linux中block驱动的编写详解

引言

像IIC、LED、KEY等都属于字符设备，这些设备的驱动是所有驱动类型中最为简单的。块设备是另外一种不同于字符设备的类型，这两类设备在linux的驱动结构中有很大差异。总体来说，块设备驱动比字符设备驱动复杂的多，在IO操作上也表现出很大的不同。缓冲、IO的调度、请求队列等都是和块设备驱动相关的概念。

本章从驱动小白（指本人）的切身实际出发，先不去了解那些深奥的XXX，只从一个最简单的例子开始，对块设备驱动的结构有一个大体的了解。路漫漫其修远兮，驱动是一个大坑，够你用10年来填。慢慢学吧。

1. 块设备结构

块设备就是指磁盘、CD-ROM等硬件存储介质，块设备驱动连接了块设备和用户空间，实现用户空间对磁盘的大块数据访问。整个子系统如下图所示，包含虚拟文件系统，块IO调度层，块设备驱动以及具体的块设备。块设备不同于字符设备，它是以块为单位接收输入和返回输出，而字符设备是以字节为单位。块设备支持随机访问，而且其读写速度都快于字符设备，因此驱动的表现也至关重要。这也是为什么块设备驱动的结构和字符设备的驱动结构被分开来写。块是最小的读写单位，不同的文件系统有不同大小的块尺寸，但是它必须是2的指数，同时不能超过页大小。通常使用的大小有512字节，1K字节，4K字节等。

虚拟文件系统（VFS）：隐藏了各种硬件的具体细节，为用户操作不同的硬件提供了一个统一的接口。其基于不同的文件系统格式，比如EXT，FAT等。用户程序对设备的操作都通过VFS来完成，在VFS上面就是诸如open、close、write和read的函数API。

映射层（mapping layer）：这一层主要用于确定文件系统的block size，然后计算所请求的数据包含多少个block。同时调用具体文件系统函数来访问文件的inode，确定所请求的数据在磁盘上面的逻辑地址。

IO调度器：这部分是linux块系统中非常关键的部分，其涉及到如何接收用户请求并能最高效去访问硬件磁盘中的数据。

Block driver：完成和块设备的具体交互。

2. 驱动程序详解

通过编写一个vmem_disk驱动来了解block驱动的结构，vmem_disk是一种模拟磁盘，其数据实际上存储在RAM中。它通过vmalloc()分配出来的内存空间来模拟出一个磁盘，以块设备方式来访问这片内存。现在来看其主要结构。

2.1 block_device_operations

Block_device_operations类似于字符设备驱动中的file_operations结构，它是对块设备各种操作的集合，定义代码如下：

struct block_device_operations {
    int (*open) (struct block_device *, fmode_t);
    int (*release) (struct gendisk *, fmode_t);
    int (*locked_ioctl) (struct block_device *, fmode_t, unsigned, unsigned long);
    int (*ioctl) (struct block_device *, fmode_t, unsigned, unsigned long);
    int (*compat_ioctl) (struct block_device *, fmode_t, unsigned, unsigned long);
    int (*direct_access) (struct block_device *, sector_t,void **, unsigned long *);
    int (*media_changed) (struct gendisk *);
    int (*revalidate_disk) (struct gendisk *);
    int (*getgeo)(struct block_device *, struct hd_geometry *);
    struct module *owner;
};

1） 打开和释放

int (*open)(struct inode *inode ,struct file *filp);

int (*release)(struct inode *inode ,struct file *filp);

这个和字符设备驱动类似，当设备被打开和关闭时将调用它们。

2） IO控制

int (*ioctl)(struct inode *inode,struct file *filp uusignwd intcmd,unsigned long arg)

这个和字符设备驱动中的ioctrl类似，也是用于系统调用。块设备包含大量的标准请求，这些标准请求由linux通用块设备层处理，因此大部分ioctrl函数相当短。

3） 介质改变

int (*check_media_change) (kdev_t);

int (*revalidate) (kdev_t);

像磁盘、CD-ROM等块设备是可插拔的，因此需要有个函数来检测设备是否存在。当介质发生改变，使用revalidate_disk来响应，给驱动一个机会进行必要的工作来使介质准备好。

4） 获得驱动信息

int (*getgeo)(struct block_device   *,struct hd_geometry *)；

该函数根据驱动器的几何信息填充一个hd_geometry结构体，hd_geometry包含磁头、扇区、柱面等信息。

所以我们要填充这个结构体信息，并定义其对应函数。填充如下：

static struct block_device_operations vmem_fops={
         .owner=THIS_MODULE,
         .getgeo=vmem_getgeo,
         .ioctl=vmem_ioctl,
         .open=vmem_open,
         .release=vmem_release,
};

我们只定义了open、release、ioctrl、getgeo函数。为了简化这个驱动，我们把open、release、ioctrl函数的具体内容也都省略了，只是给出一个定义，没有任何有效内容。但是hd_geometry的信息需要填充，所以getgeo函数定义如下：

static int vmem_getgeo(struct block_device *bdev, struct hd_geometry *geo)
{
         geo->cylinders=1;
         geo->heads=1;
         geo->sectors=BLK_SIZE/SECTOR_SIZE;
         return 0;
}

定义了使用的块设备的柱面、磁头和扇区个数。

2.2 gendisk结构体

在linux内核中，用gendisk结构体来表示一个独立的磁盘设备。就像字符设备驱动中使用cdev结构体一样，它也包含主次设备号，需要分配内存，释放结构体和初始化操作。

1） 分配gendisk

分配函数为：

struct gendisk *alloc_disk(int minors);

2） 增加gendisk

这个是用于注册磁盘设备，函数为：

void add_disk(struct gendisk *gd);

3） 释放gendisk

当不再需要使用磁盘时候，需要释放这个结构体，也即释放其分配的内存。

void del_gendisk(struct gendisk *gd);

以上这些函数在快设备初始化和关闭驱动中调用。

2.3 请求处理

每个块设备驱动的核心是它的请求函数，实际的工作，至少如设备的启动，都是在这个函数里完成的。块设备驱动程序的request函数有以下原型：

void request(request_queue_t *queue);

当内核需要驱动程序处理读取、写入以及其它对设备的操作时，就会调用该函数。在其返回前，request函数不必完成所有队列中的请求。事实上，对大多数真实设备而言，它可能没有完成任何请求。

每个设备都有一个请求队列，这是因为对磁盘数据实际传入和传出发生的时间，与内核请求的时间相差很大，因此内核需要有一定灵活性，以安排在适当时刻（比如把影响相邻磁盘扇区的请求分成一组）进行传输。

我们用一个简单的request函数：

static void vmem_request(struct request_queue *q){
         struct request *req;
         uint64_t pos=0;
         ssize_t size=0;
         struct bio_vec bvec;
         int rv=0;
         struct req_iterator iter;
         void *kaddr=NULL;
         while((req=blk_fetch_request(q)) != NULL){
                   spin_unlock_irq(q->queue_lock);
                   pos=blk_rq_pos(req)*SECTOR_SIZE;
                   size=blk_rq_bytes(req);
                   if(pos+size>vdev->size){
                            printk(KERN_WARNING "beyond addr/n");
                            rv=-EIO;
                            goto skip;
                   }
                   rq_for_each_segment(bvec, req, iter){
                            kaddr=kmap(bvec.bv_page);
                            rv=vmem_transfer(vdev, pos, bvec.bv_len, kaddr+bvec.bv_offset, rq_data_dir(req));
                            if(rv<0)
                                     goto skip;
                   pos+=bvec.bv_len;
                   kunmap(bvec.bv_page);
                   }
         skip:
                   blk_end_request_all(req, rv);
                   spin_lock_irq(q->queue_lock);
         }
}

Blk_fetch_request从请求队列中获取一个请求，当没有请求需要时，返回NULL。然后while中的程序开始处理这个请求。当请求队列创建的时候，request函数绑定了它，并且提供了一个自旋锁。当调用request函数时，该锁由内核控制。因此request函数是一个原子上下文中运行的。因此在获得request时，需要通过spin_unlock_irq函数来解锁。

然后通过blk_rq_pos和blk_rq_bytes来获得请求中的位置和大小。rq_for_each_segment是一个宏定义，其遍历一个请求中的所有bio。这里插入一下对bio的介绍：

从本质上讲，一个request结构是作为一个bio结构的链表实现的。Bio结构是在底层对部分块设备IO请求的描述。Bio结构体定义如下：

struct bio { 
    sector_t bi_sector;//该bio结构所要传输的第一个（512字节）扇区：磁盘的位置 
    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;//结合后的片段数目 
    unsigned short bi_hw_segments;//重映射后的片段数目 
    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 
}; 

与bio对应的数据每次存放的内存不一定是连续的，bio_vec结构体用于描述与这个bio对应的所有内存，它并不总是在一个页面里，因此需要一个向量。IO调度算法将连续的bio合并成一个request，然后可以改善读写磁盘的性能。

遍历bio的时候，就可以定义一个transfer函数来完成bio的数据转移了。Rq_data_dir获得从request中得到数据传输方向，返回值0表示从设备读数据，非0表示写数据。Transfer中就可以通过简单的memcpy来完成数据拷贝：

static int vmem_transfer(struct vmem_device *vdev, uint64_t pos, ssize_t size, void *buffer, int write)
{
         if(write)
                   memcpy(vdev->buf+pos, buffer, size);
         else
                   memcpy(buffer, vdev->buf+pos, size);
         return 0;
}

如果一个请求不是文件系统请求，就将请求传递给end_request。当处理非文件系统请求时，传递0表示不能成功完成该请求。

2.4 设备初始化

在块设备初始化阶段，与字符设备类似。基本过程如下：

1） 注册块设备

vmem_major=register_blkdev(0, "VMEM");

第一个参数0表示由内核自动分配主设备号，如果成功注册就返回这个主设备号，如果注册失败就返回负值。

2） 定义设备结构体

这个设备结构体是自己定义的，一般包含gendisk、设备号、请求队列等。

struct vmem_device {
         struct gendisk *disk;
         struct request_queue *que;
         void *buf;
         spinlock_t lock;
         ssize_t size;
};

3） vmem_dev结构体分配和buf分配

         vdev=kzalloc(sizeof(struct vmem_device), GFP_KERNEL);
         if(!vdev){
                   printk(KERN_WARNING "vmem_device: unable to allocate mem/n");
                   goto out;
         }
         vdev->size=BLK_SIZE;
         vdev->buf=vmalloc(vdev->size);
         if(vdev->buf==NULL){
                   printk(KERN_WARNING "failed to vmalloc vdev->buf/n");
                   goto out_dev;
         }

Buf就是一个虚拟的磁盘。

4） 初始化请求队列

vdev->que=blk_init_queue(vmem_request, &vdev->lock);

5） 分配磁盘

disk=alloc_disk(1);

6） 填充vmem_dev结构体中的信息。

         vdev->disk=disk;
         disk->major=vmem_major;
         disk->first_minor=1;
         disk->fops=&vmem_fops;
         disk->queue=vdev->que;
         disk->private_data=vdev;
         sprintf(disk->disk_name, "VMEM");

7）注册磁盘

         set_capacity(disk, BLK_SIZE/SECTOR_SIZE);

         add_disk(disk);

3．实验

我们注册驱动，并看到在dev下面有VMEM设备，这个就是我们的虚拟磁盘设备文件。

然后将其格式化为ext2文件系统：

接下来我们就可以将其挂载并创建文件了。

总结

最后总结一下linux中block驱动的编写过程：

1） 填充request函数，这个函数在请求队列初始化中将喝队列绑定；

2） 定义vdev结构体，其中包含gendisk、request_queue等结构；

3） 定义设备初始化函数，并完成对disk的分配，注册，请求队列初始化工作；

4） 填充block_device_operations结构体；

5） 定义设备退出函数，主要是释放结构体；

编辑：hfy