【转载】块设备驱动编写总结一

2009年08月27日 22:08    原野之狼
关键词: 编写 , 驱动 , 设备

前一段时间一直在Linux下搞块设备驱动的开发,实现了多个块设备模块,现将块设备驱动开发的一些方法总结一下。

 

块设备与字符设备的区别

1、  从字面上理解,块设备和字符设备最大的区别在于读写数据的基本单元不同。块设备读写数据的基本单元为块,例如磁盘通常为一个sector,而字符设备的基本单元为字节。所以Linux中块设备驱动往往为磁盘设备的驱动,但是由于磁盘设备的IO性能与CPU相比很差,因此,块设备的数据流往往会引入文件系统的Cache机制。

2、 从实现角度来看,Linux为块设备和字符设备提供了两套机制。字符设备实现的比较简单,内核例程和用户态API一一对应,用户层的Read函数直接对应了内核中的Read例程,这种映射关系由字符设备的file_operations维护。块设备接口相对于字符设备复杂,readwrite API没有直接到块设备层,而是直接到文件系统层,然后再由文件系统层发起读写请求。

 

块设备读写流程

 

在学习块设备原理的时候,我最关系块设备的数据流程,从应用程序调用Read或者Write开始,数据在内核中到底是如何流通、处理的呢?然后又如何抵达具体的物理设备的呢?下面对一个带Cache功能的块设备数据流程进行分析。

 

1、  用户态程序通过open()打开指定的块设备,通过systemcall机制陷入内核,执行blkdev_open()函数,该函数注册到文件系统方法(file_operations)中的open上。在blkdev_open函数中调用bd_acquire()函数,bd_acquire函数完成文件系统inode到块设备bdev的转换,具体的转换方法通过hash查找实现。得到具体块设备的bdev之后,调用do_open()函数完成设备打开的操作。在do_open函数中会调用到块设备驱动注册的open方法,具体调用如下:gendisk->fops->open(bdev->bd_inode, file)

2、  用户程序通过readwrite函数对设备进行读写,文件系统会调用相应的方法,通常会调用如下两个函数:generic_file_readblkdev_file_write。在读写过程中采用了多种策略,首先分析读过程。

3、 用户态调用了read函数,内核执行generic_file_read,如果不是direct io方式,那么直接调用do_generic_file_read->do_generic_mapping_read()函数,在do_generic_mapping_read(函数位于filemap.c)函数中,首先查找数据是否命中Cache,如果命中,那么直接将数据返回给用户态;否则通过address_space->a_ops->readpage函数发起一个真实的读请求。在readpage函数中,构造一个buffer_head,设置bh回调函数end_buffer_async_read,然后调用submit_bh发起请求。在submit_bh函数中,根据buffer_head构造bio,设置bio的回调函数end_bio_bh_io_sync,最后通过submit_biobio请求发送给指定的快设备。

4、  如果用户态调用了一个write函数,内核执行blkdev_file_write函数,如果不是direct io操作方式,那么执行buffered write操作过程,直接调用generic_file_buffered_write函数。Buffered write操作方法会将数据直接写入Cache,并进行Cache的替换操作,在替换操作过程中需要对实际的快设备进行操作,address_space->a_ops提供了块设备操作的方法。当数据被写入到Cache之后,write函数就可以返回了,后继异步写入的任务绝大部分交给了pdflush daemon(有一部分在替换的时候做了)

5、  数据流操作到这一步,我们已经很清楚用户的数据是如何到内核了。与用户最接近的方法是file_operations,每种设备类型都定义了这一方法(由于Linux将所有设备都看成是文件,所以为每类设备都定义了文件操作方法,例如,字符设备的操作方法为def_chr_fops,块设备为def_blk_fops,网络设备为bad_sock_fops)。每种设备类型底层操作方法是不一样的,但是通过file_operations方法将设备类型的差异化屏蔽了,这就是Linux能够将所有设备都理解为文件的缘由。到这里,又提出一个问题:既然这样,那设备的差异化又该如何体现呢?在文件系统层定义了文件系统访问设备的方法,该方法就是address_space_operations,文件系统通过该方法可以访问具体的设备。对于字符设备而言,没有实现address_space_operations方法,也没有必要,因为字符设备的接口与文件系统的接口是一样的,在字符设备open操作的过程中,将inode所指向的file_operations替换成cdev所指向的file_operations就可以了。这样用户层读写字符设备可以直接调用cdevfile_operations方法了。

6、  截至到步骤(4),读操作在没有命中Cache的情况下通过address_space_operations方法中的readpage函数发起块设备读请求;写操作在替换Cache或者Pdflush唤醒时发起块设备请求。发起块设备请求的过程都一样,首先根据需求构建bio结构,bio结构中包含了读写地址、长度、目的设备、回调函数等信息。构造完bio之后,通过简单的submit_bio函数将请求转发给具体的块设备。从这里可以看出,块设备接口很简单,接口方法为submit_bio(更底层函数为generic_make_request),数据结构为struct bio

7、  submit_bio函数通过generic_make_request转发biogeneric_make_request是一个循环,其通过每个块设备下注册的q->make_request_fn函数与块设备进行交互。如果访问的块设备是一个有queue的设备,那么会将系统的__make_request函数注册到q->make_request_fn中;否则块设备会注册一个私有的方法。在私有的方法中,由于不存在queue队列,所以不会处理具体的请求,而是通过修改bio中的方法实现bio的转发,在私有make_request方法中,往往会返回1,告诉generic_make_request继续转发比bioGeneric_make_request的执行上下文可能有两种,一种是用户上下文,另一种为pdflush所在的内核线程上下文。

8、 通过generic_make_request的不断转发,最后请求一定会到一个存在queue队列的块设备上,假设最终的那个块设备是某个scsi disk/dev/sda)。generic_make_request将请求转发给sda时,调用__make_request,该函数是Linux提供的块设备请求处理函数。在该函数中实现了极其重要的操作,通常所说的IO Schedule就在该函数中实现。在该函数中试图将转发过来的bio merge到一个已经存在的request中,如果可以合并,那么将新的bio请求挂载到一个已经存在request中。如果不能合并,那么分配一个新的request,然后将bio添加到其中。这一切搞定之后,说明通过generic_make_request转发的bio已经抵达了内核的一个站点——request,找到了一个临时归宿。此时,还没有真正启动物理设备的操作。在__make_request退出之前,会判断一个bio中的sync标记,如果该标记有效,说明请求的bio是一个是实时性很强的操作,不能在内核中停留,因此调用了__generic_unplug_device函数,该函数将触发下一阶段的操作;如果该标记无效的话,那么该请求就需要在queue队列中停留一段时间,等到queue队列触发闹钟响了之后,再触发下一阶段的操作。__make_request函数返回0,告诉generic_make_request无需再转发bio了,bio转发结束。

9、  到目前为止,文件系统(pdflush或者address_space_operations)发下来的bio已经mergerequest queue中,如果为sync bio,那么直接调用__generic_unplug_device,否则需要在unplug timer的软中断上下文中执行q->unplug_fn。后继request的处理方法应该和具体的物理设备相关,但是在标准的块设备上如何体现不同物理设备的差异性呢?这种差异性就体现在queue队列的方法上,不同的物理设备,queue队列的方法是不一样的。举例中的sda是一个scsi设备,在scsi middle levelscsi_request_fn函数注册到了queue队列的request_fn方法上。在q->unplug_fn(具体方法为:generic_unplug_device)函数中会调用request队列的具体处理函数q->request_fnOk,到这一步实际上已经将块设备层与scsi总线驱动层联系在了一起,他们的接口方法为request_fn(具体函数为scsi_request_fn)。

10、明白了第(9)点之后,接下来的过程实际上和具体的scsi总线操作相关了。在scsi_request_fn函数中会扫描request队列,通过elv_next_request函数从队列中获取一个request。在elv_next_request函数中通过scsi总线层注册的q->prep_rq_fnscsi层注册为scsi_prep_fn)函数将具体的request转换成scsi驱动所能认识的scsi command。获取一个request之后,scsi_request_fn函数直接调用scsi_dispatch_cmd函数将scsi command发送给一个具体的scsi host。到这一步,有一个问题:scsi command具体转发给那个scsi host呢?秘密就在于q->queuedata中,在为sda设备分配queue队列时,已经指定了sda块设备与底层的scsi设备(scsi device)之间的关系,他们的关系是通过request queue维护的。

11、 scsi_dispatch_cmd函数中,通过scsi host的接口方法queuecommandscsi command发送给scsi host。通常scsi hostqueuecommand方法会将接收到的scsi command挂到自己维护的队列中,然后再启动DMA过程将scsi command中的数据发送给具体的磁盘。DMA完毕之后,DMA控制器中断CPU,告诉CPU DMA过程结束,并且在中断上下文中设置DMA结束的中断下半部。DMA中断服务程序返回之后触发软中断,执行SCSI中断下半部。

12、     SCSi中断下半部中,调用scsi command结束的回调函数,这个函数往往为scsi_done,在scsi_done函数调用blk_complete_request函数结束请求request,每个请求维护了一个bio链,所以在结束请求过程中回调每个请求中的bio回调函数,结束具体的bioBio又有文件系统的buffer head生成,所以在结束bio时,回调buffer_head的回调处理函数bio->bi_end_io(注册为end_bio_bh_io_sync)。自此,由中断引发的一系列回调过程结束,总结一下回调过程如下:scsi_done->end_request->end_bio->end_bufferhead

13、  回调结束之后,文件系统引发的读写操作过程结束。

。。。待续。。。
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