Linux内核断言机制简介(linuxkernelassert)

断言是编程中常用的一种技术，用于判断程序中的某些条件是否成立，并在条件不成立时抛出异常或错误信息。Linux内核也采用了断言机制，用于检测内核代码中的错误和逻辑缺陷，防止这些缺陷引发系统崩溃或安全漏洞。

一、断言的定义和作用

断言是一种自动化的调试技术，针对程序中的某个条件进行判断。如果条件成立，则程序正常继续执行；如果条件不成立，则程序抛出异常或错误信息，中断当前执行流程。在大规模软件开发中，断言可以帮助开发人员快速发现并定位程序中的错误，提高开发效率。

在Linux内核开发中，断言有以下作用：

1. 检测内核代码中的错误和逻辑缺陷。内核代码是庞大而复杂的，其中可能存在各种错误和漏洞，这些错误一旦被调用就会导致系统异常或安全漏洞。使用断言机制可以在调试时捕获这些错误和缺陷，并及时修复。

2. 提高内核代码的可读性和可维护性。使用断言可以使内核代码更具可读性和可维护性，因为断言可以表达程序状态和赋值，使得代码更加直观和易于理解。

3. 加快代码调试和测试速度。断言可以在代码开发的早期检测出错误，提高调试和测试的效率。另外，使用断言还可以节省开发时间，因为程序的行为往往受到预设后的假设所限制，使用断言可以减少错误发生的可能性，从而节约时间和工作量。

二、Linux内核断言机制的实现方式

Linux内核采用了一种叫做“BUG_ON”的宏定义来实现断言机制。这个宏可以用于逻辑检查和调试，如果表达式不成立，就会输出错误信息并停止程序。该宏定义如下：

#define BUG_ON(condition) do { if (unlikely(condition)) { \ printk(KERN_ERR “BUG: flure condition (” #condition “) at %s:%d\n”, \ __FILE__, __LINE__); \ /* oops 忙等待机制 */ } } while(0)

在上面的宏定义中，#condition是标识符字符串，__FILE__是当前文件名，__LINE__是当前行号，如果检查失败，则会输出错误信息并停止程序。该宏的定义中使用了一个独特的语法：do {…} while(0)，这是一个常用的技巧，主要用于避免使用if语句时的语法错误和副作用。

使用BUG_ON宏的示例代码如下所示：

unsigned long i = 0;

/* 检查i是否等于0 */

BUG_ON(i == 0);

如果i等于0，该代码会输出一个错误信息，并终止程序的执行。

三、Linux内核断言的应用场景

在Linux内核中，断言机制广泛应用于以下场景：

1. 内存泄漏检查。在内核中，内存泄漏是一个常见问题，容易造成系统崩溃或安全漏洞。使用断言机制可以及时发现并修复这些问题。

2. 数组边界检查。在C语言中，数组越界会导致内存访问错误，可能会引发系统崩溃。使用断言可以检查数组访问是否越界，提高代码的健壮性和可靠性。

3. 锁保护检查。在内核中，锁保护非常重要，没有充分的锁保护可能会导致系统崩溃或竞态条件。使用断言可以检查锁保护是否充分，提高系统的稳定性和安全性。

4. 参数范围检查。在内核开发中，函数参数的范围检查非常重要，因为参数的不正确或不充分可能会导致函数无法正常执行，甚至导致系统异常。使用断言可以检查函数参数的范围，避免这些问题的发生。

四、注意事项

在使用断言机制时，需要注意以下几点：

1. 断言机制不应被用于运行时检查。在开发过程中，使用断言可以检查代码中的错误和缺陷，并及时修复。但是，一旦程序发布后，断言应该关闭，否则会影响程序的性能和稳定性。

2. 断言并不总是可靠的。断言机制可以发现代码中的错误和缺陷，但并不能完全覆盖所有情况。因此，开发人员应该谨慎使用断言，并确保代码的正确性和健壮性。

3. 断言应该适当地使用注释和文档。在使用断言时，应该适当地添加注释和文档，加强代码的可读性和可维护性。同时，应该与团队中的其他开发人员协调一致，以确保断言机制的统一和一致性。

五、

断言是一种重要的调试技术，在大规模软件开发中具有重要的作用。在Linux内核中，断言机制防止程序中的错误和逻辑缺陷，提高程序的可读性和可维护性，并加快代码调试和测试速度。使用BUG_ON宏实现断言，可以应用于内存泄漏检查、数组边界检查、锁保护检查和参数范围检查等场景。但是，在使用断言时需要注意正确使用，并适当地加注释和文档，以保证代码的正确性和健壮性。

相关问题拓展阅读：

• 如何在Linux内核里增加一个系统调用？
• Linux内核有多大，不同Linux版本内核有什么差别呢

如何在Linux内核里增加一个系统调用？

一、Linux0.11下添加系统调用：\x0d\x0a\x0d\x0a我在bochs2.2.1中对linux0.11内核添加了一个新的系统调用，步骤如下： \x0d\x0a1./usr/src/linux/include/unistd.h中添加：#define __NR_mytest 87 \x0d\x0a然后在下面声明函数原型：int mytest(); \x0d\x0a2./usr/src/linux/include/linux/sys.h中添加:extern int sys_mytest(); \x0d\x0a然后在sys_call_table中最后加上sys_mytest； \x0d\x0a3.在/usr/src/linux/kernel/sys.c中添加函数实现如下： \x0d\x0aint sys_mytest(){ \x0d\x0aprintk(“This is a test!”); \x0d\x0areturn 123; \x0d\x0a} \x0d\x0a4.在/usr/src/linux/kernel/system_call.s中对系统调用号加1（原来是86改成了87） \x0d\x0a5.然后到/usr/src/linux目录下编译内核make clean; make Image \x0d\x0a6. cp /usr/src/linux/include/unistd.h /usr/include/unistd.h \x0d\x0a7. reset bochs \x0d\x0a8. 在/usr/root中生成test.c文件如下： \x0d\x0a#define __LIBRARY__ \x0d\x0a#include

\x0d\x0a_syscall0(int,mytest) \x0d\x0aint main(){ \x0d\x0aint a; \x0d\x0aa = mytest(); \x0d\x0aprintf(“%d”, a); \x0d\x0areturn 0; \x0d\x0a} \x0d\x0a9.然后gcc test.c编译之后运行a.out，前面所有步骤都通过，但是每次调用都是返回-1，然后我查过errno为1（表示操作不允许），就不知道为什么了？ \x0d\x0a系统知道的高手们能够告知一下，不胜感激！这个问题困扰我很久了！ \x0d\x0a\x0d\x0a二、新Linux内核添加系统调用\x0d\x0a\x0d\x0a如何在Linux系统中添加新的系统调用\x0d\x0a系统调用是应用程序和操作系统内核之间的功能接口。其主要目的是使得用户可以使用操作系统提供的有关设备管理、输入/输入系统、文件系统和进程控制、通信以及存储管理等方面的功能，而不必了解系统程序的内部结构和有关硬件细节，从而起到减轻用户负担和保护系统以及提高资源利用率的作用。\x0d\x0a\x0d\x0a　　Linux操作系统作为自由软件的代表，它优良的性能使得它的应用日益广泛，不仅得到专业人士的肯定，而且商业化的应用也是如火如荼。在Linux中，大部分的系统调用包含在Linux的libc库中，通过标准的C函数调用方法可以调用这些系统调用。那么，对Linux的发烧友来说，如何在Linux中增加新的系统调用呢？ \x0d\x0a　　1 Linux系统调用机制\x0d\x0a\x0d\x0a　　在Linux系统中，系统调用是作为一种异常类型实现的。它将执行相应的机器代码指令来产生异常信号。产生中断或异常的重要效果是系统自动将用户态切换为核心态来对它进行处理。这就是说，执行系统调用异常指令时，自动地将系统切换为核心态，并安排异常处理程序的执行。Linux用来实现系统调用异常的实际指令是：\x0d\x0a\x0d\x0a　　拆庆春Int $0x80\x0d\x0a\x0d\x0a　　这一指令使用中断/异常向量号128（即16进制的80）将控制权转移给内核。为达到在使用系统调用时不必用机器指令编程，在标准的C语言库中为每一系统调用提供了一段短的子程序，完成机器代码的编程工作。事实上，机器代码段非常简短。它所要做的工作只是将送给系统调用的参数加载到CPU寄存器中，接着执行int $0x80指令。然后运差枣行系统调用，系统调用的返回值将送入CPU的一个寄存器中，标准的库子旅耐程序取得这一返回值，并将它送回用户程序。\x0d\x0a\x0d\x0a　　为使系统调用的执行成为一项简单的任务，Linux提供了一组预处理宏指令。它们可以用在程序中。这些宏指令取一定的参数，然后扩展为调用指定的系统调用的函数。\x0d\x0a\x0d\x0a　　这些宏指令具有类似下面的名称格式：\x0d\x0a\x0d\x0a　　_syscallN（parameters）\x0d\x0a\x0d\x0a　　其中N是系统调用所需的参数数目，而parameters则用一组参数代替。这些参数使宏指令完成适合于特定的系统调用的扩展。例如，为了建立调用setuid（）系统调用的函数，应该使用：\x0d\x0a\x0d\x0a　　_syscall1（ int， setuid， uid_t， uid ）\x0d\x0a\x0d\x0a　　syscallN（ ）宏指令的第1个参数int说明产生的函数的返回值的类型是整型，第2个参数setuid说明产生的函数的名称。后面是系统调用所需要的每个参数。这一宏指令后面还有两个参数uid_t和uid分别用来指定参数的类型和名称。\x0d\x0a\x0d\x0a　　另外，用作系统调用的参数的数据类型有一个限制，它们的容量不能超过四个字节。这是因为执行int $0x80指令进行系统调用时，所有的参数值都存在32位的CPU寄存器中。使用CPU寄存器传递参数带来的另一个限制是可以传送给系统调用的参数的数目。这个限制是最多可以传递5个参数。所以Linux一共定义了6个不同的_syscallN（）宏指令，从_syscall0（）、_syscall1（）直到_syscall5（）。\x0d\x0a\x0d\x0a　　一旦_syscallN（）宏指令用特定系统调用的相应参数进行了扩展，得到的结果是一个与系统调用同名的函数，它可以在用户程序中执行这一系统调用。\x0d\x0a　　2 添加新的系统调用 \x0d\x0a　　如果用户在Linux中添加新的系统调用，应该遵循几个步骤才能添加成功，下面几个步骤详细说明了添加系统调用的相关内容。\x0d\x0a\x0d\x0a　　（1） 添加源代码\x0d\x0a\x0d\x0a　　之一个任务是编写加到内核中的源程序，即将要加到一个内核文件中去的一个函数，该函数的名称应该是新的系统调用名称前面加上sys_标志。假设新加的系统调用为mycall(int number)，在/usr/src/linux/kernel/sys.c文件中添加源代码，如下所示：\x0d\x0a　　alinkage int sys_mycall(int number) \x0d\x0a　　{ \x0d\x0a　　return number; \x0d\x0a　　}\x0d\x0a　　作为一个最简单的例子，我们新加的系统调用仅仅返回一个整型值。\x0d\x0a\x0d\x0a　　（2） 连接新的系统调用\x0d\x0a\x0d\x0a　　添加新的系统调用后，下一个任务是使Linux内核的其余部分知道该程序的存在。为了从已有的内核程序中增加到新的函数的连接，需要编辑两个文件。\x0d\x0a\x0d\x0a　　在我们所用的Linux内核版本（RedHat 6.0，内核为2.2.5-15）中，之一个要修改的文件是：\x0d\x0a\x0d\x0a　　/usr/src/linux/include/a-i386/unistd.h\x0d\x0a\x0d\x0a　　该文件中包含了系统调用清单，用来给每个系统调用分配一个唯一的号码。文件中每一行的格式如下：\x0d\x0a\x0d\x0a　　#define __NR_name NNN\x0d\x0a\x0d\x0a　　其中，name用系统调用名称代替，而NNN则是该系统调用对应的号码。应该将新的系统调用名称加到清单的最后，并给它分配号码序列中下一个可用的系统调用号。我们的系统调用如下：\x0d\x0a\x0d\x0a　　#define __NR_mycall 191\x0d\x0a\x0d\x0a　　系统调用号为191，之所以系统调用号是191，是因为Linux-2.2内核自身的系统调用号码已经用到190。\x0d\x0a\x0d\x0a　　第二个要修改的文件是：\x0d\x0a\x0d\x0a　　/usr/src/linux/arch/i386/kernel/entry.S\x0d\x0a\x0d\x0a　　该文件中有类似如下的清单：\x0d\x0a　　.long SYMBOL_NAME（）\x0d\x0a\x0d\x0a　　该清单用来对sys_call_table数组进行初始化。该数组包含指向内核中每个系统调用的指针。这样就在数组中增加了新的内核函数的指针。我们在清单最后添加一行：\x0d\x0a　　.long SYMBOL_NAME(sys_mycall)\x0d\x0a\x0d\x0a　　（3） 重建新的Linux内核\x0d\x0a\x0d\x0a　　为使新的系统调用生效，需要重建Linux的内核。这需要以超级用户身份登录。\x0d\x0a　　#pwd \x0d\x0a　　/usr/src/linux \x0d\x0a　　#\x0d\x0a\x0d\x0a　　超级用户在当前工作目录（/usr/src/linux）下，才可以重建内核。\x0d\x0a\x0d\x0a　　#make config \x0d\x0a　　#make dep \x0d\x0a　　#make clearn \x0d\x0a　　#make bzImage\x0d\x0a\x0d\x0a　　编译完毕后，系统生成一可用于安装的、压缩的内核映象文件：\x0d\x0a\x0d\x0a　　/usr/src/linux/arch/i386/boot/bzImage \x0d\x0a　　（4） 用新的内核启动系统 \x0d\x0a　　要使用新的系统调用，需要用重建的新内核重新引导系统。为此，需要修改/etc/lilo.conf文件，在我们的系统中，该文件内容如下：\x0d\x0a\x0d\x0aboot=/dev/hda \x0d\x0a　　map=/boot/map \x0d\x0a　　install=/boot/boot.b \x0d\x0a　　prompt \x0d\x0a　　timeout=50 \x0d\x0a\x0d\x0a　　image=/boot/vmlinuz-2.2.5-15 \x0d\x0a　　label=linux \x0d\x0a　　root=/dev/hdb1 \x0d\x0a　 read-only \x0d\x0a\x0d\x0a　　other=/dev/hda1 \x0d\x0a　　label=dos \x0d\x0a　　table=/dev/had\x0d\x0a\x0d\x0a　　首先编辑该文件，添加新的引导内核：\x0d\x0a　　image=/boot/bzImage-new \x0d\x0a　　label=linux-new \x0d\x0a　　root=/dev/hdb1 \x0d\x0a　　read-only\x0d\x0a\x0d\x0a　　添加完毕，该文件内容如下所示：\x0d\x0a　　boot=/dev/hda \x0d\x0a　　map=/boot/map \x0d\x0a　　install=/boot/boot.b \x0d\x0a　　prompt \x0d\x0a　　timeout=50 \x0d\x0a\x0d\x0a　　image=/boot/bzImage-new \x0d\x0a　　label=linux-new \x0d\x0a　　root=/dev/hdb1 \x0d\x0a　　read-only \x0d\x0a\x0d\x0a　　image=/boot/vmlinuz-2.2.5-15 \x0d\x0a　　label=linux \x0d\x0a　　root=/dev/hdb1 \x0d\x0a　　read-only \x0d\x0a\x0d\x0a　　other=/dev/hda1 \x0d\x0a　　label=dos \x0d\x0a　　table=/dev/hda\x0d\x0a\x0d\x0a　　这样，新的内核映象bzImage-new成为缺省的引导内核。为了使用新的lilo.conf配置文件，还应执行下面的命令：\x0d\x0a　　#cp /usr/src/linux/arch/i386/boot/zImage /boot/bzImage-new\x0d\x0a\x0d\x0a　　其次配置lilo:\x0d\x0a\x0d\x0a　　# /in/lilo\x0d\x0a\x0d\x0a　　现在，当重新引导系统时，在boot:提示符后面有三种选择：linux-new 、linux、dos，新内核成为缺省的引导内核。\x0d\x0a　　至此，新的Linux内核已经建立，新添加的系统调用已成为操作系统的一部分，重新启动Linux，用户就可以在应用程序中使用该系统调用了。\x0d\x0a\x0d\x0a　　（5）使用新的系统调用\x0d\x0a\x0d\x0a　　在应用程序中使用新添加的系统调用mycall。同样为实验目的，我们写了一个简单的例子xtdy.c。\x0d\x0a\x0d\x0a　　/* xtdy.c */ \x0d\x0a　　#include \x0d\x0a　　_syscall1(int,mycall,int,ret) \x0d\x0a　　main() \x0d\x0a　　{ \x0d\x0a　　printf(“%d \n”,mycall(100)); \x0d\x0a　　}\x0d\x0a　　编译该程序：\x0d\x0a　　# cc -o xtdy xtdy.c\x0d\x0a　　执行：\x0d\x0a　　# xtdy\x0d\x0a　　结果：\x0d\x0a　　# 100\x0d\x0a　　注意，由于使用了系统调用，编译和执行程序时，用户都应该是超级用户身份。

Linux内核有多大，不同Linux版本内核有什么差别呢

1、根据版本的不同，内核大小也不同；我看了下最近发布的4.1.6版本下载80M左右，估计解压之后100多兆吧。

2、不同linux版本实际是根据内核封装了不同的操作系统，内核版本相同的情况下，不同linux版本内核实际是一样的，不同的是封装的操作系统。

3、

给你个网站，是linux内核的官网，上面各个版本的内核都有；

4、附一下介绍吧：

Linux内核（英语：Linux kernel），是一种计算机操作系统内核，以C语言和汇编语言写成，符合POSIX标准，以GNU通用公共许可昌雀证发布。Linux内核最早是由芬兰黑客林纳斯·托瓦兹为尝试在自己的英特尔x86架构计咐敏算机上提供自由免费的类Unix系统而开发的。该计划开始于1991年，林纳斯·托瓦兹当时在Usenet新闻组comp.os.minix登载帖子，这份著名的帖子标示着Linux内核计划的正式开始。

在计划的早期有一些Minix的黑客提供了协助，而今天全球有无数程序员正在为该计划无偿提供帮助。

从技术上说Linux只是一个内核。“内核”指的是一个提供硬件抽象层、磁盘及文件系统控制、多任务等功能的系统软件。一个内核并不是一套完整的操作系统。有一套基于Linux内核的完整操作系统叫作Linux操作系统，或是GNU/Linux（在该系统中包含了很多GNU计划的系统组件）。

Linux内核是在GNU通用公共许可证第2版之下发布衡迅枝的（加上一些非自由固件、blob与各种非自由许可证）。贡献者遍布世界各地，日常开发在Linux内核邮件列表。

根据版本的不同，内核大小也不同，新版本为几百M。

1、发行版的不同，主要是对于版本的选择，稳定性的测试，还有错误修正补丁都会让每个发行版有自己特殊的内核。

2、官方内核的不同，这个区别很好说，官方的开发是基于 git 版本控制的，去看两个 git 版本就知道了。一般是硬件支持，还有新的功能算法，还有驱动增减，错误修补什么的。

Linux的内核版本编号有点像如下的样子：

2.6.32-642.el6.x86_64

主版本.次版本。发布版本-修改版本。

虽然编号就是如上的方式来编写，不过依据

Linux内核

的发展历程，内核版本的定义有点不太相同。

奇数、偶数版本分类：

在2.6x版本以前，托瓦斯将内核的发展方向分为两类，并根据这两类内核的发展分别给予不同的内核编号，那就是：

主、次版本为奇数：开发中版本。

如2.5.xx,这种内核版本主要用于测试与发展新功能，所以通常这种版本仅有内核开发工程师会使用。如果有新增的内核程序代码粗薯，会加到这种版本当中，等到很多工程师测试没问题后，才加入下一版本的稳定内核中；

主、次版本为偶数：稳定版本。

如2.6.xx,等到内核功能发展成熟后会加到这类版本中，主要用在一般家庭计算机以及企业版本中，重点在于提供一个用户相对稳定的Linux操作环境平台。

至于发布版本则是在主、次版本架构不变的情况下，新增的功能累积到一定程度后新发布的内核版本。而由于Linux 的内核是使用CPL的授权，因此大家都能够进行内核程序代码的修改。

因此，如果有针对一个版本的内核修改过的部分程序代码，那么这个被修改过的新内核版本就可以加上所谓的修改版本。

Linux内核版本与Linux发行版本。

Linux内核版本与发行版本的版本并不相同，因为所谓的Linux版本指的应该是内核版本，而目前最新的内核版本应该是4.7.2(2023/08)才对，并不会有7.x的版本出现。

扩展资料：

Linux内核的任务：

1、从技术层面讲，内核是硬件与软件之间的一个中间层。作用是将应用层序的请求传递给硬件，并充当底层

驱动程序

，对系统中的各种设备和组件进行寻址。

2、从

应用程序

的层面讲，应用程序与硬件没有联系，只与内核有联系，内核是应用程序知道的层次中的更底层。在实际工作中内核抽象了相关细节。

3、内核是一个资源管理程序。负责将可用的共享资源(CPU时间、磁盘空间、网岩戚者络连接等)分配得到各个系统进程。仔丛

4、内核就像一个库，提供了一组面向系统的命令。系统调用对于应用程序来说，就像调用普通函数一样。

参考资料来源：

百度百科-Linux内核

源代码压缩后几十M，解压缩几百M吧？

源代码我记得之前有人统计，有几千万行。

编译出来，要看你开启的模块有多少，以及什么架构，是不是加入一些除错信息。

不同的衫陪郑版本区别。两个方向说。或颂

1、发行版的不同，主要是对于版本的选择，稳定性的测试，还有错误修正补丁都会让每个发行版有自己特殊的内核。

2、官方内核的不同，这个区别很好说，官方的开发是基于 git 版本控制的，你去看两个 git 版本乱迅就知道了。一般是硬件支持，还有新的功能算法，还有驱动增减，错误修补什么的。

内核一般就几M, 内核一般可以认为都是相同的.

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