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2012-11-27 23:24:25
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。
打开设备过程1.asmlinkage long sys_open(const char __user *filename, int flags, int mode)
流程：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.
参数：filename 文件名
flags 读写标志
mode 权限模式
2.sys_open-->do_sys_open-->do_filp_open-->nameidata_to_filp-->__dentry_open-->f->f_op->open-->blkdev_open
static int blkdev_open(struct inode * inode, struct file * filp)
流程：执行blkdev_open()函数，该函数注册到文件系统方法（file_operations）中的open上。
参数：inode inode号
filp 内核中文件对象结构
注：
filp_open() ：
调用 open_namei() 函数取出和该文件相关的 dentry 和 inode （因为前提指明了文件已经存在，所以 dentry 和 inode 能够查找到，不用创建），然后调用 dentry_open() 函数创建新的 file 对象，并用 dentry 和 inode 中的信息初始化 file 对象（文件当前的读写位置在 file 对象中保存）。注意到 dentry_open() 中有一条语句：
f->f_op = fops_get(inode->i_fop);
这个赋值语句把和具体文件系统相关的，操作文件的函数指针集合赋给了 file 对象的 f _op 变量（这个指针集合是保存在 inode 对象中的），
3.blkdev_open-->bd_acquire
|
\/
do_open
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。
4.do_open-->get_gendisk
|
\/
gendisk->fops->open(bdev->bd_inode, file)
流程：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)。
5.
读设备过程
注：不经过文件系统，直接读写块设备，如果经过文件系统，readpage过程有区别
1.asmlinkage ssize_t sys_read(unsigned int fd, char __user * buf, size_t count)
流程：用户程序通过调用read(),通过systemcall机制陷入内核，
参数：fd 文件描述符
buf 缓冲区
count 缓冲区大小
2.sys_read-->vfs_read-->file->f_op->read-->do_generic_file_read-->do_generic_mapping_read-->mapping->a_ops->readpage(filp, page);
注：非direct io方式
流程：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。
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。
3.static int blkdev_readpage(struct file * file, struct page * page)
blkdev_readpage-->block_read_full_page-->end_buffer_async_read
|
\/
submit_bh
流程：
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。
4.submit_bh-->submit_bio
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。
5.submit_bio-->generic_make_request()-->q->make_request_fn
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
6.__make_request
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。
7. request_queue
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）。
struct request_queue
{
......
unplug_fn *unplug_fn;
.......
};
8.scsi_request_fn
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。
9.scsi_dispatch_cmd
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。
10.完成，回调
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。
11.结束
每个块设备都拥有一个操作接口：struct block_device_operations，该接口定义了open、close、ioctl等函数接口，但没有，也没有必要定义read、write函数接口。
写设备过程1.asmlinkage ssize_t sys_write(unsigned int fd, const char __user * buf, size_t count)
流程：用户程序通过调用write(),通过systemcall机制陷入内核，
参数：fd 文件描述符
buf 缓冲区
count 缓冲区大小
2.sys_write-->vfs_write-->blkdev_file_write
3.blkdev_file_write-->generic_file_write_nolock-->generic_file_aio_write_nolock-->__generic_file_aio_write_nolock-->generic_file_buffered_write
流程：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块设备进行操作。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）
总结：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。
const struct address_space_operations def_blk_aops = {
.readpage = blkdev_readpage,
.writepage = blkdev_writepage,
.sync_page = block_sync_page,
.prepare_write = blkdev_prepare_write,
.commit_write = blkdev_commit_write,
.writepages = generic_writepages,
.direct_IO = blkdev_direct_IO,
};
const struct file_operations def_blk_fops = {
.open = blkdev_open,
.release = blkdev_close,
.llseek = block_llseek,
.read = generic_file_read,
.write = blkdev_file_write,
.aio_read = generic_file_aio_read,
.aio_write = blkdev_file_aio_write,
.mmap = generic_file_mmap,
.fsync = block_fsync,
.unlocked_ioctl = block_ioctl,
#ifdef CONFIG_COMPAT
.compat_ioctl = compat_blkdev_ioctl,
#endif
.readv = generic_file_readv,
.writev = generic_file_write_nolock,
.sendfile = generic_file_sendfile,
.splice_read = generic_file_splice_read,
.splice_write = generic_file_splice_write,
};
const struct file_operations def_chr_fops = {
.open = chrdev_open,
};
初始化一个块设备的过程
int setup_device(block_dev_t *dev, int minor)
{
int hardsect_size = HARDSECT_SIZE;
int chunk_size;
sector_t dev_size;
/* 分配一个请求队列 */
dev->queue = blk_alloc_queue(GFP_KERNEL);
if (dev->queue == NULL) {
printk(ERROR, "blk_alloc_queue failure!\n");
return -ENOMEM;
}
chunk_size = dev->chunk_size >> 9; //sectors
/* 将block_make_request注册到q->make_request上 */
blk_queue_make_request(dev->queue, block_make_request);
blk_queue_max_sectors(dev->queue, chunk_size);
blk_queue_hardsect_size(dev->queue, hardsect_size);
blk_queue_merge_bvec(dev->queue, block_mergeable_bvec);
dev->queue->queuedata = dev;
/* 将block_unplug注册到q->unplug_fn上 */
dev->queue->unplug_fn = block_unplug;
/* 分配一个gendisk */
dev->gd = alloc_disk(1);
if (!dev->gd) {
prink(ERROR, "alloc_disk failure!\n");
blk_cleanup_queue(dev->queue);
return -ENOMEM;
}
dev->gd->major = block_major; /* 设备的major号 */
dev->gd->first_minor = minor; /* 设备的minor号 */
dev->gd->fops = &block_ops; /* 块设备的操作接口，open、close、ioctl */
dev->gd->queue = dev->queue; /* 块设备的请求队列 */
dev->gd->private_data = dev;
snprintf(dev->gd->disk_name, 32, dev->block_name);
dev_size = (sector_t) dev->dev_size >> 9;
set_capacity(dev->gd, dev_size); /* 设置块设备的容量 */
add_disk(dev->gd); /* 添加块设备 */
return 0;
}
注册/释放一个块设备
通过register_blkdev函数将块设备注册到Linux系统。示例代码如下：
static int blockdev_init(void)
{
…
block_major = register_blkdev(block_major, "blockd");
if (block_major <= 0) {
printk(ERROR, "blockd: cannot get major %d\n", block_major);
return -EFAULT;
}
…
}
通过unregister_blkdev函数清除一个块设备。示例代码如下：
static int blockdev_cleanup(void)
{
…
unregister_blkdev(block_major, "blockd");
…
}
make_request函数make_request函数是块设备中最重要的接口函数，每个块设备都需要提供make_request函数。如果块设备为有请求队列的实际设备，那么用blk_init_queue将make_request函数被注册为__make_request，该函数由Linux系统提供；反之，需要用户提供私有函数，并用blk_queue_make_request注册。__make_request函数功能在前文已述。
在用户提供的私有make_request函数中往往对bio进行过滤处理，这样的驱动在Linux中有md（raid0、raid1、raid5），过滤处理完毕之后，私有make_request函数返回1，告诉generic_make_request函数进行bio转发。
struct request_queue
struct request_queue
{
/*
* Together with queue_head for cacheline sharing
*/
struct list_head queue_head;
struct request *last_merge;
elevator_t *elevator;
/*
* the queue request freelist, one for reads and one for writes
*/
struct request_list rq;
request_fn_proc *request_fn;
merge_request_fn *back_merge_fn;
merge_request_fn *front_merge_fn;
merge_requests_fn *merge_requests_fn;
make_request_fn *make_request_fn;
prep_rq_fn *prep_rq_fn;
unplug_fn *unplug_fn;
merge_bvec_fn *merge_bvec_fn;
activity_fn *activity_fn;
issue_flush_fn *issue_flush_fn;
prepare_flush_fn *prepare_flush_fn;
softirq_done_fn *softirq_done_fn;
/*
* Dispatch queue sorting
*/
sector_t end_sector;
struct request *boundary_rq;
/*
* Auto-unplugging state
*/
struct timer_list unplug_timer;
int unplug_thresh; /* After this many requests */
unsigned long unplug_delay; /* After this many jiffies */
struct work_struct unplug_work;
struct backing_dev_info backing_dev_info;
/*
* The queue owner gets to use this for whatever they like.
* ll_rw_blk doesn't touch it.
*/
void *queuedata;
void *activity_data;
/*
* queue needs bounce pages for pages above this limit
*/
unsigned long bounce_pfn;
gfp_t bounce_gfp;
/*
* various queue flags, see QUEUE_* below
*/
unsigned long queue_flags;
/*
* protects queue structures from reentrancy. ->__queue_lock should
* _never_ be used directly, it is queue private. always use
* ->queue_lock.
*/
spinlock_t __queue_lock;
spinlock_t *queue_lock;
/*
* queue kobject
*/
struct kobject kobj;
/*
* queue settings
*/
unsigned long nr_requests; /* Max # of requests */
unsigned int nr_congestion_on;
unsigned int nr_congestion_off;
unsigned int nr_batching;
unsigned int max_sectors;
unsigned int max_hw_sectors;
unsigned short max_phys_segments;
unsigned short max_hw_segments;
unsigned short hardsect_size;
unsigned int max_segment_size;
unsigned long seg_boundary_mask;
unsigned int dma_alignment;
struct blk_queue_tag *queue_tags;
unsigned int nr_sorted;
unsigned int in_flight;
/*
* sg stuff
*/
unsigned int sg_timeout;
unsigned int sg_reserved_size;
int node;
struct blk_trace *blk_trace;
/*
* reserved for flush operations
*/
unsigned int ordered, next_ordered, ordseq;
int orderr, ordcolor;
struct request pre_flush_rq, bar_rq, post_flush_rq;
struct request *orig_bar_rq;
unsigned int bi_size;
struct mutex sysfs_lock;
};
