//
write
break;
default
:
end_request(0);
continue;
}
end_request(1);
}
}
在2.4中：
函数原型为：
int
device_make_request(request_queue_t *q, int rw, struct buffer_head *sbh);
注册：
blk_queue_make_request(BLK_DEFAULT_QUEUE(MAJOR_NR),
&device_make_request);
请求函数的定义为：
int
device_make_request(request_queue_t *q, int rw, struct buffer_head *sbh)
{
char *bdata;
int ret = 0;
......
bdata = bh_kmap(sbh);
switch (rw) {
case READ :
// read
break;
case READA :
// read ahead
break;
case WRITE :
// write
break;
default :
goto
fail;
}
ret = 1;
fail:
sbh->b_end_io(sbh, ret);
return 0;
}
其中request_queue_t类型的定义请参见下一章，bh_kmap（）函数获得内核映射图。
4．PCI设备驱动程序
Linux 2.4包含了具有全部特征的资源管理子系统。它提供了“即插即用”功能， PCI子系统也随之经历了改变。在Linux 2.2中，设备驱动程序搜索所驱动的设备，在2.4中，当驱动程序初始化时就注册设备的信息，当找到一个设备时PCI子系统就调用设备的初始化程序。
（1）驱动程序注册
假设要驱动的设备其商家id和设备id分配为VENDOR_ID和DEVICE_ID，在Linux2.2中，设备初始化函数如下：
struct pci_dev *pdev =
NULL;
while ((pdev =
pci_find_device(VENDOR_ID, DEVICE_ID, pdev)) != NULL) {
// initialize each device
}
在Linux 2.4中
数据结构：
struct
pci_device_id device_pci_tbl[] __initdata = {
{ VENDOR_ID, DEVICE_ID, PCI_ANY_ID, PCI_ANY_ID
},
{ 0, 0, 0, 0 },
};
int
device_init_one(struct pci_dev *dev, const struct pci_device_id *ent);
void
device_remove_one(struct pci_dev *pdev);
struct
pci_driver device_driver = {
name : DEVICE_NAME,
id_table : device_pci_tbl,
probe : device_init_one,
remove : device_remove_one,
suspend : device_suspend,
resume : device_resume,
};
注册为：
if
(pci_register_driver(&device_driver) <= 0)
return
-ENODEV;
注销为：
pci_unregister_driver(&device_driver);
5．文件系统的移植问题已经在上一章进行了介绍
6．下半部分（bottom half）处理程序、软中断（softirq）及tasklets
为了处理硬件中断之外的中断，Linux2.2提供了下半部分。Linux 2.4提供了两种新的机制：软中断及tasklet。软中断在SMP上不是串行化执行，而是同一个处理程序可以在多个CPU上同时执行。为了提高SMP的性能，软中断机制现在主要用于网络子系统。对于tasklet来说，多个tasklet可以在多个CPU上执行，但一个CPU一次只能处理一个tasklet。下半部分（bh）是由内核串行执行的，即使在SMP环境下，一个CPU也只能处理一个下半部分。因此，下半部分变得过时，一般情况下，使用tasklet就足够了。把下半部分移植到tasklet的具体内容请参看第三章的
7．链表及等待队列
(1)通用双向链表
Linux 2.2是以宏和内联函数的形式来定义通用链表的。Linux 2.2主要在文件系统中使用了这种链表，而Linux 2.4使用的更加普遍（例如等待队列）。
在include/linux/list.h中定义的通用链表list_head如下：
struct list_head {
struct list_head *next, *prev;
};
如果我们定义一个整型数据的链表，则其定义如下：
struct
foo_list {
int data;
struct list_head list;
};
然后，链表的头应该定义如下：
LIST_HEAD(foo_list_head);
或者为
struct list_head foo_list_head =
LIST_HEAD_INIT(data_list_head);
或者为：
struct
list_head foo_list_head;
INIT_LIST_HEAD(&foo_list_head);
现在，我们可以用list_add()为链表增加一个节点，用list_del()删除一个节点
struct
foo_list data;
list_add(&data.list,
&foo_list_head);
list_del(&data.list);
使用list_for_each()和 list_entry()来遍历链表。
struct
list_head *head, *curr;
struct
foo_list *element;
head
= &foo_list_head;
curr
= head->next;
list_for_each(curr,
head)
element = list_entry(curr, struct foo_list,
list);
（2）等待队列
Linux 2.2以单链表实现了任务的等待队列，而Linux 2.4用通用双向链表实现了等待队列。
在Linux 2.2中：
队列的定义为
struct
wait_queue *wq = NULL;
睡眠和唤醒为：
interruptible_sleep_on(&wq);
wake_up_interruptible(&wq);
在Linux 2.4中，等待队列的定义发生了变化，但实现函数还是一样的：
队列定义为：
DECLARE_WAIT_QUEUE_HEAD(wq);
或者为
wait_queue_head_t
wq;
init_waitqueue_head(&wq);