【转】 bio 与块设备驱动

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   系统中可以随机访问固定大小数据片（chunk）的设备被称做块设备，这些数据片就称做块。块设备文件都是以安装文件系统的方式使用，此也是块设备一般的访问方式。块设备的访问方式是随机的，也就是能够在访问设备时，随意的从一个位置跳转到另外一个位置。块设备的访问位置必须可以在介质的不一样区间先后移动。

因此事实上内核没必要提供一个专门的子系统来管理字符设备，可是对块设备的管理却必需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。扇区大小通常是2的整数倍，而最多见的大小是512个字节。扇区的大小是设备的物理属性，扇区是全部块设备的基本单元——块设备没法对比它还小的单元进行 寻址和操做，许多块设备可以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，可是内核执 行的全部磁盘操做都是按照块进行的。因为扇区是设备的最小可寻址单元，因此块不能比扇区还小，只能数倍于扇区大小。内核还要求块大小是2的整数倍，并且不 能超过一个页的长度。因此对块大小的最重要求是：必须是扇区大小的2的整数倍，并且要小于页面大小，因此一般大小是512字节，1K或者4K。

   在linux2.5以前，当一个块被调入内存时，要存储在一个缓冲区中，每一个缓冲区与一个块对应，至关因而磁盘块在内存中的表示，因为内核在处理数据时须要 一些相关控制信息，因此每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，也称做缓冲区头。

struct buffer_head {     unsigned long b_state; //缓冲区状态标志     struct buffer_head *b_this_page; //页面中的缓冲区     struct page *b_page; //存储缓冲区的页面     sector_t b_blocknr; //逻辑块号     size_t b_size; //块大小     char *b_data; //页面中的缓冲区     struct block_device *b_bdev; //块设备     bh_end_io_t *b_end_io; //I/O完成方法     void *b_private; //完成方法数据     struct list_head b_assoc_buffers; //相关映射链表     /* mapping this buffer is associated with */     struct address_space *b_assoc_map;         atomic_t b_count; //缓冲区使用计数 };

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，因此缓冲区内容必须被写回磁盘）
BH_Lock,该缓冲区正被I/O操做使用，被锁定以防被并发访问
BH_Req,该缓冲区有I/O请求操做
BH_Uptodate_Lock,
BH_Mapped,该缓冲区是映射磁盘块的可用缓冲区
BH_New,该缓冲区是经过get_block(0刚刚映射的，而且不能访问
BH_Async_Read,该缓冲区正经过end_buffer_async_read()被异步I/O读操做使用
BH_Async_Write,该缓冲区正经过end_buffer_async_write()被异步I/O写操做使用
BH_Delay,该缓冲区还没有和磁盘块关联
BH_Boundary,该缓冲区处于连续块区的边界——下一个块再也不连续
BH_Write_EIO,
BH_Ordered,
BH_Eopnotsupp,
BH_Unwritten,
BH_PrivateStart,
};

   驱动程序能够在这些位中安全的定义本身的状态标志，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能够了。
而在b_count中，表示缓冲区的使用计数，则经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经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，并不只仅体如今用户应用程序的读写操做中。现代 操做系统使用虚拟内存工做，把不须要的数据转移到诸如磁盘等其余存储介质上，块驱动程序是在核心内存与其余存储介质之间的管道，所以它们能够认为是虚拟内 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，而大小的值由内核肯定，数据块的大小一般是4096个字节，可是能够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。若是用户的设备使用了不一样的大小，须要对 内核进行修改，以免产生硬件所不能处理的I/O请求。不管什么时候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。若是要使用不一样的硬件扇区大小，用户比对内核的扇区作相应的修改。一样，此部分也是由很多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，不少成员必须由驱动程序来进行初始化。此结构定义在

struct gendisk { int major; //主设备号 int first_minor; //第一个从设备号 int minors; /* 描述被磁盘使用的设备号的成员.一个驱动器必须使用最少一个次编号.若是你的驱动会是可分区的,可是(而且大部分应当是),你要分配一个次编号给每一个可能 的分区.次编号的一个普通的值是 16, 它容许"全磁盘"设备盒 15 个分区. 一些磁盘驱动使用 64 个次编号给每一个设备.*/ char disk_name[32]; //应当被设置为磁盘驱动器名子的成员. 它出如今 /proc/partitions 和 sysfs. struct hd_struct **part; /* [indexed by minor] */ struct block_device_operations *fops;// 设备操做集合. struct request_queue *queue;//被内核用来管理这个设备的 I/O 请求的结构; void *private_data;//块驱动可以使用这个成员做为一个指向它们本身内部数据的指针. sector_t capacity; //这个驱动器的容量,以512-字节扇区来计.sector_t类型能够是64位宽.驱动不该当直接设置这个成员;相反,传递扇区数目给set_capacity. int flags; // 一套标志(不多使用),描述驱动器的状态.若是你的设备有可移出的介质,你应当设置GENHD_FL_REMOVABLE.CD-ROM驱动器可设置 GENHD_FL_CD. 若是, 因为某些缘由, 你不须要分区信息出如今 /proc/partitions, 设置 GENHD_FL_SUPPRESS_PARTITIONS_INFO. struct device *driverfs_dev; // FIXME: remove struct device dev; struct kobject *holder_dir; struct kobject *slave_dir; struct timer_rand_state *random; int policy; atomic_t sync_io; /* RAID */ unsigned long stamp; int in_flight; #ifdef CONFIG_SMP struct disk_stats *dkstats; #else struct disk_stats dkstats; #endif struct work_struct async_notify; };

    此结构是一个动态分配的结构。须要一些内核的特殊处理来进行初始化；驱动程序不能本身动态分配该结构，而是必须调用。
struct gendisk *alloc_disk(int minors);//参数是次设备号的数目。此后就没法改变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。在驱动程序彻底被初始化而且可以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，用来描述这个操做。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，或者根据须要，再建立一个新的request结构。bio结构包含了驱动程序执行请求 的所有信息，而没必要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操做的基本容器由bio结构体表示，定义在中，该结构体表明了正在现场的（活动的）以片断（segment）链表形式组织的块I/O操做。一个片断是一小 块连续的内存缓冲区。这样的好处就是不须要保证单个缓冲区必定要连续。因此经过片断来描述缓冲区，即便一个缓冲区分散在内存的多个位置上，bio结构体也 能对内核保证I/O操做的执行，这样的就叫作聚散I/O.
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与下层驱动的链接纽带。

struct bio { //该bio结构所要传输的第一个（512字节）扇区：磁盘的位置 sector_t bi_sector; struct bio *bi_next; //请求链表 struct block_device *bi_bdev;//相关的块设备 unsigned long bi_flags//状态和命令标志 unsigned long bi_rw; //读写 unsigned short bi_vcnt;//bio_vesc偏移的个数 unsigned short bi_idx; //bi_io_vec的当前索引 unsigned short bi_phys_segments;//结合后的片断数目 unsigned short bi_hw_segments;//重映射后的片断数目 unsigned int bi_size; //I/O计数 unsigned int bi_hw_front_size;//第一个可合并的段大小; unsigned int bi_hw_back_size;//最后一个可合并的段大小 unsigned int bi_max_vecs; //bio_vecs数目上限 struct bio_vec *bi_io_vec; //bio_vec链表：内存的位置 bio_end_io_t *bi_end_io;//I/O完成方法 atomic_t bi_cnt; //使用计数 void *bi_private; //拥有者的私有方法 bio_destructor_t *bi_destructor; //销毁方法 };

   此结构体的目的主要就是表明正在现场执行的I/O操做，因此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
这三者造成了这样一种关系：bio-->bi_io_vec,bi_idx(就如基地址加偏移量通常，能够轻易的找到具体的bio_vec)-->page（再经过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操做所须要使用到的全部片断。每一个bio_vec都是<page,offset,len>的向量，描述的是一个特定的片断：片断所在的物理页，块在物理页中的偏移位置，从给定偏移量开始的块长度，整个bio_io_vec结构体数组表示了一个完整的缓冲区。

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操做完成后，bi_idx指向数组的当前索引。一个块请求经过一个bio表示。每一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，这些结构描述了每一个片断在物理页中的实际位置，而且如向量同样的组织在一块儿，I/O操做的第一个片断由b_io_vec结构体所指向，其余片断则在其后依次放置，共有bi_vcnt个片断，当I/O层开始执行请求，须要各个使用片断时，bi_idx会不断更新，从而总指向当前的片断。看，这就是在入门C语言中用到的最朴实的概念，数组寻址的概念相相似。   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，定义在文件中，包含一个双向请求队列以及相关控制信息。经过内核中像文件系统这样高层的代码将请求加入到队列中，请求队列只要不为空，队列对应的块设备驱动程序就会从队列头 获取请求，而后将其加入到对应的块设备中去，请求队列表中的每一项都是一个单独的请求，由request结构体表示。   而队列中的请求request,定义在中，一个请求可能要操做多个连续的磁盘块，因此每一个请求能够由多个bio结构体组成。每一个bio结构体均可以描述多个片断。下面就是request中比较经常使用的几个域。struct request {struct list_head queuelist;//链接这个请求到请求队列. //追踪请求硬件完成的扇区的成员.第一个还没有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,而且在当前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;驱动不该当使用它们.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. 你不该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;//随着深刻理解,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，经过它找到request,将这些请求连成一体，而后在request中包含bio,而后经过bio结构体找到对应的page,而后经过page读取物理内存中的信息。大致就是这样一个关系。块驱动程序步骤与实例：   对于大多数块驱动程序来讲，首先都该是向内核注册本身！这个任务的函数是register_blkdev(在中定义):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). 若是major传递为0,内核分配一个新的主编号而且返回它给调用者.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小;这个调用惟一的任务是若是须要,分配一个动态主编号,而且在/proc/devices建立一个入口.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*512dev->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) {//得到队列中的下一个requestif (! 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，遍历请求中的每一个biosbull_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);//彻底简单的基于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用来得到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);elsememcpy(buffer, dev->data + offset, nbytes);}register_blkdev可用来得到一个主编号,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 方法至关短.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,若是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(而且最好给驱动一个"介质被改变"标志); 在其余状况下可被忽略.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须要的任何工做使新介质准备好使用.这个函数返回一个int值,可是值被内核忽略.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; 它应当经常被初始化为 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;//每一个设备所支持的次设备号数量dev->gd->fops = &sbull_ops;//块操做方法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。其他部分参见ldd3的sbull