今天搞定getch在linux下的实现

一般的终端模式下，使用的是('\n'),EOF,orEOL这样一些结束符，可是在某些情况下，我们需要对某些键盘输入做响应，所以，采用的就是非经典模式终端，
structtermios{
tcflag_tc_iflag;/*输入模式旗标*/
tcflag_tc_oflag;/*输出模式旗标*/
tcflag_tc_cflag;/*控制模式旗标*/
tcflag_tc_lflag;/*区域模式旗标*/
cc_tc_line;/*行控制(linediscipline)*/
cc_tc_cc[NCCS];/*控制特性*/
};

void
set_input_mode(void)
{
structtermiostattr;
char*name;

/*Makesurestdinisaterminal.*/
if(!isatty(STDIN_FILENO))
{
fprintf(stderr,"Notaterminal.\n");
exit(EXIT_FAILURE);
}

/*Savetheterminalattributessowecanrestorethemlater.*/
tcgetattr(STDIN_FILENO,&saved_attributes);
atexit(reset_input_mode);

/*Setthefunnyterminalmodes.*/
tcgetattr(STDIN_FILENO,&tattr);
tattr.c_lflag&=~(ICANON);/*ClearICANON*/
tattr.c_cc[VMIN]=1;
tattr.c_cc[VTIME]=0;
tcsetattr(STDIN_FILENO,TCSAFLUSH,&tattr);
}

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2005-04-19 02:25:20

KERNEL UNDSTAND

Linux中宏定义很多,而且又分散在各个头文件中,你可以预处理一下,比如gcc-D__KERNEL__-Econsole.c>console.i
这样,console.c中的很多结构定义就在console.i中清晰的暴露了出来;有时可以用nm命令检查一下目标模块的包含的符号名,比如nmconsole.o,这样可得知console.o引用了那些外部符号,它自已定义了哪些符号;
另 一个方法是剖析运行中的系统.编绎内核产生的System.map文件非常重要,它包含了内核地址空间中各种符号名的地址,你可以用 System.map,结合源码,通过/dev/kmem检查内核中的各种数据结构,你也可以通过/dev/mem用物理地址来检查内存数据

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2005-04-19 02:12:41

rh9 2.4.20下模块printk 找不到连接

编译都没有了问题。
在加载模块时，出现了说printk这个符号无法解释的问题，
与一般模式下相同，一定是这个printk找不到实现，
原来是在kenel中有一个exporttable包含了所有kernel中
可以使用的function，ksyms-a
得到c0216ba0drive_info_R744aa133
c01e4a44boot_cpu_data_R660bd466
c01e4ac0EISA_bus_R7413793a
c01e4ac4MCA_bus_Rf48a2c4c
c010cc34__verify_write_R203afbeb。。。
入口对应的就是函数名，可是这个函数名太诡异了啊，其实这是一个
版本号，来保证内核的稳定开发的，所以我们在使用printk时
需要指定这个版本号，
解决的办法：
要嘛就是将kernel里的setversion选项关掉，
#ifdefMODVERSIONS
#include<linux/modversions.h>
#endif
要嘛就是将modulecompile成kernel有办法接受的型式。这个办法可以使用宏替换
不过何必呢。呵呵

#ifndef__KERNEL__
#define__KERNEL__
#endif

#include</usr/src/linux-2.4.20-8/include/linux/version.h>

#ifndefMODULE
#defineMODULE
#endif

#include<linux/module.h>
#include<linux/kernel.h>
#include<linux/init.h>

#ifdefMODVERSIONS

#include<linux/modversions.h>
#endif
staticint__initinit(void)
{
printk("<0>init\n");
return0;
}

staticvoid__exitfini(void)
{
printk("<0>exit\n");
}

module_init(init);
module_exit(fini);
MODULE_LICENSE("GPL");
/*module.c*/

INCLUDEDIR=/usr/src/linux-2.4.20-8/include
CC=gcc
LD=ld
CFLAGS=-D__KERNEL__-DMODULE-DMODVERSIONS-O-Wall-Wstrict-prototypes-I＄(INCLUDEDIR)
VER=2.4.20-8
OBJS=hello.o
all:＄(OBJS)
hello.o:hello.c
＄(CC)＄(CFLAGS)-c＄^-o＄@
clean:
rm-f*.o
rm-fcore

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2005-04-16 02:06:56

iptables下udp穿越基础篇----iptables与stun [zz]

Stun协议（Rfc3489、详见http://www.ietf.org/rfc/rfc3489.txt）将NAT粗略分为4种类型，即FullCone、RestrictedCone、PortRestrictedCone和Symmetric。举个实际例子（例1）来说明这四种NAT的区别：
A机器在私网（192.168.0.4）
NAT服务器（210.21.12.140）
B机器在公网（210.15.27.166）
C机器在公网（210.15.27.140）
现在，A机器连接过B机器，假设是A（192.168.0.4:5000）->NAT（转换后210.21.12.140:8000）->B（210.15.27.166:2000）。
同时A从来没有和C通信过。
则对于不同类型的NAT，有下列不同的结果：
FullConeNAT：C发数据到210.21.12.140:8000，NAT会将数据包送到A（192.168.0.4:5000）。因为NAT上已经有了192.168.0.4:5000到210.21.12.140:8000的映射。
RestrictedCone： C无法和A通信，因为A从来没有和C通信过，NAT将拒绝C试图与A连接的动作。但B可以通过210.21.12.140:8000与A的 192.168.0.4:5000通信，且这里B可以使用任何端口与A通信。如：210.15.27.166:2001-> 210.21.12.140:8000，NAT会送到A的5000端口上。
PortRestrictedCone：C无法与A通信，因为A从来没有和C通信过。而B也只能用它的210.15.27.166:2000与A的192.168.0.4:5000通信，因为A也从来没有和B的其他端口通信过。该类型NAT是端口受限的。
SymmetricNAT： 上面3种类型，统称为ConeNAT，有一个共同点：只要是从同一个内部地址和端口出来的包，NAT都将它转换成同一个外部地址和端口。但是 Symmetric有点不同，具体表现在：只要是从同一个内部地址和端口出来，且到同一个外部目标地址和端口，则NAT也都将它转换成同一个外部地址和端 口。但如果从同一个内部地址和端口出来，是到另一个外部目标地址和端口，则NAT将使用不同的映射，转换成不同的端口（外部地址只有一个，故不变）。而且 和PortRestrictedCone一样，只有曾经收到过内部地址发来包的外部地址，才能通过NAT映射后的地址向该内部地址发包。
现针对SymmetricNAT举例说明（例2）:
A机器连接过B机器，假使是A（192.168.0.4:5000）->NAT（转换后210.21.12.140:8000）->B（210.15.27.166:2000）
如 果此时A机器（192.168.0.4:5000）还想连接C机器（210.15.27.140:2000），则NAT上产生一个新的映射，对应的转换可 能为A（192.168.0.4:5000）->NAT（转换后210.21.12.140:8001）->C （210.15.27.140:2000）。此时，B只能用它的210.15.27.166:2000通过NAT的210.21.12.140:8000 与A的192.168.0.4:5000通信，C也只能用它的210.15.27.140:2000通过NAT的210.21.12.140:8001 与A的192.168.0.4:5000通信，而B或者C的其他端口则均不能和A的192.168.0.4:5000通信。
通过上面的例子，我们清楚了Stun协议对NAT进行分类的依据。那么，我们现在根据上述分类标准（或例子），来简要分析一下iptables的工作原理（仅指MASQUERADE、下同），看看他又是属于哪种NAT呢？
首先，我们去网上下载一个使用Stun协议检测NAT的工具，网址在http://sourceforge.net/projects/stun/，使用该工具对iptables的检测结果是PortrestrictedNATdetected。
我们先不要急着接受这个检测结果，还是先来分析一下iptables的工作原理吧！
iptables在转换地址时，遵循如下两个原则：
1、尽量不去修改源端口，也就是说，ip伪装后的源端口尽可能保持不变。（即所谓的Preservesportnumber）
2、更为重要的是，ip伪装后只需保证伪装后的源地址/端口与目标地址/端口（即所谓的socket）唯一即可。
仍以前例说明如下（例3）：
A机器连接过B机器，假使是A（192.168.0.4:5000）->NAT（转换后210.21.12.140:5000）->B（210.15.27.166:2000）。（注意，此处NAT遵循原则1、故转换后端口没有改变）
如 果此时A机器（192.168.0.4:5000）还想连接C机器（210.15.27.140:2000），则NAT上产生一个新的映射，但对应的转换 仍然有可能为A（192.168.0.4:5000）->NAT（转换后210.21.12.140:5000）->C （210.15.27.140:2000）。这是因为NAT（转换后210.21.12.140:5000）->B （210.15.27.166:2000）和NAT（转换后210.21.12.140:5000）->C（210.15.27.140: 2000）这两个socket不重复。因此，对于iptables来说，这既是允许的（第2条原则）、也是必然的（第1条原则）。
在该例中，表 面上看起来iptables似乎不属于SymmetricNAT，因为它看起来不符合SymmetricNAT的要求：如果从同一个内部地址和端口出 来，是到另一个目标地址和端口，则NAT将使用不同的映射，转换成不同的端口（外部地址只有一个，故不变）。相反，倒是符合除SymmetricNAT 外的三种ConeNAT的要求：从同一个内部地址和端口出来的包，NAT都将它转换成同一个外部地址和端口。加上iptables具有端口受限的属性 （这一点不容置疑，后面举反例证明之），所以好多检测工具就把iptables报告为PortrestrictedNAT类型了。
下面仍以前例接着分析（例4）：
在前例中增加D机器在A同一私网（192.168.0.5）
A机器连接过B机器，假使是A（192.168.0.4:5000）->NAT（转换后210.21.12.140:5000）->B（210.15.27.166:2000）
D机器连接过C机器，假使是D（192.168.0.5:5000）->NAT（转换后210.21.12.140:5000）->C（210.15.27.140:2000）
由iptables转换原则可知，上述两个转换是允许且必然的。
如 果此时A机器（192.168.0.4:5000）还想连接C机器（210.15.27.140:2000），则NAT上产生一个新的映射，但对应的转换 则变为A（192.168.0.4:5000）->NAT（转换后210.21.12.140:5001）->C （210.15.27.140:2000）。这是因为，如果仍然将其转换为210.21.12.140:5000的话，则其所构成的socket （210.21.12.140:5000->210.15.27.140:2000）将和D->C的socket一致，产生冲突，不符合 iptables的第2条原则（注意，此处以5001表示转换后不同的端口，但事实上，iptables却并不按照内部端口+1的原则来产生新的端口）。 在本例中我们注意到，从同一个内部地址和端口A（192.168.0.4:5000）出来，到不同的目标地址和端口，则NAT使用了不同的映射，转换成不 同的端口。
上面这个例子在实际环境中比较少见，我们再以QQ为例举一个真实且常见的例子（例5）。
假设
A（192.168.0.4）和D（192.168.0.5）是同一NAT服务器（210.21.12.140）保护的两台私网机器，都运行了QQ客户端程序。
B机器在公网（210.15.27.166），运行QQ服务器程序。
C机器在公网（210.15.27.140），运行QQ客户端程序。
A上QQ先登陆到B，按照原则1，使用如下映射：
A（192.168.0.4:4000）->NAT（转换后210.21.12.140:4000）->B（210.15.27.166:8000）（原则1，端口不变）
接着D上QQ也登陆到B，按照原则2，使用如下映射：
D（192.168.0.5:4000）->NAT（转换后210.21.12.140:4001）->B（210.15.27.166:8000）（原则2，scoket不能有重复，此处4001仅表示转换后不同的端口，实际环境中决不是4001）
然后D欲和公网C（210.15.27.140）上的QQ通信，按照iptables转换原则，使用如下映射：
D（192.168.0.5:4000）->NAT（转换后210.21.12.140:4000）->C（210.15.27.140:4000）
到此我们发现，和上例一样，从同一个内部地址和端口D（192.168.0.5:4000）出来，到不同的目标地址和端口，则NAT使用了不同的映射，转换成不同的端口。但和上例不一样的是，本例显然普遍存在于实际环境中。
上面所举两例表明，结论刚好和例3相反，即iptables应该属于SymmetricNAT。
为 什么会出现彼此矛盾的情况呢？首先从NAT分类的定义上来看，Stun协议和iptables对映射的理解不同。Stun协议认为，一个映射的要素是： 内部地址端口和NAT转换后地址端口的组合。而在iptables看来，一个映射的要素是：NAT转换后地址端口和外部目标地址端口的组合。另一方面则是 Stun协议里DiscoveryProcess给出的测试环境不够全面之故，他只考虑了NAT后面仅有一台私网机器的特例（例3），没有考虑NAT后 面可以有多台私网机器的普遍例子（例5）。正是由于这两个原因，直接导致了上述矛盾的发生。所以，凡按照Stun协议标准设计的NAT分类检测工具对 iptables的检测结果必然是PortrestrictedNAT。（事实上，在例3那样的特例下，iptables确实是一个标准的 PortrestrictedNAT）
那么，iptables究竟属于哪种NAT呢？我们再来回顾一下Stun协议对ConeNAT的要 求：所有（或只要是）从同一个内部地址和端口出来的包，NAT都将它转换成同一个外部地址和端口。虽然iptables在部分情况下满足“从同一个内部地 址和端口出来的包，都将把他转换成同一个外部地址和端口”这一要求，但它不能在所有情况下满足这一要求。所以理论上，我们就只能把iptables归为 SymmetricNAT了。
下面，我们再来分析一下iptables的端口受限的属性，我们举一个反例证明之（例6），仍以前例说明如下：
A机器连接过B机器，假使是A（192.168.0.4:5000）->NAT（转换后210.21.12.140:5000）->B（210.15.27.166:2000）
D机器连接过C机器，假使是D（192.168.0.5:5000）->NAT（转换后210.21.12.140:5000）->C（210.15.27.140:2000）
现 假设iptables不具有端口受限的属性，则另一E机器在公网（210.15.27.153:2000）或C（210.15.27.140:2001） 向210.21.12.140:5000发包的话，应该能够发到内部机器上。但事实是，当这个包到达NAT（210.21.12.140:5000）时， NAT将不知道把这个包发给A（192.168.0.4:5000）还是D（192.168.0.5:5000）。显然，该包只能丢弃，至此，足以证明 iptables具有端口受限的属性。
所以，iptables是货真价实的SymmetricNAT。

附：
1、Stun全称SimpleTraversalofUDPThroughNATs，所以本文所涉及的包，皆为UDP包。
2、 本文虽然是针对linux下iptables的分析，但倘若把本文中关键词“iptables”换成“Win2000下的ics或nat”，则本文的分析 过程完全适用于Win2000下的ics或nat。即理论上Win2000下的ics或nat也是货真价实的SymmetricNAT，但实际上，凡按 照Stun协议标准设计的NAT分类检测工具对其检测结果也必然是PortrestrictedNAT。其实，不光是linux下iptables、 或者Win2000下的ics或nat、再或者任何其他NAT产品，只要他们遵循和iptables一样的两条转换原则，那么他们在Stun协议下的表现 是完全一样的。
3、虽然Win2000下的ics或nat在Stun协议下的表现和iptables完全一样，但其NAT时所遵循的原则1和 iptables还是略有差别：iptables对内部私网机器来的所有源端口都将适用Preservesportnumber，除非确因原则2发生 冲突而不得不更换源端口号，但在更换端口号时并不遵循内部端口+1原则（似乎没有规律）。Win2000下的ics或nat则仅对内部私网机器来的部分源 端口（1025--3000）适用Preservesportnumber，对于那些超过3000的源端口号或者因原则2发生冲突的端口号，系统从 1025开始重新按序分配端口，在此过程中，仍然遵循如前两个原则，只是原则1不再Preservesportnumber而已（在不与原则2发生冲 突的前提下，尽量重复使用小的端口号，故使用1025的几率远远大于1026、1027…）。

即将推出其姊妹篇----iptables下udp穿越实用篇----“iptables与natcheck”

http://www.linuxforum.net/docnew/showflat.php?Board=new&Number=722

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2005-04-15 01:35:38

一个诡异的C调用

实现的是一个空调用实现一个函数调用，这话说得就很奇怪吧。^_^

看程序

voidf()
{
printf("thisisacall");
}

intmain()
{
intbuf[1];
buf[2]=(int)f;
return0;
}j
这个函数没有一个地方是调用f的，注意这一点哦
这是因为buf[2]的溢出覆盖了main的返回地址
高－－》低
[eip][ebp][buf[0]]
f函数f的地址被放到了ebp+8的地方，也就是刚好是[eip]的位置。
ebp＋8是怎么产生出来的呢？嘿嘿。对于栈的访问c的策略就是ebp+位置，ebp-8放的是buf[0]的值
ebp是buf[1]嘿嘿。知道了吧
可以cl/FA来产生汇编码细细的看这个。
movDWORDPTR_buff＄[ebp+8],OFFSETFLAT:_f

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2005-04-15 01:04:56

经典CC＋＋面试题（han）

链表与数组的区别
A从逻辑结构来看
A-1.数组必须事先定义固定的长度（元素个数），不能适应数据动态地增减的情况。当数据增加时，可能超出原先定义的元素个数；当数据减少时，造成内存浪费。

A-2.链表动态地进行存储分配，可以适应数据动态地增减的情况，且可以方便地插入、删除数据项。（数组中插入、删除数据项时，需要移动其它数据项）


B从内存存储来看
B-1.(静态)数组从栈中分配空间,对于程序员方便快速,但是自由度小
B-2.链表从堆中分配空间,自由度大但是申请管理比较麻烦.



堆和栈的区别

solost于2004年10月09日发表

一、预备知识—程序的内存分配
一个由c/C++编译的程序占用的内存分为以下几个部分
1、栈区（stack）—由编译器(Compiler)自动分配释放，存放函数的参数值，局部变量的值等。其操作方式类似于数据结构中的栈。
2、堆区（heap）—一般由程序员分配释放，若程序员不释放，程序结束时可能由OS回收。注意它与数据结构中的堆是两回事，分配方式倒是类似于链表，呵呵。
3、全局区（静态区）（static）—，全局变量和静态变量的存储是放在一块的，初始化的全局变量和静态变量在一块区域，未初始化的全局变量和未初始化的静态变量在相邻的另一块区域。-程序结束后有系统释放
4、文字常量区—常量字符串就是放在这里的。程序结束后由系统释放
5、程序代码区—存放函数体的二进制代码。



二、例子程序
这是一个前辈写的，非常详细
//main.cpp
inta=0;全局初始化区
char*p1;全局未初始化区
main()
{
intb;栈
chars[]="abc";栈
char*p2;栈
char*p3="123456";123456\0在常量区，p3在栈上。
staticintc=0；全局（静态）初始化区
p1=(char*)malloc(10);
p2=(char*)malloc(20);
分配得来得10和20字节的区域就在堆区。
strcpy(p1,"123456");123456\0放在常量区，编译器可能会将它与p3所指向的"123456"优化成一个地方。
}


二、堆和栈的理论知识
2.1申请方式
stack:
由系统自动分配。例如，声明在函数中一个局部变量intb;系统自动在栈中为b开辟空间
heap:
需要程序员自己申请，并指明大小，在c中malloc函数
如p1=(char*)malloc(10);
在C++中用new运算符
如p2=(char*)malloc(10);
但是注意p1、p2本身是在栈中的。


2.2申请后系统的响应
栈：只要栈的剩余空间大于所申请空间，系统将为程序提供内存，否则将报异常提示栈溢出。
堆：首先应该知道操作系统有一个记录空闲内存地址的链表，当系统收到程序的申请时，
会 遍历该链表，寻找第一个空间大于所申请空间的堆结点，然后将该结点从空闲结点链表中删除，并将该结点的空间分配给程序，另外，对于大多数系统，会在这块内 存空间中的首地址处记录本次分配的大小，这样，代码中的delete语句才能正确的释放本内存空间。另外，由于找到的堆结点的大小不一定正好等于申请的大 小，系统会自动的将多余的那部分重新放入空闲链表中。

2.3申请大小的限制
栈：在Windows下,栈是向低地址扩展的数 据结构，是一块连续的内存的区域。这句话的意思是栈顶的地址和栈的最大容量是系统预先规定好的，在WINDOWS下，栈的大小是2M（也有的说是1M，总 之是一个编译时就确定的常数），如果申请的空间超过栈的剩余空间时，将提示overflow。因此，能从栈获得的空间较小。
堆：堆是向高地址扩展的数据结构，是不连续的内存区域。这是由于系统是用链表来存储的空闲内存地址的，自然是不连续的，而链表的遍历方向是由低地址向高地址。堆的大小受限于计算机系统中有效的虚拟内存。由此可见，堆获得的空间比较灵活，也比较大。


2.4申请效率的比较：
栈由系统自动分配，速度较快。但程序员是无法控制的。
堆是由new分配的内存，一般速度比较慢，而且容易产生内存碎片,不过用起来最方便.
另外，在WINDOWS下，最好的方式是用VirtualAlloc分配内存，他不是在堆，也不是在栈是直接在进程的地址空间中保留一快内存，虽然用起来最不方便。但是速度快，也最灵活。

2.5堆和栈中的存储内容
栈：在函数调用时，(1)第一个进栈的是主函数中后的下一条指令（函数调用语句的下一条可执行语句）的地址，(2)然后是函数的各个参数，在大多数的C编译器中，参数是由右往左入栈的，(3)然后是函数中的局部变量。注意:静态变量是不入栈的。
当本次函数调用结束后，(1)局部变量先出栈，(2)然后是参数，(3)最后栈顶指针指向最开始存的地址，也就是主函数中的下一条指令，程序由该点继续运行。
堆：一般是在堆的头部用一个字节存放堆的大小。堆中的具体内容有程序员安排。

2.6存取效率的比较
chars1[]="aaaaaaaaaaaaaaa";
char*s2="bbbbbbbbbbbbbbbbb";
aaaaaaaaaaa是在运行时刻赋值的；
而bbbbbbbbbbb是在编译时就确定的；
但是，在以后的存取中，在栈上的数组比指针所指向的字符串(例如堆)快。
比如：
#include
voidmain()
{
chara=1;
charc[]="1234567890";
char*p="1234567890";
a=c[1];
a=p[1];
return;
}
对应的汇编代码
10:a=c[1];
004010678A4DF1movcl,byteptr[ebp-0Fh]
0040106A884DFCmovbyteptr[ebp-4],cl
11:a=p[1];
0040106D8B55ECmovedx,dwordptr[ebp-14h]
004010708A4201moval,byteptr[edx+1]
004010738845FCmovbyteptr[ebp-4],al
第一种在读取时直接就把字符串中的元素读到寄存器cl中，而第二种则要先把指针值读到edx中，在根据edx读取字符，显然慢了。


2.7小结：
堆和栈的区别可以用如下的比喻来看出：
使用栈就象我们去饭馆里吃饭，只管点菜（发出申请）、付钱、和吃（使用），吃饱了就走，不必理会切菜、洗菜等准备工作和洗碗、刷锅等扫尾工作，他的好处是快捷，但是自由度小。
使用堆就象是自己动手做喜欢吃的菜肴，比较麻烦，但是比较符合自己的口味，而且自由度大。


深度优先搜索与广度优先搜索算法有何区别呢？
　　通常深度优先搜索法不全部保留结点，扩展完的结点从数据库中弹出删去，这样，一般在数据库中存储的结点数就是深度值，因此它占用空间较少。所以，当搜索树的结点较多，用其它方法易产生内存溢出时，深度优先搜索不失为一种有效的求解方法。
　　广度优先搜索算法，一般需存储产生的所有结点，占用的存储空间要比深度优先搜索大得多，因此，程序设计中，必须考虑溢出和节省内存空间的问题。但广度优先搜索法一般无回溯操作，即入栈和出栈的操作，所以运行速度比深度优先搜索要快些

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2005-04-13 01:17:48

inside Win2k (1)

insidewin2k中，提到IRQL高于DPC级别的就无法使用页式内存，因为要是出现缺页不在物理内存的情况需要
调用磁盘IO换页，这样的响应时间就无法保证了，这是很好理解的。可是问题是：无法使用页式内存就要求
是使用物理内存，这样的话，要是这些物理内存是没有数据的还讲的通，页表在对这些页面访问时就都无法
访问。可是要是物理内存是分配出去的，被某些页表使用，那数据需要换出，这样不也就违背了不使用页式
内存的初衷？页式内存VS物理内存！GDTL.全局页表。LDT。局部页表。
还有，DPC的设置，感觉是比较好的防止优先权倒置的好的办法，把中断处理的任务尽可能的拖到DPC去实现
就保证IRQL不是老是处于高级别，这样有中断发生时，OS可以快速的响应。D可是，理解来说还是没有问题
现在的问题是，要是驱动的中断响应结束了，这余下的任务拖到DPC去在有时间的时候实现，这样如何保证
同步性，因为下次中断又接着马上就到了了，要是它依赖与上次事件的话，这样可怎么不？我想应该
没有问题，可是详细的理解又有问题。
OS高得头都大了。唉。

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diaryids+=','[phone];

2005-04-13 00:02:15

2.6内核模块编译的变化

http://www.nsfocus.net/index.php?act=sec_doc&do=view&doc_id=949&keyword=

2。4的不行了老的编译
#include<linux/init.h>
#include<linux/kernel.h>
#include<linux/module.h>

staticintdummy_init(void)
{
printk("hello,world.\n");
return0;
}
staticvoiddummy_exit(void)
{
return;
}

module_init(dummy_init);
module_exit(dummy_exit);

MODULE_LICENSE("GPL")
------------------------------8cuthere8-----------------------------------
#gcc-c-O2-DMODULE-D__KERNEL__-I/usr/src/linuxtest.c
#insmodtest.o
Nomodulefoundinobject
insmod:errorinserting'test.o':-1Invalidmoduleformat
准确的做法是：
正确的做法是写一个Makefile,由内核的Kbuild来帮你编译
-------------------------------8Makefile8-----------------------------------
obj-m:=module.o
KDIR:=/lib/modules/＄(shelluname-r)/build
PWD:=＄(shellpwd)
default:
＄(MAKE)-C＄(KDIR)SUBDIRS=＄(PWD)modules
--------------------------------8cuthere8----------------------------------

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diaryids+=','[phone];

2005-04-10 01:33:15

M$太e了

现在觉得被人逼着换技术的郁闷了。居然不再使用VC6。我考
Youcannot-IreceivedwordfromtheSDKteamthatVC++6.0isnolongera
supportedproduct.ThelastversiontosupportVC++6.0istheFebruary
2003SDK.

NofurtherPlatformSDKswillbereleasedthatsupportVC++6.0.This
includestheupcomingreleaseoftheWindows2003ServerSP1SDK.Please
makeyourviewsknowntoMicrosoftwhetheryouagreewiththisdecision.

Oneworkaroundistocopyonlythelibfilesyouarehavingproblemswith
(e.g.uuid.lib,shell32.lib,msxml2.lib,andpossiblyothers)fromtheFeb
2003version.Thisalsomeansthatiftheyaddanynewfunctionstothose
libsyouwillbemissingout.
分析原因呢？
M＄SDK组说是BUG，编译器产生了叫连接器无法识别的符合。按照MSDN给出
的解决方法，关优化，EnableFunction-LevelLinking都不行
我觉得是m＄把库给更新了
新的库中使用了新的符合定义，只有V7的连接才认。我FT.

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diaryids+=','[phone];

2005-04-05 21:34:39

vmvare&bochs

vmvare是有linux/win下两个版本，有点吃内存，不过还是很爽的，装了redhat9.
注意：要实现shareddoc,
首先要选好共享的文件夹
就需要在启动redhat后，安装工具。然后
su
/sbin/telinit3进入文字界面。
mount/dev/cdrom/mnt/cdrom
cpvmvare_tools.tar.gz/tmp
tarzxfvmvare_tools.tar.gz
./install.pl
然后再telinit5进入图形界面
/mnt/fsgh下的就是一个共享文件夹了
就不需要什么网络了，不过注意的是，要是安装网络的话，主要要把网卡
高级选项选为可为其它网络共享。

http://purec.binghua.com/Article/Class12/Class13/200402/10.html

bochsbochs.sourceforge.net
BochsisaprogramthatsimulatesacompleteIntelx86computer
BochsiswrittenintheC++programminglanguage,andisdesignedtorunonmanydifferent
hostplatforms,includingx86,PPC,Alpha,Sun,andMIPS