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。
