引言

像IIC、LED、KEY等都屬于字符設備，這些設備的驅動是所有驅動類型中最為簡單的。塊設備是另外一種不同于字符設備的類型，這兩類設備在linux的驅動結構中有很大差異。總體來說，塊設備驅動比字符設備驅動復雜的多，在IO操作上也表現出很大的不同。緩沖、IO的調度、請求隊列等都是和塊設備驅動相關的概念。

本章從驅動小白（指本人）的切身實際出發，先不去了解那些深奧的XXX，只從一個最簡單的例子開始，對塊設備驅動的結構有一個大體的了解。路漫漫其修遠兮，驅動是一個大坑，夠你用10年來填。慢慢學吧。

1. 塊設備結構

塊設備就是指磁盤、CD-ROM等硬件存儲介質，塊設備驅動連接了塊設備和用戶空間，實現用戶空間對磁盤的大塊數據訪問。整個子系統如下圖所示，包含虛擬文件系統，塊IO調度層，塊設備驅動以及具體的塊設備。塊設備不同于字符設備，它是以塊為單位接收輸入和返回輸出，而字符設備是以字節為單位。塊設備支持隨機訪問，而且其讀寫速度都快于字符設備，因此驅動的表現也至關重要。這也是為什么塊設備驅動的結構和字符設備的驅動結構被分開來寫。塊是最小的讀寫單位，不同的文件系統有不同大小的塊尺寸，但是它必須是2的指數，同時不能超過頁大小。通常使用的大小有512字節，1K字節，4K字節等。

虛擬文件系統（VFS）：隱藏了各種硬件的具體細節，為用戶操作不同的硬件提供了一個統一的接口。其基于不同的文件系統格式，比如EXT，FAT等。用戶程序對設備的操作都通過VFS來完成，在VFS上面就是諸如open、close、write和read的函數API。

映射層（mapping layer）：這一層主要用于確定文件系統的block size，然后計算所請求的數據包含多少個block。同時調用具體文件系統函數來訪問文件的inode，確定所請求的數據在磁盤上面的邏輯地址。

IO調度器：這部分是linux塊系統中非常關鍵的部分，其涉及到如何接收用戶請求并能最高效去訪問硬件磁盤中的數據。

Block driver：完成和塊設備的具體交互。

2. 驅動程序詳解

通過編寫一個vmem_disk驅動來了解block驅動的結構，vmem_disk是一種模擬磁盤，其數據實際上存儲在RAM中。它通過vmalloc()分配出來的內存空間來模擬出一個磁盤，以塊設備方式來訪問這片內存。現在來看其主要結構。

2.1 block_device_operations

Block_device_operations類似于字符設備驅動中的file_operations結構，它是對塊設備各種操作的集合，定義代碼如下：

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） 打開和釋放

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

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

這個和字符設備驅動類似，當設備被打開和關閉時將調用它們。

2） IO控制

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

這個和字符設備驅動中的ioctrl類似，也是用于系統調用。塊設備包含大量的標準請求，這些標準請求由linux通用塊設備層處理，因此大部分ioctrl函數相當短。

3） 介質改變

int (*check_media_change) (kdev_t);

int (*revalidate) (kdev_t);

像磁盤、CD-ROM等塊設備是可插拔的，因此需要有個函數來檢測設備是否存在。當介質發生改變，使用revalidate_disk來響應，給驅動一個機會進行必要的工作來使介質準備好。

4） 獲得驅動信息

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

該函數根據驅動器的幾何信息填充一個hd_geometry結構體，hd_geometry包含磁頭、扇區、柱面等信息。

所以我們要填充這個結構體信息，并定義其對應函數。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,
};

我們只定義了open、release、ioctrl、getgeo函數。為了簡化這個驅動，我們把open、release、ioctrl函數的具體內容也都省略了，只是給出一個定義，沒有任何有效內容。但是hd_geometry的信息需要填充，所以getgeo函數定義如下：

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;
}

定義了使用的塊設備的柱面、磁頭和扇區個數。

2.2 gendisk結構體

在linux內核中，用gendisk結構體來表示一個獨立的磁盤設備。就像字符設備驅動中使用cdev結構體一樣，它也包含主次設備號，需要分配內存，釋放結構體和初始化操作。

1） 分配gendisk

分配函數為：

struct gendisk *alloc_disk(int minors);

2） 增加gendisk

這個是用于注冊磁盤設備，函數為：

void add_disk(struct gendisk *gd);

3） 釋放gendisk

當不再需要使用磁盤時候，需要釋放這個結構體，也即釋放其分配的內存。

void del_gendisk(struct gendisk *gd);

以上這些函數在快設備初始化和關閉驅動中調用。

2.3 請求處理

每個塊設備驅動的核心是它的請求函數，實際的工作，至少如設備的啟動，都是在這個函數里完成的。塊設備驅動程序的request函數有以下原型：

void request(request_queue_t *queue);

當內核需要驅動程序處理讀取、寫入以及其它對設備的操作時，就會調用該函數。在其返回前，request函數不必完成所有隊列中的請求。事實上，對大多數真實設備而言，它可能沒有完成任何請求。

每個設備都有一個請求隊列，這是因為對磁盤數據實際傳入和傳出發生的時間，與內核請求的時間相差很大，因此內核需要有一定靈活性，以安排在適當時刻（比如把影響相鄰磁盤扇區的請求分成一組）進行傳輸。

我們用一個簡單的request函數：

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從請求隊列中獲取一個請求，當沒有請求需要時，返回NULL。然后while中的程序開始處理這個請求。當請求隊列創建的時候，request函數綁定了它，并且提供了一個自旋鎖。當調用request函數時，該鎖由內核控制。因此request函數是一個原子上下文中運行的。因此在獲得request時，需要通過spin_unlock_irq函數來解鎖。

然后通過blk_rq_pos和blk_rq_bytes來獲得請求中的位置和大小。rq_for_each_segment是一個宏定義，其遍歷一個請求中的所有bio。這里插入一下對bio的介紹：

從本質上講，一個request結構是作為一個bio結構的鏈表實現的。Bio結構是在底層對部分塊設備IO請求的描述。Bio結構體定義如下：

struct bio { 
    sector_t bi_sector;//該bio結構所要傳輸的第一個（512字節）扇區：磁盤的位置 
    struct bio *bi_next;    //請求鏈表 
    struct block_device *bi_bdev;//相關的塊設備 
    unsigned long bi_flags//狀態和命令標志 
    unsigned long bi_rw; //讀寫 
    unsigned short bi_vcnt;//bio_vesc偏移的個數 
    unsigned short bi_idx;    //bi_io_vec的當前索引 
    unsigned short bi_phys_segments;//結合后的片段數目 
    unsigned short bi_hw_segments;//重映射后的片段數目 
    unsigned int bi_size;    //I/O計數 
    unsigned int bi_hw_front_size;//第一個可合并的段大小; 
    unsigned int bi_hw_back_size;//最后一個可合并的段大小 
    unsigned int bi_max_vecs;    //bio_vecs數目上限 
    struct bio_vec *bi_io_vec;    //bio_vec鏈表：內存的位置 
    bio_end_io_t *bi_end_io;//I/O完成方法 
    atomic_t bi_cnt; //使用計數 
    void *bi_private; //擁有者的私有方法 
    bio_destructor_t *bi_destructor;    //銷毀方法 
}; 

與bio對應的數據每次存放的內存不一定是連續的，bio_vec結構體用于描述與這個bio對應的所有內存，它并不總是在一個頁面里，因此需要一個向量。IO調度算法將連續的bio合并成一個request，然后可以改善讀寫磁盤的性能。

遍歷bio的時候，就可以定義一個transfer函數來完成bio的數據轉移了。Rq_data_dir獲得從request中得到數據傳輸方向，返回值0表示從設備讀數據，非0表示寫數據。Transfer中就可以通過簡單的memcpy來完成數據拷貝：

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;
}

如果一個請求不是文件系統請求，就將請求傳遞給end_request。當處理非文件系統請求時，傳遞0表示不能成功完成該請求。

2.4 設備初始化

在塊設備初始化階段，與字符設備類似。基本過程如下：

1） 注冊塊設備

vmem_major=register_blkdev(0, "VMEM");

第一個參數0表示由內核自動分配主設備號，如果成功注冊就返回這個主設備號，如果注冊失敗就返回負值。

2） 定義設備結構體

這個設備結構體是自己定義的，一般包含gendisk、設備號、請求隊列等。

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

3） vmem_dev結構體分配和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就是一個虛擬的磁盤。

4） 初始化請求隊列

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

5） 分配磁盤

disk=alloc_disk(1);

6） 填充vmem_dev結構體中的信息。

         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）注冊磁盤

         set_capacity(disk, BLK_SIZE/SECTOR_SIZE);

         add_disk(disk);

3．實驗

我們注冊驅動，并看到在dev下面有VMEM設備，這個就是我們的虛擬磁盤設備文件。

然后將其格式化為ext2文件系統：

接下來我們就可以將其掛載并創建文件了。

總結

最后總結一下linux中block驅動的編寫過程：

1） 填充request函數，這個函數在請求隊列初始化中將喝隊列綁定；

2） 定義vdev結構體，其中包含gendisk、request_queue等結構；

3） 定義設備初始化函數，并完成對disk的分配，注冊，請求隊列初始化工作；

4） 填充block_device_operations結構體；

5） 定義設備退出函數，主要是釋放結構體；

編輯：hfy