一、Linux驱动调试方法
1.1 printk
这是驱动开发中最朴实无华，同时也是最常用和有效的手段。scull 驱动的main.c第338行如下，就是使用 printk 进行调试的例子，这样的例子相信大家在阅读驱动源码时随处可见。
// printk(KERN_ALERT "wakeup by signal in process %d\n", current->pid);printk 的功能与我们经常在应用程序中使用的 printf 是一样的，不同之处在于 printk 可以在打印字符串前面加上内核定义的宏，例如上面例子中的KERN_ALERT（注意：宏与字符串之间没有逗号）。
#define KERN_EMERG "<0>"
#define KERN_ALERT "<1>"
#define KERN_CRIT "<2>"
#define KERN_ERR "<3>"
#define KERN_WARNING "<4>"
#define KERN_NOTICE "<5>"
#define KERN_INFO "<6>"
#define KERN_DEBUG "<7>"
#define DEFAULT_CONSOLE_LOGLEVEL 7
// 这个宏是用来定义需要打印的字符串的级别。值越小，级别越高。内核中有个参数用来控制是否将printk打印的字符串输出到控制台（屏幕或者/sys/log/syslog日志文件）
# cat /proc/sys/kernel/printk
6 4 1 76 4 1 7中的6表示级别高于（小于）6的消息才会被输出到控制台，4表示如果调用 printk 时没有指定消息级别（宏）则消息的级别为4，1表示接受的最高（最小）级别是1，7表示系统启动时第一个6原来的初值是7。
因此，如果你发现在控制台上看不到你程序中某些printk的输出，请使用echo 8 > /proc/sys/kernel/printk来解决。我们在复杂驱动的开发过程中，为了调试会在源码中加入成百上千的 printk 语句，而当调试完毕形成最终产品的时候必然会将这些 printk 语句删除。
最要命的是，如果我们将调试用的printk语句删除后，用户又报告我们的驱动有 bug，所以我们又不得不手工将这些上千条的 printk 语句再重新加上。所以，我们需要一种能方便地打开和关闭调试信息的手段。看看scull驱动或者leds驱动的源代码吧！
#define LEDS_DEBUG
#undef PDEBUG /* undef it, just in case */
#ifdef LEDS_DEBUG
#ifdef __KERNEL__
/* This one if debugging is on, and kernel space */
#define PDEBUG(fmt, args…) printk( KERN_EMERG "leds: " fmt, ## args)
#else
/* This one for user space */
#define PDEBUG(fmt, args…) fprintf(stderr, fmt, ## args)
#endif
#else
#define PDEBUG(fmt, args…) /* not debugging: nothing */
#endif
#undef PDEBUGG
#define PDEBUGG(fmt, args…) /* nothing: it’s a placeholder */这样一来，在开发驱动的过程中，如果想打印调试消息，我们就可以用PDEBUG(“address of i_cdev is %p\n”, inode->i_cdev);，如果不想看到该调试消息，就只需要简单的将PDEBUG改为PDEBUGG即可。而当我们调试完毕形成最终产品时，只需要简单地将第1行注释掉即可。
上边那一段代码中的__KERNEL__是内核中定义的宏，当我们编译内核（包括模块）时，它会被定义。当然如果你不明白代码中的…和##是什么意思的话，就请认真查阅一下 GCC 关于预处理部分的资料吧！如果你实在太懒不愿意去查阅的话，那就充当 VC 工程师把上面的代码 copy 到你的代码中去吧哈哈哈哈
1.2 查看 OOP 消息
OOP 意为惊讶。当你的驱动有问题，内核不惊讶才怪：嘿！小子，你干吗乱来！好吧，就让我们来看看内核是如何惊讶的~
根据faulty.c编译出faulty.ko，并insmod faulty.ko。执行echo yang >/dev/faulty，结果内核就惊讶了。内核为什么会惊讶呢？因为 faulty 驱动的 write 函数执行了*(int *)0 = 0，向内存0地址写入，这是内核绝对不会容许的。
ssize_t faulty_write (struct file *filp, const char __user *buf, size_t count,
loff_t *pos)
{
/* make a simple fault by dereferencing a NULL pointer */
*(int *)0 = 0;
return 0;
}
Unable to handle kernel NULL pointer dereference at virtual address 00000000
pgd = c3894000
[00000000] *pgd=33830031, *pte=00000000, *ppte=00000000
Internal error: Oops: 817 [#1] PREEMPT
Modules linked in: faulty scull
CPU: 0 Not tainted (2.6.22.6 #4)
PC is at faulty_write+0×10/0×18 [faulty]
LR is at vfs_write+0xc4/0×148
pc : [<bf00608c>] lr : [<c0088eb8>] psr: a0000013
sp : c3871f44 ip : c3871f54 fp : c3871f50
r10: 4021765c r9 : c3870000 r8 : 00000000
r7 : 00000004 r6 : c3871f78 r5 : 40016000 r4 : c38e5160
r3 : c3871f78 r2 : 00000004 r1 : 40016000 r0 : 00000000
Flags: NzCv IRQs on FIQs on Mode SVC_32 Segment user
Control: c000717f Table: 33894000 DAC: 00000015
Process sh (pid: 745, stack limit = 0xc3870258)
Stack: (0xc3871f44 to 0xc3872000)
1f40: c3871f74 c3871f54 c0088eb8 bf00608c 00000004 c38e5180 c38e5160
1f60: c3871f78 00000000 c3871fa4 c3871f78 c0088ffc c0088e04 00000000 00000000
1f80: 00000000 00000004 40016000 40215730 00000004 c002c0e4 00000000 c3871fa8
1fa0: c002bf40 c0088fc0 00000004 40016000 00000001 40016000 00000004 00000000
1fc0: 00000004 40016000 40215730 00000004 00000001 00000000 4021765c 00000000
1fe0: 00000000 bea60964 0000266c 401adb40 60000010 00000001 00000000 00000000
Backtrace:
[<bf00607c>] (faulty_write+0×0/0×18 [faulty]) from [<c0088eb8>] (vfs_write+0xc4/0×148)
[<c0088df4>] (vfs_write+0×0/0×148) from [<c0088ffc>] (sys_write+0x4c/0×74)
r7:00000000 r6:c3871f78 r5:c38e5160 r4:c38e5180
[<c0088fb0>] (sys_write+0×0/0×74) from [<c002bf40>] (ret_fast_syscall+0×0/0x2c)
r8:c002c0e4 r7:00000004 r6:40215730 r5:40016000 r4:00000004
Code: e1a0c00d e92dd800 e24cb004 e3a00000 (e5800000)第9行是惊讶的原因，也就是报告出错的原因。第10-12行是 OOP 信息序号。第13行是出错时内核已加载模块。第14行是发生错误的 CPU 序号。第15-23行是发生错误的位置，以及当时 CPU 各个寄存器的值，这最有利于我们找出问题所在地。第24行是当前进程的名字及进程 ID。第25-31行是出错时栈的内容。第32-37行是栈回溯信息，可看出直到出错时的函数递进调用关系（确保CONFIG_FRAME_POINTER被定义）。第38行是出错指令及其附近指令的机器码，出错指令本身在小括号中。
反汇编faulty.ko（arm-linux-objdump -D faulty.ko > faulty.dis; cat faulty.dis）可以看到如下的语句如下：
0000007c <faulty_write>:
7c: e1a0c00d mov ip, sp
80: e92dd800 stmdb sp!, {fp, ip, lr, pc}
84: e24cb004 sub fp, ip, #4 ; 0×4
88: e3a00000 mov r0, #0 ; 0×0
8c: e5800000 str r0, [r0]
90: e89da800 ldmia sp, {fp, sp, pc}定位出错位置以及获取相关信息的过程：
pc : [<bf00608c>] lr : [<c0088eb8>] psr: a0000013
[<bf00607c>] (faulty_write+0×0/0×18 [faulty]) from [<c0088eb8>] (vfs_write+0xc4/0×148)
[<c0088df4>] (vfs_write+0×0/0×148) from [<c0088ffc>] (sys_write+0x4c/0×74)出错代码是faulty_write函数中的第5条指令 ，即：(0xbf00608c-0xbf00607c)/4+1=5，该函数的首地址是 0xbf00607c，该函数总共6条指令 (0×18)，该函数是被0xc0088eb8的前一条指令调用的（即：函数返回地址是0xc0088eb8。这一点可以从出错时 lr 的值正好等于 0xc0088eb8得到印证）。调用该函数的指令是 vfs_write 的第49条 (0xc4/4=49) 指令。
达到出错处的函数调用流程是：write（用户空间的系统调用）–> sys_write –> vfs_write –> faulty_write
OOP 消息不仅让我定位了出错的地方，更让我惊喜的是，它让我知道了一些秘密：
1、gcc中fp到底有何用处？
2、为什么gcc编译任何函数的时候，总是要把3条看上去傻傻的指令放在整个函数的最开始？
3、内核和gdb是如何知道函数调用栈顺序，并使用函数的名字而不是地址？
4、我如何才能知道各个函数入栈的内容？哈哈，我渐渐喜欢上了让内核惊讶，那就再看一次内核惊讶吧。
执行 cat /dev/faulty，内核又再一次惊讶！
Unable to handle kernel NULL pointer dereference at virtual address 0000000b
pgd = c3a88000
[0000000b] *pgd=33a79031, *pte=00000000, *ppte=00000000
Internal error: Oops: 13 [#2] PREEMPT
Modules linked in: faulty
CPU: 0 Not tainted (2.6.22.6 #4)
PC is at vfs_read+0xe0/0×140
LR is at 0xffffffff
pc : [<c0088c84>] lr : [<ffffffff>] psr: 20000013
sp : c38d9f54 ip : 0000001c fp : ffffffff
r10: 00000001 r9 : c38d8000 r8 : 00000000
r7 : 00000004 r6 : ffffffff r5 : ffffffff r4 : ffffffff
r3 : ffffffff r2 : 00000000 r1 : c38d9f38 r0 : 00000004
Flags: nzCv IRQs on FIQs on Mode SVC_32 Segment user
Control: c000717f Table: 33a88000 DAC: 00000015
Process cat (pid: 767, stack limit = 0xc38d8258)
Stack: (0xc38d9f54 to 0xc38da000)
9f40: 00002000 c3c105a0 c3c10580
9f60: c38d9f78 00000000 c38d9fa4 c38d9f78 c0088f88 c0088bb4 00000000 00000000
9f80: 00000000 00002000 bef07c80 00000003 00000003 c002c0e4 00000000 c38d9fa8
9fa0: c002bf40 c0088f4c 00002000 bef07c80 00000003 bef07c80 00002000 00000000
9fc0: 00002000 bef07c80 00000003 00000000 00000000 00000001 00000001 00000003
9fe0: 00000000 bef07c6c 0000266c 401adab0 60000010 00000003 00000000 00000000
Backtrace: invalid frame pointer 0xffffffff
Code: ebffff86 e3500000 e1a07000 da000015 (e594500c)
Segmentation fault
不过这次惊讶却令人大为不解。OOP 竟然说出错的地方在 vfs_read（要知道它可是大拿们千锤百炼的内核代码），这怎么可能？哈哈，万能的内核也不能追踪函数调用栈了，这是为什么？其实问题出在 faulty_read 的第43行，它导致入栈的 r4、r5、r6、fp 全部变为了 0xffffffff，ip、lr 的值未变，这样一来 faulty_read 函数能够成功返回到它的调用者—— vfs_read。但是可怜的 vfs_read（忠实的 APTCS 规则遵守者）并不知道它的 r4、r5、r6 已经被万恶的 faulty_read 改变，这样下去 vfs_read 命运就可想而知了——必死无疑！虽然内核很有能力，但缺少了正确的 fp 的帮助，它也无法追踪函数调用栈。
ssize_t faulty_read(struct file *filp, char __user *buf,
size_t count, loff_t *pos)
{
int ret;
char stack_buf[4];
/* Let’s try a buffer overflow */
memset(stack_buf, 0xff, 20);
if (count > 4)
count = 4; /* copy 4 bytes to the user */
ret = copy_to_user(buf, stack_buf, count);
if (!ret)
return count;
return ret;
}00000000 <faulty_read>:
0: e1a0c00d mov ip, sp
4: e92dd870 stmdb sp!, {r4, r5, r6, fp, ip, lr, pc}
8: e24cb004 sub fp, ip, #4 ; 0×4
c: e24dd004 sub sp, sp, #4 ; 0×4，这里为stack_buf[]在栈上分配1个字的空间，局部变量ret使用寄存器存储，因此就不在栈上分配空间了
10: e24b501c sub r5, fp, #28 ; 0x1c
14: e1a04001 mov r4, r1
18: e1a06002 mov r6, r2
1c: e3a010ff mov r1, #255 ; 0xff
20: e3a02014 mov r2, #20 ; 0×14
24: e1a00005 mov r0, r5
28: ebfffffe bl 28 <faulty_read+0×28> //这里在调用memset
78: e89da878 ldmia sp, {r3, r4, r5, r6, fp, sp, pc}1.3 利用 strace
有时小问题可以通过监视程序监控用户应用程序的行为来追踪，同时监视程序也有助于建立对驱动正确工作的信心，例如，在看了它的读实现如何响应不同数量数据的读请求之后，我们能够对 scull 正在正确运行感到有信心。
有几个方法来监视用户空间程序运行。你可以运行一个调试器来单步过它的函数，增加打印语句，或者在 strace 下运行程序。这里，我们将讨论最后一个技术，因为当真正目的是检查内核代码时，它是最有用的。
strace 命令是一个有力工具，它能显示所有的用户空间程序发出的系统调用。它不仅显示调用，还以符号形式显示调用的参数和返回值。当一个系统调用失败, 错误的符号值（例如 ENOMEM）和对应的字串（Out of memory）都显示。
strace 有很多命令行选项，其中最有用的是：
-t 来显示每个调用执行的时间，
-T 来显示调用中花费的时间，
-e 来限制被跟踪调用的类型（例如strace –eread,write ls表示只监控read和write调用），
-o 来重定向输出到一个文件（缺省情况下，strace 打印调用信息到 stderr）strace 从内核自身获取信息。这意味着可以跟踪一个程序，不管它是否带有调试支持编译（对 gcc 是 -g 选项）以及不管它是否被 strip 过。此外，你也可以追踪一个正在运行中的进程，这类似于调试器连接到一个运行中的进程并控制它。
跟踪信息常用来支持发给应用程序开发者的故障报告，但是对内核程序员也是很有价值的。我们已经看到驱动代码运行如何响应系统调用，strace 允许我们检查每个调用的输入和输出数据的一致性。
例如，运行命令strace ls /dev > /dev/scull0将会在屏幕上显示如下的内容：
open("/dev", O_RDONLY|O_NONBLOCK|O_LARGEFILE|O_DIRECTORY) = 3
fstat64(3, {st_mode=S_IFDIR|0755, st_size=24576, …}) = 0
fcntl64(3, F_SETFD, FD_CLOEXEC) = 0
getdents64(3, /* 141 entries */, 4096) = 4088
[...]
getdents64(3, /* 0 entries */, 4096) = 0
close(3) = 0
[...]
fstat64(1, {st_mode=S_IFCHR|0664, st_rdev=makedev(254, 0), …}) = 0
write(1, "MAKEDEV\nadmmidi0\nadmmidi1\nadmmid"…, 4096) = 4000
write(1, "b\nptywc\nptywd\nptywe\nptywf\nptyx0\n"…, 96) = 96
write(1, "b\nptyxc\nptyxd\nptyxe\nptyxf\nptyy0\n"…, 4096) = 3904
write(1, "s17\nvcs18\nvcs19\nvcs2\nvcs20\nvcs21"…, 192) = 192
write(1, "\nvcs47\nvcs48\nvcs49\nvcs5\nvcs50\nvc"…, 673) = 673
close(1) = 0
exit_group(0) = ?从第一个 write 调用看，明显地，在 ls 结束查看目标目录后，它试图写 4KB。但奇怪的是，只有 4000 字节被成功写入，并且操作被重复。但当我们查看 scull 中的写实现，发现它一次最多只允许写一个 quantum（共4000字节），可见驱动本来就是期望部分写。几步之后，所有东西清空，程序成功退出。正是通过 strace 的输出，使我们确信驱动的部分写功能运行正确。
作为另一个例子，让我们读取 scull 设备(使用wc scull0命令)：
[...]
open("/dev/scull0", O_RDONLY|O_LARGEFILE) = 3
fstat64(3, {st_mode=S_IFCHR|0664, st_rdev=makedev(254, 0), …}) = 0
read(3, "MAKEDEV\nadmmidi0\nadmmidi1\nadmmid"…, 16384) = 4000
read(3, "b\nptywc\nptywd\nptywe\nptywf\nptyx0\n"…, 16384) = 4000
read(3, "s17\nvcs18\nvcs19\nvcs2\nvcs20\nvcs21"…, 16384) = 865
read(3, "", 16384) = 0
fstat64(1, {st_mode=S_IFCHR|0620, st_rdev=makedev(136, 1), …}) = 0
write(1, "8865 /dev/scull0\n", 17) = 17
close(3) = 0
exit_group(0) = ?如同期望的，read 一次只能获取 4000 字节，但是数据总量等同于前个例子写入的。
这个例子，意外的收获是：可以肯定，wc 为快速读进行了优化，它因此绕过了标准库（没有使用 fscanf），而是直接一个系统调用以读取更多数据。这一点，可从跟踪到的读的行里看到 wc 一次试图读取16KB的数据而确认。
