Linux Kernel 2.4 和 2.6 的区别

1、 使用新的入口

必须包含 <linux/init.h>

module_init(your_init_func)

module_exit(your_exit_func)

老版本：int init_module(void)

void cleanup_module(voi)

2.4中两种都可以用，对如后面的入口函数不必要显示包含任何头文件。

2、 GPL

MODULE_LICENSE("Dual BSD/GPL")

老版本：MODULE_LICENSE("GPL")

3、 模块参数

必须显式包含<linux/moduleparam.h>

module_param(name, type, perm)

module_param_named(name, value, type, perm)

参数定义

module_param_string(name, string, len, perm)

module_param_array(name, type, num, perm)

老版本：MODULE_PARM(variable,type)

MODULE_PARM_DESC(variable,type)

4、 模块别名

MODULE_ALIAS("alias-name")

这是新增的，在老版本中需在/etc/modules.conf配置，现在在代码中就可以实现。

5、 模块计数

int try_module_get(&module)

module_put()

老版本：MOD_INC_USE_COUNT 和 MOD_DEC_USE_COUNT

6、 符号导出

只有显示的导出符号才能被其他 模块使用，默认不导出所有的符号，不必使用EXPORT_NO

_SYMBOLS

老板本：默认导出所有的符号，除非使用EXPORT_NO_SYMBOLS

7、 内核版本检查

需要在多个文件中包含<linux/module.h>时，不必定义__NO_VERSION__

老版本：在多个文件中包含<linux/module.h>时，除在主文件外的其他文件中必须定义_

_NO_VERSION__，防止版本重复定义。

8、 设备号

kdev_t被废除不可用，新的dev_t拓展到了32位，12位主设备号，20位次设备号。

unsigned int iminor(struct inode *inode)

unsigned int imajor(struct inode *inode)

老版本：8位主设备号，8位次设备号

int MAJOR(kdev_t dev)

int MINOR(kdev_t dev)

9、 内存分配头文件变更

所有的内存分配函数包含在头文件<linux/slab.h>，而原来的<linux/malloc.h>不存在

老版本：内存分配函数包含在头文件<linux/malloc.h>

10、 结构体的初试化

gcc开始采用ANSI C的struct结构体的初始化形式：

static struct some_structure = {

.field1 = value,

.field2 = value,

..

}

老版本：非标准的初试化形式

static struct some_structure = {

field1: value,

field2: value,

..

}

11、 用户模式帮助器

int call_usermodehelper(char *path, char **argv, char **envp,

int wait)

新增wait参数

12、 request_module()

request_module("foo-device-%d", number)

老版本：

char module_name[32]

printf(module_name, "foo-device-%d", number)

request_module(module_name)

13、 dev_t引发的字符设备的变化

1、取主次设备号为

unsigned iminor(struct inode *inode)

unsigned imajor(struct inode *inode)

2、老的register_chrdev()用法没变，保持向后兼容，但不能访问设备号大于256的设备

。

3、新的接口为

a)注册字符设备范围

int register_chrdev_region(dev_t from, unsigned count, char *name)

b)动态申请主设备号

int alloc_chrdev_region(dev_t *dev, unsigned baseminor, unsigned count, char

*name)

看了这两个函数郁闷吧^_^！怎么和file_operations结构联系起来啊？别急！

c)包含 <linux/cdev.h>，利用struct cdev和file_operations连接

struct cdev *cdev_alloc(void)

void cdev_init(struct cdev *cdev, struct file_operations *fops)

int cdev_add(struct cdev *cdev, dev_t dev, unsigned count)

（分别为，申请cdev结构，和fops连接，将设备加入到系统中！好复杂啊！）

d)void cdev_del(struct cdev *cdev)

只有在cdev_add执行成功才可运行。

e)辅助函数

kobject_put(&cdev->kobj)

struct kobject *cdev_get(struct cdev *cdev)

void cdev_put(struct cdev *cdev)

这一部分变化和新增的/sys/dev有一定的关联。

14、 新增对/proc的访问 *** 作

<linux/seq_file.h>

以前的/proc中只能得到string, seq_file *** 作能得到如long等多种数据。

相关函数：

static struct seq_operations 必须实现这个类似file_operations得数据中得各个成

员函数。

seq_printf()；

int seq_putc(struct seq_file *m, char c)

int seq_puts(struct seq_file *m, const char *s)

int seq_escape(struct seq_file *m, const char *s, const char *esc)

int seq_path(struct seq_file *m, struct vfsmount *mnt,

struct dentry *dentry, char *esc)

seq_open(file, &ct_seq_ops)

等等

15、 底层内存分配

1、<linux/malloc.h>头文件改为<linux/slab.h>

2、分配标志GFP_BUFFER被取消，取而代之的是GFP_NOIO 和 GFP_NOFS

3、新增__GFP_REPEAT，__GFP_NOFAIL，__GFP_NORETRY分配标志

4、页面分配函数alloc_pages()，get_free_page()被包含在<linux/gfp.h>中

5、对NUMA系统新增了几个函数：

a) struct page *alloc_pages_node(int node_id,

unsigned int gfp_mask,

unsigned int order)

b) void free_hot_page(struct page *page)

c) void free_cold_page(struct page *page)

6、 新增Memory pools

<linux/mempool.h>

mempool_t *mempool_create(int min_nr,

mempool_alloc_t *alloc_fn,

mempool_free_t *free_fn,

void *pool_data)

void *mempool_alloc(mempool_t *pool, int gfp_mask)

void mempool_free(void *element, mempool_t *pool)

int mempool_resize(mempool_t *pool, int new_min_nr, int gfp_mask)

16、 per-CPU变量

get_cpu_var()

put_cpu_var()

void *alloc_percpu(type)

void free_percpu(const void *)

per_cpu_ptr(void *ptr, int cpu)

get_cpu_ptr(ptr)

put_cpu_ptr(ptr)

老版本使用

DEFINE_PER_CPU(type, name)

EXPORT_PER_CPU_SYMBOL(name)

EXPORT_PER_CPU_SYMBOL_GPL(name)

DECLARE_PER_CPU(type, name)

DEFINE_PER_CPU(int, mypcint)

2.6内核采用了可剥夺得调度方式这些宏都不安全。

17、 内核时间变化

1、现在的各个平台的HZ为

Alpha: 1024/1200ARM : 100/128/200/1000CRIS: 100i386: 1000IA-64:

1024M68K: 100M68K-nommu: 50-1000MIPS: 100/128/1000MIPS64: 100

PA-RISC: 100/1000PowerPC32: 100PowerPC64: 1000S/390: 100SPARC32:

100SPARC64: 100SuperH: 100/1000UML: 100v850: 24-100x86-64: 1000.

2、由于HZ的变化，原来的jiffies计数器很快就溢出了，引入了新的计数器jiffies_64

3、#include <linux/jiffies.h>

u64 my_time = get_jiffies_64()

4、新的时间结构增加了纳秒成员变量

struct timespec current_kernel_time(void)

5、他的timer函数没变，新增

void add_timer_on(struct timer_list *timer, int cpu)

6、新增纳秒级延时函数

ndelay()；

7、POSIX clocks 参考kernel/posix-timers.c

18、 工作队列（workqueue）

1、任务队列（task queue ）接口函数都被取消，新增了workqueue接口函数

struct workqueue_struct *create_workqueue(const char *name)

DECLARE_WORK(name, void (*function)(void *), void *data)

INIT_WORK(struct work_struct *work,

void (*function)(void *), void *data)

PREPARE_WORK(struct work_struct *work,

void (*function)(void *), void *data)

2、申明struct work_struct结构

int queue_work(struct workqueue_struct *queue,

struct work_struct *work)

int queue_delayed_work(struct workqueue_struct *queue,

struct work_struct *work,

unsigned long delay)

int cancel_delayed_work(struct work_struct *work)

void flush_workqueue(struct workqueue_struct *queue)

void destroy_workqueue(struct workqueue_struct *queue)

int schedule_work(struct work_struct *work)

int schedule_delayed_work(struct work_struct *work, unsigned long

delay)

19、 新增创建VFS的"libfs"

libfs给创建一个新的文件系统提供了大量的API.

主要是对struct file_system_type的实现。

参考源代码：

drivers/hotplug/pci_hotplug_core.c

drivers/usb/core/inode.c

drivers/oprofile/oprofilefs.c

fs/ramfs/inode.c

fs/nfsd/nfsctl.c (simple_fill_super() example)

linux的uboot启动映像、zImage和uImage的区别

uboot启动zImage(go)和uImage(bootm)分析

1.bootm加载linux镜像是加载uIamge，uIamge是由mkimage制作而来，和zIamge的差异是uIamge是zIamge压缩过的，bootm需要先对uIamge解压，解压地址为内核入口地址。当解压完成时uIamge和zIamge几乎是相同的，具体差异可以论述。uboot目前只能支持uImage启动，不支持zImage启动

2.bootm解压过程

---------------------------------------------------------------------------

## Booting image at 08808000 ...

Image Name:   Linux-2.6.14.7

Image Type:   ARM Linux Kernel Image (uncompressed)

Data Size:    989172 Bytes = 966 kB

Load Address: 08008000

Entry Point:  08008000

Verifying Checksum ... OK

OK                                         uboot bootm命令对uIamge的解压 *** 作

---------------------------------------------------------------------------

Starting kernel ...         

传递内核参数将控制权交给arch\arm\boot\compressed]head.S

----------------------------------------------------------------------------

如mx1ADS班子内存的起始地址为0x0800_0000,通过tftp 下载到0x0800_8000 +offset ，offset大于0x80_0000,即tftp 0x0880_8000 然后bootm 0x0880_8000 即将0x0880_8000处的uIamge解压，解压地址即为mkimage 设置的kernel入口地址0x0800_8000。

zImage和uImage的区别一、vmlinuzvmlinuz 是可引导的、压缩的内核。“vm”代表“Virtual Memory”。Linux 支持虚拟内存，不像老的 *** 作系统比如DOS有640KB内存的限制。Linux能够使用硬盘空间作为虚拟内存，因此得名“vm”。 

vmlinuz 的建立有两种方式。一是编译内核时通过“make zImage”创建，然后通过:“cp /usr/src/linux-2.4/arch/i386/linux/boot/zImage/boot/vmlinuz”产生。zImage适用于 小内核的情况，它的存在是为了向后的兼容性。 

二 是内核编译时通过命令make bzImage创建，然后通过:“cp/usr/src/linux-2.4/arch/i386/linux/boot/bzImage /boot/vmlinuz”产生。bzImage是压缩的内核映像，需要注意，bzImage不是用bzip2压缩的，bzImage中的bz容易引起 误解，bz表示“big zImage”。 bzImage中的b是“big”意思。 zImage(vmlinuz)和bzImage(vmlinuz)都是用gzip压缩的。它们不仅是一个压缩文件，而且在这两个文件的开头部分内嵌有 gzip解压缩代码。所以你不能用gunzip 或 gzip –dc解包vmlinuz。 

二、 initrd-x.x.x.img 

initrd是“initial ramdisk”的简写。initrd一般被用来临时的引导硬件到实际内核vmlinuz能够接管并继续引导的状态。 

initrd 映象文件是使用mkinitrd创建的。mkinitrd实用程序能够创建initrd映象文件。这个命令是RedHat专有的。其它Linux发行版或 许有相应的命令。这是个很方便的实用程序。具体情况请看帮助:man mkinitrd下面的命令创建initrd映象文件。 

最后生成的内核镜象有两种zImage以及uImage。其中zImage下载到 目标板中后，可以直接用uboot的 命令go来 进行直接跳转。这时候内核直接解压启动。但是无法挂载文件系统，因为go命令没有将内核需要的相关的启动参数传递给内核。传递启动参数我们必须使用命令bootm来进行跳 转。Bootm命 令跳转只处理uImage的 镜象。 

uboot源代码的tools/目录下 有mkimage工 具，这个工具可以用来制作不压缩或者压缩的多种可启动映象文件。 

mkimage在制作映象文件的时候，是在原来的可执行映象文件的前面加上一个0x40字节的头， 记录参数所指定的信息，这样uboot才 能识别这个映象是针对哪个CPU体 系结构的，哪个OS的， 哪种类型，加载内存中的哪个位置，入口点在内存的那个位置以及映象名是什么 

用法如下： 

./mkimage -A arch -O os -T type -C comp -a addr -e ep -n name -d data_file[:data_file...] image 

-A ==>set architecture to 'arch' 

-O ==>set operating system to 'os' 

-T ==>set image type to 'type' 

-C ==>set compression type 'comp' 

-a ==>set load address to 'addr' (hex) 

-e ==>set entry point to 'ep' (hex) 

-n ==>set image name to 'name' 

-d ==>use image data from 'datafile' 

-x ==>set XIP (execute in place) 

参数说明： 

-A 指定CPU的体系结构： 

取值表示的体 系结构 

alpha Alpha 

arm A RM 

x86 Intel x86 

ia64 IA64 

mips MIPS 

mips64 MIPS 64 Bit 

ppc PowerPC 

s390 IBM S390 

sh SuperH 

sparc SPARC 

sparc64 SPARC 64 Bit 

m68k MC68000 

-O 指定 *** 作系统类 型，可以取以下值： 

openbsd、netbsd、freebsd、4_4bsd、linux、svr4、esix、solaris、irix、sco、dell、ncr、lynxos、vxworks、psos、qnx、u-boot、rtems、artos 

-T 指定映象类型， 可以取以下值： 

standalone、kernel、ramdisk、multi、firmware、script、filesystem 

-C 指定映象压缩方 式，可以取以下值： 

none 不 压缩 

gzip 用gzip的压缩方式 

bzip2 用bzip2的压缩方 式 

-a 指 定映象在内存中的加载地址，映象下载到内存中时，要按照用mkimage制作映象时，这个参数所指定的地址值来下载 

-e 指定映象运行的 入口点地址，这个地址就是-a参 数指定的值加上0x40（因 为前面有个mkimage添 加的0x40个 字节的头） 

-n 指定映象名 

-d 指定制作映象的源文件 

我在编译时用到的命令如下： 

# make zImage      //生成zImage镜象 

＃/usr/local/arm/k9uboot/tools/mkimage -n 'Linux 2.4.27' -A arm -O linux -T 

kernel -C none -a 0x20007fc0 -e 0x20008000 -d zImage uImage 

内核镜象已经准备好了，这个时候我们就要来准备文件系统了。由于时间缘故，本人暂时采用的是其他 人已经好的文件系统k9.img.gz。 这个时候我们要做的是，自己写一个简单hello.c的程序，编译通过后加入到该文件系统中，然后下载到目标板中运行。 

先编写hello.c； 

编译： 

#/usr/local/arm/2.95.3/bin/arm-linux-gcc –o start-hello hello.c 

编译后生成可执行文件start-hello 

下面我们就必须把该执行文件加入到文件系统中去，步骤如下： 

#gunzip k9.img.gz                     //解 压缩 

#mount –o loop k9.img /mnt/new_disk    //挂载 

#cp start-hello /mnt/new_disk           //将 文件拷贝到文件系统中 

#cd /mnt/new_disk 

#umount /mnt/new_disk                 //卸 载 

#gzip –c –v9 k9.img >k9.img.gz          //压缩生成最终的文件系统 

下面我们就要下载内核以及准备好文件系统了，这边先说明我 的内存分配情况如下： 

Flash： 

0x10000000 ――― 0x10020000     boot 

0x10020000 ――― 0x10040000     uboot 

0x10040000 ――― 0x10060000     uboot env 

0x10060000 ――― 0x10200000     kernel 

0x10200000 ――― 0x11000000     ramdisk 

Sdram： 

0x20007fc0 ――― 0x20a00000     kernel 

0x20a00000 ―――                ramdisk  

Loadb 通过串口下载数据到ram中 

cp.b    拷贝ram中的数据到flash中。 

将kernel以及文件系统ramdisk下载完 毕之后，我们还需要设置uboot的 环境变量，这样uboot才 能够在上电启动的时候启动内核等 *** 作。环境变量设置如下： 

Set cpfltoram cp.b 10200000 20a00000 18ffff            //拷贝文件系统到ram中 

Set boot bootm 20007fc0                            //启动kernel 

Set bootcmd run cpfltoker\run cpfltoram\run boot       //uboot复位的执行指令 

Set cpfltoker cp.b 10060000 20007fc0 f4fff             //拷贝内核到ram中 

Set bootargs root=/dev/ram rw initrd=0x20a00000,4M init=/linuxrc console=ttyS0,11520 

0,mem=32m                      //uboot传 递给内核的启动参数  

设置完毕后，saveenv把 环境变量存储起来。 

学习心得：zImage 和uImage 都是生成的可执行内核镜像文件   

2者在u-boot中启动的方式分别是 go addr 与 bootm addr 来实现启动过程的 

即对于zImage是通过 go 来进行引导   而uImage是通过bootm来进行引导的 

zImage 和 uImage 2者的关系 是 uImage 是zImage通过mkimage （u--boot下面tools下的工具）来生成的 

结果是后者比前者在头部多了64个byte，这多余的64 个byte是用来通知给u-boot用的；将相关信息告知u-boot  

这样做的结果在u-boot引导内核时存在2个地址：loadaddress 和entry address 2者的差值刚好是0x40(64byte)的大小 

这样在使用bootm loadaddress 时u-boot会根据相应的loadaddress进行调整，有2中情况； 

1）、当loadaddress与mkimage时传送的一致时：

那么在加载 ldr pc,entry address时，会选择mkinage 时的entry地址；即pc=loadaddress + 4然后由pc来控制流程跳转倒ram中去执行； 

2）、当loadaddress与mkimage时传送的不一致时：

那么，u-bbot会进行地址比较 后，将当前的loadaddress减去64byte后，将真正的内核映像（去掉64byte头部的内核）拷贝倒预先制定的loadaddress，然后 直接从这个loadaddress来引导内核运行；  

总结，那么上面2中情况实际区别呢？其实就是最终代码执行时，如果地址与mkinage时指定的 不符，那么u-boot将进行去头后，拷贝内核代码，直接执行；而如果不处理，则会将 loadaddress+0x40来执行内核； 

通过tftp服务来下载 zImage或者uImage； 

loadb   在tftp不成功的情况下使用  串口来下载内核 希望不要用这个方法 

cp【.b\.w\.l】 完成 内存之间 内存向flash之间进行拷贝 

最后可以设置 bootcmd 环境变量可以实现 u-boot自动引导内核启动 

至于文件系统的2中方式：ramdisk 以及nfs 推荐开发者使用nfs  方便修改； 

当使用ramdisk时， 

#gunzip k9.img.gz                     //解压缩 

#mount –o loop k9.img /mnt/new_disk    //挂 载 

#umount /mnt/new_disk                 //卸载 

#gzip –c –v9 k9.img >k9.img.gz          //压 缩生成最终的文件系统  

这四条命令不要忘记，对于你来说多么强大 

不要你去再建立根文件系统。

Linux 是一个开放自由的 *** 作系统内核，具有一些鲜明特点如下：

（1） Linux 是一个一体化内核；

注：“一体化内核”是也称“宏内核”，是相对于“微内核”而言的。几乎所有

的嵌入式和实时系统都采用微内核，如 VxWorks、uC/OS-II、PSOS 等。

（2） 可移植性强。尽管 Linus 最初只为在 X86 PC 上实现一个“类 UNIX”，后来随

着加入者的努力，Linux 目前已经成为支持硬件平台最广泛的 *** 作系统；

注：目前已经在 X86、IA64、ARM、MIPS、AVR32、M68K、S390、Blackfin、M32R

等众多架构处理器上运行。

（3） 是一个可裁剪 *** 作系统内核。Linux 极具伸缩性，内核可以任意裁剪，可以大至

几十或者上百兆，可以小至几百 K，运行的设备从超级计算机、大型服务器到

小型嵌入式系统、掌上移动设备或者嵌入式模块，都可以运行；

（4） 模块化。Linux 内核采用模块化设计，很多功能模块都可以编译为模块，可以在

内核运行中动态加载/卸载而无需重启系统；

（5） 网络支持完善。Linux 内核集成了完整的 POSIX 网络协议栈，网络功能完善；

（6） 稳定性强。运行 Linux 的内核的服务器可以做到几年不用复位重启；

（7） 安全性好。Linux 源码开放，由众多黑客参与 Linux 的开发，一旦发现漏洞都能及时修复；

（8） 支持的设备广泛。Linux 源码中，设备驱动源码占了很大比例，几乎能支持任何

常见设备，无论是很老旧的设备还是最新推出的硬件设备，几乎都能找到 Linux下的驱动。致远电子那边有很多的，你可以去看一下

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