-
Notifications
You must be signed in to change notification settings - Fork 45
/
块设备驱动程序框架.txt
230 lines (166 loc) · 11.1 KB
/
块设备驱动程序框架.txt
1
2
3
4
5
6
7
8
9
10
11
12
13
14
15
16
17
18
19
20
21
22
23
24
25
26
27
28
29
30
31
32
33
34
35
36
37
38
39
40
41
42
43
44
45
46
47
48
49
50
51
52
53
54
55
56
57
58
59
60
61
62
63
64
65
66
67
68
69
70
71
72
73
74
75
76
77
78
79
80
81
82
83
84
85
86
87
88
89
90
91
92
93
94
95
96
97
98
99
100
101
102
103
104
105
106
107
108
109
110
111
112
113
114
115
116
117
118
119
120
121
122
123
124
125
126
127
128
129
130
131
132
133
134
135
136
137
138
139
140
141
142
143
144
145
146
147
148
149
150
151
152
153
154
155
156
157
158
159
160
161
162
163
164
165
166
167
168
169
170
171
172
173
174
175
176
177
178
179
180
181
182
183
184
185
186
187
188
189
190
191
192
193
194
195
196
197
198
199
200
201
202
203
204
205
206
207
208
209
210
211
212
213
214
215
216
217
218
219
220
221
222
223
224
225
226
227
228
大致是：
1.读写请求先不执行，而是放入队列。
2.优化后（调整顺序）再执行。
块设备操作时是以扇区sector为单位的。即使是读写一个byte，它也是把整个扇区都拿出来操作的。
举例： 假设要写 Flash 扇区0，扇区1
不优化时：
1.读出整块到buffer
2.修改buffer里扇区0数据
3.擦除整块（由于FLASH特性上的原因，写之前要先擦除）
4.烧写整块
1.读出整块到buffer
2.修改buffer里扇区1数据
3.擦除整块
4.烧写整块
优化后，变成：
1.读出整块到buffer
2.修改buffer里扇区0，1数据
3.擦除整块
4.烧写整块
提高了效率。
-----------------------------
Block设备驱动框架/流程：
-----------------------------
app： open，read，write “1.txt”
---------------------------------------------------------------------- // App对文件的读写
文件系统： vFat,ext2, ext3, yaffs2, jffs2...等等各文件系统 // 在文件系统这一层：已经把对文件的读写，转换成了对扇区的读写。
---------------------ll_rw_block(通用的入口)-------------------------- // 对扇区的读写(buffer_head-->bio-->把bio放入队列里，调用队列里的处理函数。只要写好处理队列的函数就可以了)
块设备驱动程序
----------------------------------------------------------------------
硬件： 磁盘，eMMC, FLASH...
ll_rw_block()所做的事情： 《Linux内核源代码情景分析》一书文件系统章有说明。ll: low level, 底层的读写。
1.把读写请求放入队列
2.调用队列的处理函数(优化/调顺序/合并). 放入队列的过程当中也会优化。
<文件系统>不是我关心的重点，所以就从 ll_rw_block 开始往下分析：
ll_rw_block分析： /fs/buffer.c 观看fs目录，buffer.c貌似是个通用的文件。莫非buffer的意思就是表明 1.读写请求先不执行，而是放入队列...？ 有点讲究。
void ll_rw_block(int rw, int nr, struct buffer_head *bhs[]) //rw：是read还是write。数据传输的三要素源,目的,长度放在buffer_head里。它是个数组，有多少个项呢？nr即是。
for (i = 0; i < nr; i++)
submit_bh(op, op_flags, bh); //bh: buffer head. 提交bh。
struct bio *bio; //submit_bh()用buffer_head构造bio (block input/output)。
submit_bio(bio); //提交bio
generic_make_request(bio); //通用的构造请求(意思就是使用bio来构造请求Request呗...)
__generic_make_request(bio); //
request_queue_t *q = bdev_get_queue(bdev); //找到队列
ret = q->make_request_fn(q, bio); //调用队列里面的“构造请求”的函数。make_request_fn貌似是个默认的函数(__make_request)的指针。
__make_request
elv_merge(q, &req, bio); //先尝试合并bio (elv: 电梯调度算法，既一次方向的传输过程中，尽量传输更多的人)。
//在块设备驱动的优化里面，电梯调度算法经常被使用。
...
init_request_from_bio(req, bio);
add_request(q, req); //如果合并没成功，就用bio构造一个请求,放入队列。
//执行队列： 下面是执行入口之一(有很多的执行入口...)
__generic_unplug_device(req) //新内核变成了 __blk_run_queue_uncond() ?
//执行队列(调用队列的“处理函数”)。
q->request_fn(q);
队列: request_queue_t（这队列是干什么用的？它只不过是提供了读写的能力而已。 你所用的磁盘是哪厂/容量多大/扇区多大等等的属性信息呢？）
----------------------------------
所以总结:
----------------------------------
怎么写Linux块设备驱动程序？
0. 分配gendisk: alloc_disk()
1. 设置:
1.1 分配/设置队列：request_queue_t //它只不过是提供了读写的能力。队列初始化时，提供了个默认的“构造请求”的处理函数__make_request, 它就是等于blk_init_queue()时传进来的第一个参数。
blk_init_queue()
1.2 设置gendisk其他信息 //它提供磁盘属性信息。设置磁盘容量(set_capacity())的时候，容量单位是 扇区大小/512。在内核的文件系统那一层，它认为扇区大小永远是512字节。
2. 注册gendisk结构体: add_disk()
----------------------------------------------------------------
块设备驱动的编写
用内存来模拟一个磁盘设备： 模拟磁盘也可以格式化，挂东西等。
----------------------------------------------------------------
可参考这俩文件：drivers/block/xd.c, drivers/block/z2ram.c
register_blkdev(RAMDISK_MAJOR, "ramdisk") //比字符设备的register_chrdev少了个file_operations结构，只是给 cat /proc/devices 返回一些信息而已。
//当然也是，第一个参数写0的话就给你返回一个合适的主设备号。
当然也得提供block_device_operations结构，就算里面没有任何操作函数，也得提供一个空的实体，否则出错。
static const struct block_device_operations carm_bd_ops = {
.owner = THIS_MODULE,
.getgeo = carm_bdev_getgeo,
};
q = blk_init_queue(carm_oob_rq_fn, &host->lock); //初始化一个队列,并且往队列里面传入一个函数指针：request_fn
接下来，队列是怎么用起来的？
分配一个gen_disk, 然后disk->queue = q;进去。 当然也会设置gen_disk的其他属性信息,主设备号，容量等等：
disk->major = host->major;
disk->first_minor = i * CARM_MINORS_PER_MAJOR;
disk->fops = &carm_bd_ops;
disk->private_data = port;
q = blk_init_queue(carm_rq_fn, &host->lock);
if (!q) {
rc = -ENOMEM;
break;
}
disk->queue = q;
blk_queue_max_segments(q, CARM_MAX_REQ_SG);
blk_queue_segment_boundary(q, CARM_SG_BOUNDARY);
q->queuedata = port;
最后再注册gen_disk：
add_disk(disk);
就这么简单。
在入口函数里面大致：
/* 1. 分配一个gen_disk结构体 */
disk = alloc_disk(CARM_MINORS_PER_MAJOR); //alloc_disk()参数为磁盘的分区个数+1。+1是因为多了个代表“整个磁盘”的情况。那想让这个磁盘不能分区，就写1？
/* 2. 设置 */
/* 2.1 分配/设置队列：提供读写能力 */
q = blk_init_queue(carm_rq_fn, &host->lock); //需要2参数，队列里的处理函数(默认的“构造请求”的处理函数),和一个自旋锁。
//carm_rq_fn该完成：以电梯调度算法，从队列里面拿出下一个请求，执行它：elv_next_request()...end_request();
// 最起码的空的写法： 会出来 无法识别分区表 等信息
// while ((req = elv_next_request(q)) != NULL) {
// end_request(req, 1);
// }
/* 2.2 设置其他属性：比如容量等 */
/* 3. 注册 */
“构造请求”的处理函数大致内容：
对扇区的操作了...
里面可以加 static 的 read_count，wirte_count, 在读和写操作里各做++操作，并打出来看看^^。
(insmode 时read_count 会+1，格式化时wirte_count会被+到5，挂接时read_count会增加到几十，
做cp /etc/inittable /tmp操作时，先是read_count被++了，并没有马上进行写操作！后面等了好一会儿才进行了写操作。
这个现象犹如用U盘设备拷贝文件时，拷贝对话框已经提示拷贝完，但实际进行安全删除U盘时提示说U盘正在忙，U盘灯也还在狂闪...，所以U盘设备要安全删除unmount是有原因的
，当然执行sync系统调用命令，也会立即写进去，或进行unmount时也会立即写进去...
操作这个块设备时，看read_count，wirte_count输出顺序，发现它要么都是一连串的写操作，要么都是一连串的读操作，不会读写读写反复进行...所以读写操作被优化了。就像电梯调度算法...)
磁盘设备也类似，一路旋转过程中，先把所有的读操作先做完，再把所有的写操作做一遍。不会读操作/写操作反复切换，效率太低。
在出口函数里面大致：
unregister_blk(major, "ramblock");
del_gendisk(ramblock_disk);
put_disk(ramblock_disk);
blk_cleanup_queue(ramblock_queue);
kfree(xxx);
//参考：brd.c
static void __exit brd_exit(void)
{
struct brd_device *brd, *next;
list_for_each_entry_safe(brd, next, &brd_devices, brd_list)
brd_del_one(brd);
blk_unregister_region(MKDEV(RAMDISK_MAJOR, 0), 1UL << MINORBITS);
unregister_blkdev(RAMDISK_MAJOR, "ramdisk");
pr_info("brd: module unloaded\n");
}
module_init(brd_init);
module_exit(brd_exit);
在命令行里 ls -l /dev/sd* 结果说明： 次设备号为0时，表示整个磁盘。次设备号1表示第一个分区，2表示是第2个分区...
ai@ai-OptiPlex-790:~/Documents/Linux_Kernel/linux-4.15.9/drivers/block$ ls -l /dev/sd*
brw-rw---- 1 root disk 8, 0 3月 14 09:31 /dev/sda //整个磁盘
brw-rw---- 1 root disk 8, 1 3月 14 09:31 /dev/sda1
brw-rw---- 1 root disk 8, 2 3月 14 09:31 /dev/sda2
brw-rw---- 1 root disk 8, 5 3月 14 09:31 /dev/sda5
测试内存模拟的磁盘设备：
1.insmode .ko驱动
2.格式化磁盘(mkfs, mke2fs,mkdosfs...)： mkdosfs /dev/ramblock //格式化内存模拟的磁盘设备。所谓分区表就是磁盘的第一个扇区。
如果驱动不写完整，进行 fdisk /dev/ramblock 时，会出cylinders柱面数不详等错误信息...
可能现在的硬盘已经没有磁头/柱面(环)/等了，但是fdisk是老的程序，为了兼容这种老程序，驱动当中还是要提供这种假的"柱面信息"等。
咋提供？在block_device_operations结构里的getgeo函数提供(geo:几何属性)，可抄袭其他getgeo函数：里面初始化掉geo->heads(面)，geo->cylinders(环), geo->sectors...等就可以了
(也就是提供 有多少个面，一面里有多少个扇区等信息：容量 = heads(面) x cylinders(环) x sectors(扇区) x 512 //一个扇区有512字节，这是文件系统的固定值。
heads，cylinders几乎可以随便写了，但是sectors就不能乱写了)。
其他例子：
mkfs -V -t msdos -c /dev/hda5 //在 /dev/hda5 上建一个 msdos 的档案系统， 检查是否有坏轨存在呢？
mfks -t ext3 /dev/sda6 //将sda6分区格式化为ext3格式
mkfs -t ext2 /dev/sda7 //将sda7分区格式化为ext2格式
...
3.挂接： mount /dev/ramblock /tmp/ //挂接到/tmp目录当中去。
4.读写文件： 进入 cd /tmp/ 目录，然后 vi 1.txt 之类，就是开始进行“磁盘操作”了...，
5.最后记得 cd ../, 再 unmount /tmp。
6.再重新挂载，并进去看里面文件还在否： mount /dev/ramblock /tmp/，
ls /tmp，
cd ../
unmount /tmp.
比如还可以实验：
cat /dev/ramblock > /mnt/ramblock.bin //开发板上操作： 把整个磁盘映像拷贝到文件里面去
sudo mount -o loop ramblock.bin /mnt/ //PC上操作： 再在PC上看能否还能看到ramblock.bin文件里的内容。 -o loop 可以把一个普通文件当作一个块设备来挂接(回环设备)。
以上OK的话，就证明内存模拟的假的最基本的块设备的驱动实验成功。