分类: LINUX
2011-01-04 15:05:23
bio与块设备驱动
系统中能够随机访问固定大小数据片(chunk)的设备被称作块设备,这些数据片就称作块。块设备文件都是以安装文件系统的方式使用,此也是块设备通常的访问方式。块设备的访问方式是随机的,也就是可以在访问设备时,随意的从一个位置跳转到另一个位置。块设备的访问位置必须能够在介质的不同区间前后移动。
所以事实上内核不必提供一个专门的子系统来管理字符设备,但是对块设备的管理却必须要有一个专门的提供服务的子系统。块设备中,最小的可寻址单元是扇区。扇区大小一般是2的整数倍,而最常见的大小是512个字节。扇区的大小是设备的物理属性,扇区是所有块设备的基本单元——块设备无法对比它还小的单元进行 寻址和操作,许多块设备能够一次就传输多个扇区。块是文件系统的一种抽象——只能基于块来访问文件系统。虽然物理磁盘寻址是按照扇区级进行的,但是内核执 行的所有磁盘操作都是按照块进行的。由于扇区是设备的最小可寻址单元,所以块不能比扇区还小,只能数倍于扇区大小。内核还要求块大小是2的整数倍,而且不 能超过一个页的长度。所以对块大小的最重要求是:必须是扇区大小的2的整数倍,而且要小于页面大小,所以通常大小是512字节,1K或者4K。
在linux2.5之前,当一个块被调入内存时,要存储在一个缓冲区中,每个缓冲区与一个块对应,相当于是磁盘块在内存中的表示,由于内核在处理数据时需要 一些相关控制信息,所以每一个缓冲区都有一个对应的描述符。该描述符用buffer_head结构体表示,也称作缓冲区头。
b_state域表示缓冲区的状态,合法的标志存放在bh_state_bits枚举中,定义在 enum bh_state_bits { BH_Uptodate,该缓冲区包含可用数据 BH_Dirty,该缓冲区是脏的(缓存中的内容比磁盘中的块内容新,所以缓冲区内容必须被写回磁盘) BH_Lock,该缓冲区正被I/O操作使用,被锁定以防被并发访问 BH_Req,该缓冲区有I/O请求操作 BH_Uptodate_Lock, BH_Mapped,该缓冲区是映射磁盘块的可用缓冲区 BH_New,该缓冲区是通过get_block(0刚刚映射的,并且不能访问 BH_Async_Read,该缓冲区正通过end_buffer_async_read()被异步I/O读操作使用 BH_Async_Write,该缓冲区正通过end_buffer_async_write()被异步I/O写操作使用 BH_Delay,该缓冲区尚未和磁盘块关联 BH_Boundary,该缓冲区处于连续块区的边界——下一个块不再连续 BH_Write_EIO, BH_Ordered, BH_Eopnotsupp, BH_Unwritten, BH_PrivateStart, }; 驱动程序可以在这些位中安全的定义自己的状态标志,只要保证自定义的状态标志不与块I/O层的专用位发生冲突就可以了。 而在b_count中,表示缓冲区的使用计数,则通过两个函数来进行增减: get_bh(struct buffer_head *bh)-->atomic_inc(&bh->b_count) put_bh(struct buffer_head *bh)-->atomic_dec(&bh->b_count) 一个块设备驱动程序主要通过传输固定大小的随机数据来访问设备。高效的块设备驱动程序在性能上是严格要求的,并不仅仅体现在用户应用程序的读写操作中。现代 操作系统使用虚拟内存工作,把不需要的数据转移到诸如磁盘等其他存储介质上,块驱动程序是在核心内存与其他存储介质之间的管道,因此它们可以认为是虚拟内 存子系统的组成部分。一个数据块指定的是固定大小的数据,而大小的值由内核确定,数据块的大小通常是4096个字节,但是可以根据体系结构和所使用的文件 系统进行改变。与数据块对应的是扇区,它是由底层硬件决定大小的一个块。内核所处理的设备扇区大小是512字节。如果用户的设备使用了不同的大小,需要对 内核进行修改,以避免产生硬件所不能处理的I/O请求。无论何时内核为用户提供了一个扇区编号,该扇区的大小就是512字节。如果要使用不同的硬件扇区大小,用户比对内核的扇区做相应的修改。同样,此部分也是由不少数据结构与相应方法组成,下面先来看相关数据结构: 内核使用gendisk结构来表示一个独立的磁盘设备。内核还使用gendisk结构表示分区,在此结构中,很多成员必须由驱动程序来进行初始化。此结构定义在
此结构是一个动态分配的结构。需要一些内核的特殊处理来进行初始化;驱动程序不能自己动态分配该结构,而是必须调用。 struct gendisk *alloc_disk(int minors);//参数是次设备号的数目。此后就无法改变minors成员。动态分配该结构。 void del_gendisk(struct gendisk *gd);//卸载磁盘。参数是一个引用计数结构,包含kobject对象。 void add_disk(struct gendisk *gd); //初始化结构函数,一旦调用此函数,设备将被激活,并随时会调用它提供的方法。在驱动程序完全被初始化并且能够相应对磁盘的请求前,不要调用此函数。 当内核以文件系统、虚拟内存子系统或者系统调用的形式决定从块I/O设备输入、输出块数据时,它将再结合一个bio结构,用来描述这个操作。该结构被传递给 I/O代码,代码会把它合并到一个已经存在的request结构中,或者根据需要,再创建一个新的request结构。bio结构包含了驱动程序执行请求 的全部信息,而不必与初始化这个请求的用户空间的进程相关联。 内核中块I/O操作的基本容器由bio结构体表示,定义在 bio为通用层的主要数据结构,既描述了磁盘的位置,又描述了内存的位置,是上层内核vfs与下层驱动的连接纽带。
此结构体的目的主要就是代表正在现场执行的I/O操作,所以该结构体中的主要域都是用来相关的信息的,而其中bi_io_vec、bi_vcnt、bi_idx重要 这三者形成了这样一种关系:bio-->bi_io_vec,bi_idx(就如基地址加偏移量一般,可以轻易的找到具体的bio_vec)-->page(再通过vec找到page) 其 中bi_io_vec指向一个bio_vec结构体数组,该结构体链表包含了一个特定的I/O操作所需要使用到的所有片段。每个bio_vec都是 struct bio_vec { struct page *bv_page;指向整个缓冲区所驻留的物理页面 unsigned int bv_len;这个缓冲区以字节为单位的大小 unsigned int bv_offset;缓冲区所驻留的页中以字节为单位的偏移量。 }; bi_vcnt域用来描述bi_io_vec所指向的bio_vec数组中的向量数目。当I/O操作完成后,bi_idx指向数组的当前索引。一个块请求通过一个bio表示。每个请求包括多个或者一个块,而这些块有都存储在bio_vec结构体的数组中,这些结构描述了每个片段在物理页中的实际位置,并且如向量一样的组织在一起,I/O操作的第一个片段由b_io_vec结构体所指向,其他片段则在其后依次放置,共有bi_vcnt个片段,当I/O层开始执行请求,需要各个使用片段时,bi_idx会不断更新,从而总指向当前的片段。看,这就是在入门C语言中用到的最朴实的概念,数组寻址的概念相类似。 块设备将挂起的块请求保存在请求队列中,该队列由request_queue结构体表示,定义在文件 而队列中的请求request,定义在 struct request { struct list_head queuelist;//连接这个请求到请求队列. //追踪请求硬件完成的扇区的成员.第一个尚未被传送的扇区被存储到 hard_sector,已经传送的扇区总数在hard_nr_sectors,并且在当前bio中剩余的扇区数是hard_cur_sectors.这些成员打算只用在块子系统;驱动不应当使用它们. struct request_queue *q; sector_t hard_sector; unsigned long hard_nr_sectors; unsigned int hard_cur_sectors; struct bio *bio;//bio 是给这个请求的 bio 结构的链表. 你不应当直接存取这个成员; 使用 rq_for_each_bio(后面描述) 代替. unsigned short nr_phys_segments;//被这个请求在物理内存中占用的独特段的数目, 在邻近页已被合并后 char *buffer;//随着深入理解,可见到这个成员仅仅是在当前 bio 上调用 bio_data 的结果. }; 而几个关键结构之间的关系是如何的呢?request_queue中是请求队列,通过它找到request,将这些请求连成一体,然后在request中包含bio,然后通过bio结构体找到对应的page,然后通过page读取物理内存中的信息。大体就是这样一个关系。 块驱动程序步骤与实例: 对于大多数块驱动程序来说,首先都该是向内核注册自己!这个任务的函数是register_blkdev(在 int register_blkdev(unsigned int major, const char *name); 参数是设备要使用的主编号和关联的名子(内核将显示它在/proc/devices). 如果major传递为0,内核分配一个新的主编号并且返回它给调用者. 取消注册的对应函数是:int unregister_blkdev(unsigned int major, const char *name);参数必须匹配传递给 register_blkdev 的那些。 在2.6内核,register_blkdev所进行的功能已随时间正在减少;这个调用唯一的任务是如果需要,分配一个动态主编号,并且在/proc/devices创建一个入口. 描述虚拟设备的结构体,里面的结构体除去timer_list都在前面介绍: struct sbull_dev { int size; //以扇区为单位,设备的大小 u8 *data; //数据数组 short users;//用户数目 short media_change;//介质改变标志 spinlock_t lock;//用户互斥 struct request_queue *queue;//设备请求队列 struct gendisk *gd;//gendisk结构 struct timer_list timer;//模拟介质改变 }; static struct sbull_dev *Devices = NULL;//申请一个设备 memset (dev, 0, sizeof (struct sbull_dev));//申请内存空间 dev->size = nsectors*hardsect_size;//设备大小:1024*512 dev->data = vmalloc(dev->size); switch (request_mode) { case RM_NOQUEUE: dev->queue = blk_alloc_queue(GFP_KERNEL); blk_queue_make_request(dev->queue, sbull_make_request); break; case RM_FULL: dev->queue = blk_init_queue(sbull_full_request, &dev->lock); break; default: printk(KERN_NOTICE "Bad request mode %d, using simple\n", request_mode); case RM_SIMPLE: dev->queue = blk_init_queue(sbull_request, &dev->lock); if (dev->queue == NULL) goto out_vfree; break; } 使用bio结构编写的块设备驱动程序。 static void sbull_full_request(request_queue_t *q) { struct request *req; int sectors_xferred; struct sbull_dev *dev = q->queuedata; while ((req = elv_next_request(q)) != NULL) {//获得队列中的下一个request if (! blk_fs_request(req)) { printk (KERN_NOTICE "Skip non-fs request\n"); end_request(req, 0);//配合elv_next_request使用,完成一个请求 continue; } sectors_xferred = sbull_xfer_request(dev, req);//返回数量 if (! end_that_request_first(req, 1, sectors_xferred)) {//驱动程序从前一次结束的地方开始,完成了规定数目的扇区的传输 blkdev_dequeue_request(req);//从队列中删除一个请求函数,当end_that_request_first都被传输后,则必须调用此函数 end_that_request_last(req);//通知任何等待已经完成请求的对象,并重复利用该request结构。 } } } static int sbull_xfer_request(struct sbull_dev *dev, struct request *req) { struct bio *bio; int nsect = 0; rq_for_each_bio(bio, req) {//以宏的形式实现的控制结构,遍历请求中的每个bio sbull_xfer_bio(dev, bio); nsect += bio->bi_size/KERNEL_SECTOR_SIZE;//#define KERNEL_SECTOR_SIZE 512 } return nsect; } static int sbull_xfer_bio(struct sbull_dev *dev, struct bio *bio) { int i; struct bio_vec *bvec; sector_t sector = bio->bi_sector; bio_for_each_segment(bvec, bio, i) //用来遍历组成bio结构的段的伪控制结构 { char *buffer = __bio_kmap_atomic(bio, i, KM_USER0);//底层函数直接映射了指定索引号为i的bio_vec中的缓冲区。 sbull_transfer(dev, sector, bio_cur_sectors(bio),buffer, bio_data_dir(bio) == WRITE);//完全简单的基于ram设备。完成实际传输。 //bio_cur_sectors用来访问bio结构中的当前段,bio_data_dir用来获得bio结构描述的大小和传输方向 sector += bio_cur_sectors(bio); __bio_kunmap_atomic(bio, KM_USER0); } return 0; } static void sbull_transfer(struct sbull_dev *dev, unsigned long sector,unsigned long nsect, char *buffer, int write) { unsigned long offset = sector*KERNEL_SECTOR_SIZE; unsigned long nbytes = nsect*KERNEL_SECTOR_SIZE; if (write) memcpy(dev->data + offset, buffer, nbytes); else memcpy(buffer, dev->data + offset, nbytes); } register_blkdev可用来获得一个主编号,但不使任何磁盘驱动器对系统可用.有一个分开的注册接口你必须使用来管理单独的驱动器.它是 struct block_device_operations, 定义在 struct block_device_operations { int (*open) (struct inode *, struct file *);//设备打开函数 int (*release) (struct inode *, struct file *);//设备关闭函数 int (*ioctl) (struct inode *, struct file *, unsigned, unsigned long);//实现ioctl系统调用的方法.大部分的块驱动 ioctl 方法相当短. long (*unlocked_ioctl) (struct file *, unsigned, unsigned long);// long (*compat_ioctl) (struct file *, unsigned, unsigned long); int (*direct_access) (struct block_device *, sector_t,void **, unsigned long *); int (*media_changed) (struct gendisk *); //被内核调用来检查是否用户已经改变了驱动器中的介质的方法,如果是这样返回一个非零值.显然,这个方法仅适用于支持可移出的介质的驱动器(并且最好给驱动一个"介质被改变"标志); 在其他情况下可被忽略. int (*revalidate_disk) (struct gendisk *); //revalidate_disk方法被调用来响应一个介质改变;它给驱动一个机会来进行需要的任何工作使新介质准备好使用.这个函数返回一个int值,但是值被内核忽略. int (*getgeo)(struct block_device *, struct hd_geometry *); struct module *owner;//一个指向拥有这个结构的模块的指针; 它应当常常被初始化为 THIS_MODULE. }; 继续初始化: dev->gd = alloc_disk(SBULL_MINORS);//动态分配gendisk结构(表是一个独立的磁盘设备) dev->gd->major = sbull_major;//设定主设备号 dev->gd->first_minor = which*SBULL_MINORS;//每个设备所支持的次设备号数量 dev->gd->fops = &sbull_ops;//块操作方法 dev->gd->queue = dev->queue; dev->gd->private_data = dev; snprintf (dev->gd->disk_name, 32, "sbull%c", which + 'a'); set_capacity(dev->gd, nsectors*(hardsect_size/KERNEL_SECTOR_SIZE)); //使用KERNEL_来进行内核512字节扇区到实际使用扇区大小的转换。 add_disk(dev->gd);//结束设置过程。 其余部分参见ldd3的sbull |
chinaunix网友2011-01-05 11:00:01
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