Linux块设备驱动详解

<机械硬盘>

a:磁盘结构

-----传统的机械硬盘一般为3.5英寸硬盘，并由多个圆形蝶片组成，每个蝶片拥有独立的机械臂和磁头，每个堞片的圆形平面被划分了不同的同心圆，每一个同心圆称为一个磁道，位于最外面的道的周长最长称为外道，最里面的道称为内道，通常硬盘厂商会将圆形蝶片最靠里面的一些内道(速度较慢，影响性能)封装起来不用；道又被划分成不同的块单元称为扇区，每个道的周长不同，现代硬盘不同长度的道划分出来的扇区数也是不相同的，而磁头不工作的时候一般位于内道，如果追求响应时间，则数据可存储在硬盘的内道，如果追求大的吞吐量，则数据应存储在硬盘的外道；

注意：；一个弧道被划分成多个段，每一个段就是一个扇区

b:磁盘访问

------SATA硬盘实现的是串行ATA协议，ATA下盘命令中记录有LBA(Logic Block Address)起始地址和扇区数；LBA地址实际上是一个ATA协议逻辑地址，硬盘的固件会解析收到的ATA命令，并将要访问的LBA地址映射至某个磁道中的某个物理块即扇区。操作系统暂可认为LBA地址就是硬盘的物理地址。

c:扇区

------硬盘的基本访问单位，扇区的大小一般是512B（对于现在的有些磁盘的扇区>512B，比如光盘的一个扇区就是2048B，Linux将其看成4个扇区，无非就是需要完成4次的读写）。

d:块

------扇区是硬件传输数据的基本单位，硬件一次传输一个扇区的数据到内存中。但是和扇区不同的是，块是虚拟文件系统传输数据的基本单位。在Linux中，块的大小必须是2的幂，但是不能超过一个页的大小（4k）。（在X86平台，一个页的大小是4094个字节，所以块大小可以是512,1024,2048,4096）

e:段

------主要为了做scatter/gather DMA操作使用，同一个物理页面中的在硬盘存储介质上连续的多个块组成一个段。段的大小只与块有关，必须是块的整数倍。所以块通常包括多个扇区，段通常包括多个块，物理段通常包括多个段；段在内核中由结构struct bio_vec来描述，多个段的信息存放于struct bio结构中的bio_io_vec指针数组中，段数组在后续的块设备处理流程中会被合并成物理段，段结构定义如下：

struct bio_vec {

struct page *bv_page; // 段所在的物理页面结构，即bh->b_page

unsigned int bv_len; // 段的字节数，即bh->b_size

unsigned int bv_offset; // 段在bv_page页面中的偏移，即bh->b_data

};

f:文件块

------大小定义和文件系统块一样；只是相对于文件的一个偏移逻辑块，需要通过具体文件系统中的此文件对应的inode所记录的间接块信息，换算成对应的文件系统块；此做法是为了将一个文件的内容存于硬盘的不同位置，以提高访问速度；即一个文件的内容在硬盘是一般是不连续的；EXT2中，ext2_get_block()完成文件块到文件系统块的映射。

g:总结

------扇区由磁盘的物理特性决定;块缓冲区由内核代码决定；块由缓冲区决定，是块缓冲区大小的整数倍（但是不能超过一个页）。三者关系如下：

所以：扇区(512)≤块≤页（4096）块=n*扇区（n为整数）

注意：段（struct bio_vec{}）由多个块组成，一个段就是一个内存页(如果一个块是两个扇区大小，也就是1024B，那么一个段的大小可以是1024,2018,3072,4096，也就是说段的大小只与块有关，而且是整数倍)。Linux系统一次读取磁盘的大小是一个块，而不是一个扇区，块设备驱动由此得名。

<块设备处理过程>

a:linux 内核中，块设备将数据存储与固定的大小的块中，每个块都有自己的固定地址。Linux内核中块设备和其他模块的关系如下。

a:块设备的处理过程涉及Linux内核中的很多模块，下面简单描述之间的处理过过程。

（1）当一个用户程序要向磁盘写入数据时，会发发出write()系统调用给内核。

（2）内核会调用虚拟文件系统相应的函数，将需要写入发文件描述符和文件内容指针传递给该函数。

（3）内核需要确定写入磁盘的位置，通过映射层知道需要写入磁盘的哪一块。

（4）根据磁盘的文件系统的类型，调用不同文件格式的写入函数，江苏数据发送给通用块层（比如ext2和ext3文件系统的写入函数是不同的，这些函数由内核开发者实现，驱动开发者不用实现这类函数）

（5）数据到达通用块层后，就对块设备发出写请求。内核利用通用块层的启动I/O调度器，对数据进行排序。

（6）同用块层下面是"I/O调度器"。调度器作用是把物理上相邻的读写合并在一起，这样可以加快访问速度。

（7）最后快设备驱动向磁盘发送指令和数据，将数据写入磁盘。

<基本概念>

a:块设备(block device)

-----是一种具有一定结构的随机存取设备，对这种设备的读写是按块进行的，他使用缓冲区来存放暂时的数据，待条件成熟后，从缓存一次性写入设备或者从设备一次性读到缓冲区。

b:字符设备（Character device）

---是一个顺序的数据流设备，对这种设备的读写是按字符进行的，而且这些字符是连续地形成一个数据流。他不具备缓冲区，所以对这种设备的读写是实时的。

a:架构分析

1）struct bio

------当一个进程被Read时,首先读取cache 中有没有相应的文件，这个cache由一个buffer_head结构读取。如果没有，文件系统就会利用块设备驱动去读取磁盘扇区的数据。于是read()函数就会初始化一个bio结构体，并提交给通用块层。通常用一个bio结构体来对应一个I/O请求。

(1)内核结构如下：

1 struct bio {
2 sector_t bi_sector; /* 要传输的第一个扇区 */
3 struct bio *bi_next; /* 下一个 bio */
4 struct block_device*bi_bdev;
5 unsigned long bi_flags; /* 状态、命令等 */
6 unsigned long bi_rw; /* 低位表示 READ/WRITE，高位表示优先级*/
7
8 unsigned short bi_vcnt; /* bio_vec 数量 */
9 unsigned short bi_idx; /* 当前 bvl_vec 索引 */
10
11 /* 执行物理地址合并后 sgement 的数目 */
12 unsigned short bi_phys_segments;
13
14 unsigned int bi_size;
15
16 /* 为了明了最大的 segment 尺寸，我们考虑这个 bio 中第一个和最后一个
17 可合并的 segment 的尺寸 */
18 unsigned int bi_hw_front_size;
19 unsigned int bi_hw_back_size;
20
21 unsigned int bi_max_vecs; /* 我们能持有的最大 bvl_vecs 数 */
22 unsigned int bi_comp_cpu; /* completion CPU */
23
24 struct bio_vec *bi_io_vec; /* 实际的 vec 列表 */
25
26 bio_end_io_t *bi_end_io;
27 atomic_t bi_cnt;
28
29 void *bi_private;
30 #if defined(CONFIG_BLK_DEV_INTEGRITY)
31 struct bio_integrity_payload *bi_integrity; /* 数据完整性 */
32 #endif
33
34 bio_destructor_t *bi_destructor; /* 析构 */
35 };

(2)bio的核心是一个被称为bi_io_vec的数组，它由bio_vec组成（也就是说bio由许多bio_vec组成）。内核定义如下：

1 struct bio_vec {
2 struct page *bv_page; /* 页指针 */
3 unsigned int bv_len; /* 传输的字节数 */
4 unsigned int bv_offset; /* 偏移位置 */
5 };

bio_vec描述一个特定的片段，片段所在的物理页，块在物理页中的偏移页，整个bio_io_vec结构表示一个完整的缓冲区。当一个块被调用内存时，要储存在一个缓冲区，每个缓冲区与一个块对应，所以每一个缓冲区独有一个对应的描述符，该描述符用buffer_head结构表示：

struct buffer_head {
unsigned long b_state; /* buffer state bitmap (see above) */

struct buffer_head *b_this_page; /* circular list of page's buffers */
struct page *b_page; /* the page this bh is mapped to */
sector_t b_blocknr; /* start block number */
size_t b_size; /* size of mapping */
char *b_data; /* pointer to data within the page */
struct block_device *b_bdev;
bh_end_io_t *b_end_io; /* I/O completion */
void *b_private; /* reserved for b_end_io */
struct list_head b_assoc_buffers; /* associated with another mapping */
struct address_space *b_assoc_map; /* mapping this buffer is
associated with */
atomic_t b_count; /* users using this buffer_head */
};

(3)bio和buffer_head之间的使用关系

核心ll_rw_block函数：

void ll_rw_block(int rw, int nr, struct buffer_head *bhs[])
{
int i;
for (i = 0; i < nr; i ) {
struct buffer_head *bh = bhs[i];
if (!trylock_buffer(bh))
continue;
if (rw == WRITE) {
if (test_clear_buffer_dirty(bh)) {
bh->b_end_io = end_buffer_write_sync;
get_bh(bh);
submit_bh(WRITE, bh);
continue;
}
} else {
if (!buffer_uptodate(bh)) {
bh->b_end_io = end_buffer_read_sync;
get_bh(bh);
submit_bh(rw, bh);
continue;
}
}
unlock_buffer(bh);
}
}

核心submit_bh()函数:

int submit_bh(int rw, struct buffer_head * bh)
{
struct bio *bio;
int ret = 0;
BUG_ON(!buffer_locked(bh));
BUG_ON(!buffer_mapped(bh));
BUG_ON(!bh->b_end_io);
BUG_ON(buffer_delay(bh));
BUG_ON(buffer_unwritten(bh));
/*
* Only clear out a write error when rewriting
*/
if (test_set_buffer_req(bh) && (rw & WRITE))
clear_buffer_write_io_error(bh);
/*
* from here on down, it's all bio -- do the initial mapping,
* submit_bio -> generic_make_request may further map this bio around
*/
bio = bio_alloc(GFP_NOIO, 1);
bio->bi_sector = bh->b_blocknr * (bh->b_size >> 9);
bio->bi_bdev = bh->b_bdev;
bio->bi_io_vec[0].bv_page = bh->b_page;
bio->bi_io_vec[0].bv_len = bh->b_size;
bio->bi_io_vec[0].bv_offset = bh_offset(bh);
bio->bi_vcnt = 1;
bio->bi_idx = 0;
bio->bi_size = bh->b_size;
bio->bi_end_io = end_bio_bh_io_sync;
bio->bi_private = bh;
bio_get(bio);
submit_bio(rw, bio);
if (bio_flagged(bio, BIO_EOPNOTSUPP))
ret = -EOPNOTSUPP;
bio_put(bio);
return ret;
}

这个函数主要是调用submit_bio，最终调用generic_make_request去完成将bio传递给驱动去处理。如下所示：

void generic_make_request(struct bio *bio)
{
struct bio_list bio_list_on_stack;
if (!generic_make_request_checks(bio))
return;
if (current->bio_list) {
bio_list_add(current->bio_list, bio);
return;
}
BUG_ON(bio->bi_next);
bio_list_init(&bio_list_on_stack);
current->bio_list = &bio_list_on_stack;
do {
struct request_queue *q = bdev_get_queue(bio->bi_bdev);
q->make_request_fn(q, bio);
bio = bio_list_pop(current->bio_list);
} while (bio);
current->bio_list = NULL; /* deactivate */
}

这个函数主要是取出块设备相应的队列中的每个设备，在调用块设备驱动的make_request，如果没有指定make_request就调用内核默认的__make_request，这个函数主要作用就是调用I/O调度算法将bio合并，或插入到队列中合适的位置中去。

2）struct request

------提交工作由submit_bio()去完成，通用层在调用相应的设备IO调度器，这个调度器的调度算法，将这个bio合并到已经存在的request中，或者创建一个新的request，并将创建的插入到请求队列中。最后就剩下块设备驱动层来完成后面的所有工作。（Linux系统中，对块设备的IO请求，都会向块设备驱动发出一个请求，在驱动中用request结构体描述）

内核结构如下：

1 struct request {
2 struct list_head queuelist;
3 struct call_single_data csd;
4 int cpu;
5
6 struct request_queue *q;
7
8 unsigned int cmd_flags;
9 enum rq_cmd_type_bits cmd_type;
10 unsigned long atomic_flags;
11
12 /* 维护 I/O submission 的 BIO 遍历状态
13 * hard_开头的成员仅用于块层内部，驱动不应该改变它们
14 */
15
16 sector_t sector; /* 要提交的下一个 sector */
17 sector_t hard_sector; /* 要完成的下一个 sector */
18 unsigned long nr_sectors; /* 剩余需要提交的 sector 数 */
19 unsigned long hard_nr_sectors; /*剩余需要完成的 sector 数*/
20 /* 在当前 segment 中剩余的需提交的 sector 数 */
21 unsigned int current_nr_sectors;
22
23 /*在当前 segment 中剩余的需完成的 sector 数 */
24 unsigned int hard_cur_sectors;
25
26 struct bio *bio;
27 struct bio *biotail;
28
29 struct hlist_node hash;
30 union {
31 struct rb_node rb_node; /* sort/lookup */
32 void *completion_data;
33 };
34
35 /*
36 * I/O 调度器可获得的两个指针，如果需要更多，请动态分配

37 */
38 void *elevator_private;
39 void *elevator_private2;
40
41 struct gendisk *rq_disk;
42 unsigned long start_time;
43
44 /* scatter-gather DMA 方式下 addr+len 对的数量(执行物理地址合并后)
45 */
46 unsigned short nr_phys_segments;
47
48 unsigned short ioprio;
49
50 void *special;
51 char *buffer;
52
53 int tag;
54 int errors;
55
56 int ref_count;
57
58 unsigned short cmd_len;
59 unsigned char __cmd[BLK_MAX_CDB];
60 unsigned char *cmd;
61
62 unsigned int data_len;
63 unsigned int extra_len;
64 unsigned int sense_len;
65 void *data;
66 void *sense;
67
68 unsigned long deadline;
69 struct list_head timeout_list;
70 unsigned int timeout;
71 int retries;
72
73 /*
74 * 完成回调函数
75 */
76 rq_end_io_fn *end_io;
77 void *end_io_data;
78
79 struct request *next_rq;
80 };

30 return 0;
31 out_queue: unregister_blkdev(XXX_MAJOR, "xxx");
32 out: put_disk(xxx_disks);
33 blk_cleanup_queue(xxx_queue);
34
35 return -ENOMEM;
36 }

（3）请求队列初始化：

（3）-1：请求队列数据结构

（3）-2：request_queue_t *blk_init_queue(request_fn_proc *rfn, spinlock_t *lock)

第一个参数是指向"请求处理函数"的指针，该函数直接和硬盘打交道，用来处理数据在内存和硬盘之间的传输。该函数整体的作用就是为了分配请求队列，并初始化。

（3）-3：typedef void (request_fn_proc)(struct reqest_queue *q)

该函数作为上述函数（request_queue_t *blk_init_queue(request_fn_proc *rfn,spinlock_t *lock)）的参数,主要作用就是处理请求队列中的bio，完成数据在内存和硬盘之间的传递。（注意：该函数参数中的bio都是经过i/o调度器的）

（3）-4:typedef int (make_request_fn)(struct request_queue *q,struct bio *bio)

该函数是的第一个参数是请求队列，第二个参数是bio,该函数的作用是根据bio生成一个request（所以叫制造请求函数）。

注意：在想不使用I/O调度器的时候，就应该在该函数中实现，对每一传入该函数的bio之间进行处理，完成数据在内存和硬盘的之间的传输，这样就可以不使用"request_fn_proc"函数了。（所以可以看出来，如果使用i/o调度器，make_request_fn函数是在request_fn_proc函数之前执行）

<I/O调度器的使用与否>

a：背景

------I/O调度器看起来可以提高访问速度，但是这是并不是最快的，因为I/O调度过程会花费很多时间。最快的方式就是不使用I/O调度器

b:请求队列和I/O调度器

------要脱离I/O调度器，就必须了解请求队列request_queue，因为I/O调度器和请求队列是绑定在一起的。其关系如下：

如山图所示，请求队列request_queue 中的elevator指针式指向I/O调度函数的。

b：通用块层函数调用关系（对bio的处理过程）

b-1:调用框图

b-2:具体分析

（1）当需要读写一个数据的时候，通用块层，会根据用户空间的请求，生成一个bio结构体。

（2）准备好bio后，会调用函数generic_make_request()函数，函数原形如下：

void generic_make_request(struct bio *bio)

（3）该函数会调用底层函数：

static inline void _generic_make_request(struct bio *bio);

（4）到这里会分层两种情况：
第一种，调用请求队列中自己定义的make_request_fn()函数，那问题来了，系统怎么知道这个自己定义函数在哪里呢？由内核函数blk_queue_make_request()函数指定，函数原形：
void blk_queue_make_request(struct request_queue *q,make_request_fn *mfn);

第二种，使用请求队列中系统默认__make_request()函数，函数原形“
static int __make_request(struct request_queue *q,struct bio *bio);

该函数会启动I/O调度器，对bio进行调度处理，bio结构或被合并到请求队列的一个请求结构的request中。最后调用request_fn_proc()将数据写入或读出块块设备。

c:使用I/O调度器和不使用I/O调度器

c-1:不使用i/o调度器(blk_alloc_queue())

bio的流程完全由驱动开发人员控制，要达到这个目的，必须使用函数blk_alloc_queue()来申请请求队列，然后使用函数blk_queue_make_requset()给bio指定具有request_fn_proc()功能的函数Virtual_blkdev_make_request来完成数据在内存和硬盘之间的传输（该函数本来是用来将bio加入request中的）。

static int Virtual_blkdev_make_request(struct requset_queue *q,structb bio *bio)
{
//因为不使用I/O调度算法，直接在该函数中完成数据在内存和硬盘之间的数据传输，该函数
//代替了request_fn_proc()函数的功能
............
}
Virtual_blkdev_queue = blk_alloc_queue(GFP_KERNEL)
if(!Virtual_blkdev_queue)
{
ret=-ENOMEN;
goto err_alloc_queue;
}
blk_queue_make_request(Virtual_blkdev_queue,Virtual_blkdev_make_request);

c-2:使用i/o调度器（blk_init_queue()）

bio先经过__make_request()函数，I/O调度器，和request_fn_proc()完成内存和硬盘之间的数据传输。该过程使用函数blk_init_queue()函数完成队列的初始化，并指定request_fn_proc():

struct request_queue* blk_inti_queue(request_fn_proc *rfn,spinlock_t *lock)

<总结驱动框架>

a:块设备驱动加载过程

（1）使用alloc_disk()函数分配通用磁盘gendisk的结构体。

（2）通过内核函数register_blkdev()函数注册设备，该过程是一个可选过程。

（也可以不用注册设备，驱动一样可以工作，该函数和字符设备的register_chrdev()函数相对应，对于大多数的块设备，第一个工作就是相内核注册自己，但是在Linux2.6以后，register_blkdev()函数的调用变得可选，内核中register_blkdev()函数的功能正在逐渐减少。基本上就只有如下作用：

1）分局major分配一个块设备号

2）在/proc/devices中新增加一行数据，表示块设备的信息）

（3）根据是否需要I/O调度，将情况分为两种情况，一种是使用请求队列进行数据传输，一种是不使用请求队列进行数据传输。

（4）初始化gendisk结构体的数据成员，包括major,fops,queue等赋初值。

（5）使用add_disk()函数激活磁盘设备（当调用该函数后就可以对磁盘进行操作（访问），所以调用该函数之前必须所有的准备工作就绪）

b:块设备驱动卸载过程