分类： LINUX
2015-12-17 17:00:55
原文地址：linux 块设备总结 作者：highnjupt
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，read、write 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
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read、write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_read和blkdev_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_bio将bio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cdev中file_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bio，generic_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bio。Generic_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merge到request 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 level将scsi_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_fn。Ok，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_fn（scsi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、 在scsi_dispatch_cmd函数中，通过scsi host的接口方法queuecommand将scsi command发送给scsi host。通常scsi host的queuecommand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、 在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bio。Bio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。
