1.字符设备与块设备IO操做的区别
1)块设备只能以块为单位接收输入返回输出,而字符设备则以byte为单位.大多数设备是字符设备,他们不需要缓冲并且不以固定块大小进行操作.
2)块设备对于IO请求有对应的缓冲区,所以他们可以选择以什么顺序进行响应.字符设备无须缓冲且被直接读写.
3)字符设备只能被顺序读写,块设备可以随机访问.
2.block_device_operations结构体
block_device_operations描述了对块设备的操作的集合
struct block_device_operations {
int (*open) (struct inode *, struct file *);/*打开*/
int (*release) (struct inode *, struct file *);/*释放*/
int (*ioctl) (struct inode *, struct file *, unsigned, unsigned long);
long (*unlocked_ioctl) (struct file *, unsigned, unsigned long);
long (*compat_ioctl) (struct file *, unsigned, unsigned long);
int (*direct_access) (struct block_device *, sector_t, unsigned long *);
int (*media_changed) (struct gendisk *);/*介质被改变?*/
int (*revalidate_disk) (struct gendisk *);/*使介质改变*/
int (*getgeo)(struct block_device *, struct hd_geometry *);/*填充驱动器信息*/
struct module *owner;/*模块拥有者,一般初始化为THIS_MODULE*/
};
关于block_device_operations的操作:
//open and release
int (* open)(struct inode*, struct file*);
int (* release)(struct inode*, struct file*);
//io contrl
//系统调用实现,块设备包含大量的标准请求,由设备层处理,所以此函数一般相当短
int (* ioctl)(struct inode*,struct file*,unsigned int,unsigned long);
//media changed
//如果改变返回非0值,否则返回0
int (*media_changed)(struct gendisk*);
//revalidate media
//用于响应一个介质的改变,给驱动一个机会做准备工作
int (* revalidate_disk)(struct gendisk*);
//get driver informaiton
//根据驱动器的几何信息填充hd_geometry,包含磁头,柱面,扇区等信息.
int (* getgeo)(struct block_device*, struct hd_geometry*);
3.gendisk结构体
使用gendisk结果提来描述一个独立的磁盘设备或分区.
//gendisk structure
struct gendisk{
/*前三个元素共同表征了一个磁盘的主,次设备号,同一个磁盘的各个分区共享一个主设备号*/
int major;/*主设备号*/
int first_minor;/*第一个次设备号*/
int minors;/*最大的次设备数,如果不能分区,则为1*/
char disk_name[32];
struct hd_struct** part;/*磁盘上的分区信息*/
struct block_device_operations* fops;/*块设备操作,block_device_operations*/
struct request_queue* queue;/*请求队列,用于管理该设备IO请求队列的指针*/
void* private_data;/*私有数据*/
sector_t capacity;/*扇区数,512字节为1个扇区,描述设备容量*/
//......
};
关于gendisk的操作:
/*分配一个gendisk结构体,此结构体是由内核动态分配的*/
struct gendisk* alloc_disk(int minors);
/*增加gendisk,来注册该设备,此动作应该在设备驱动初始化完毕,并能响应磁盘请求之后*/
void add_disk(struct gendisk* gd);
/*释放一个不再需要的磁盘*/
void del_gendisk(struct gendisk* gd);
/*gendisk引用计数*/
/**
***gendisk引用计数器:gendisk包含一个kobject成员.通过get_disk()&put_disk()函数来操作引用
***计数,此操作不需要驱动亲自完成.通常调用del_gendisk()会去掉gendisk的最终引用计数,但不是必
***须的,因此在del_gendisk()后gendisk结构体可能继续存在.
**/
/*设置gendisk容量*/
void set_capacity(struct gendisk* disk, sector_t size);
块设备中,最小的可寻址单元就扇区,常见扇区大小是512字节.扇区的大小是设备的物理属性,是所有块设备的基本单元,块设备无法对比扇区小的单元进行寻址和操作.不过许多块设备能够一次传输多个扇区.不管物理设备的真实扇区是多少,内核与块设备交互的扇区均以512字节为单位.所以set_capcity()函数以512字节为单位.
4.request和bio结构体
1)请求request
request和request_queue结构体:Linux块设备驱动中,使用request结构体来表征等待进行的IO请求;并用request_queue来表征一个块IO请求队列.两个结构体的定义如下:
request结构体
struct request{
struct list_head queuelist;
unsigned long flags;
sector_t sector;/*要传输的下一个扇区*/
unsigned long nr_sectors;/*要传送的扇区数目*/
unsigned int current_nr_sector;/*当前要传送的扇区*/
sector_t hard_sector;/*要完成的下一个扇区*/
unsigned long hard_nr_sectors;/*要被完成的扇区数目*/
unsigned int hard_cur_sectors;/*当前要被完成的扇区数目*/
struct bio* bio;/*请求的bio结构体的链表*/
struct bio* biotail;/*请求的bio结构体的链表尾*/
/*请求在屋里内存中占据的不连续的段的数目*/
unsigned short nr_phys_segments;
unsigned short nr_hw_segments;
int tag;
char* buffer;/*传送的缓冲区,内核的虚拟地址*/
int ref_count;/*引用计数*/
...
};
说明:
request结构体的主要成员包括:
sector_t hard_sector;/*要完成的下一个扇区*/
unsigned long hard_nr_sectors;/*要被完成的扇区数目*/
unsigned int hard_cur_sectors;/*当前要被完成的扇区数目*/
/*
* 上述三个成员依次是第一个尚未传输的扇区,尚待完成的扇区数,当前IO操作中待完成的扇区数
* 但驱动中一般不会用到他们.而是下面的一组成员.
*/
sector_t sector;/*要传输的下一个扇区*/
unsigned long nr_sectors;/*要传送的扇区数目*/
unsigned int current_nr_sector;/*当前要传送的扇区*/
/*
* 这三个成员,以字节为单位.如果硬件的扇区大小不是512字节.如字节,则在开始对硬件进行操作之
* 前,应先用4来除起始扇区号.前三个成员,与后三个成员的关系可以理解为"副本".
*/
关于unsigned short nr_phys_segments:该成员表示相邻的页被合并后,这个请求在物理内存中的段的数目.如果该设备支持SG(分散/聚合,scatter/gather),可根据该字段申请sizeof(scatterlist*) nr_phys_segments的内存,并使用下面的函数进行DMA映射:
int blk_rq_map_sg(request_queue_t* q, struct request* rq, struct scatterlist *sg);
该函数与dma_map_sg()类似,返回scatterlist列表入口的数量.
关于struct list_head queuelist:该成员用于链接这个请求到请求队列的链表结构,函数blkdev_ dequeue_request()可用于从队列中移除请求.宏rq_data_dir(struct request* req)可获得数据传送方向.返回0表示从设备读取,否则表示写向设备.
2)request_queue请求队列
struct request_queue{
...
/*自旋锁,保护队列结构体*/
spinlock_t __queue_lock;
spinlock_t* queue_lock;
struct kobject kobj;/*队列kobject*/
/*队列设置*/
unsigned long nr_requests;/*最大的请求数量*/
unsigned int nr_congestion_on;
unsigned int nr_congestion_off;
unsigned int nr_batching;
unsigned short max_sectors;/*最大扇区数*/
unsigned short max_hw_sectors;
unsigned short max_phys_sectors;/*最大的段数*/
unsigned short max_hw_segments;
unsigned short hardsect_size;/*硬件扇区尺寸*/
unsigned int max_segment_size;/*最大的段尺寸*/
unsigned long seg_boundary_mask;/*段边界掩码*/
unsigned int dma_alignment;/*DMA传送内存对齐限制*/
struct blk_queue_tag* queue_tags;
atomic_t refcnt;/*引用计数*/
unsigned int in_flight;
unsigned int sg_timeout;
unsigned int sg_reserved_size;
int node;
struct list_head drain_list;
struct request* flush_rq;
unsigned char ordered;
};
说明:请求队列跟踪等候的块IO请求,它存储用于描述这个设备能够支持的请求的类型信息,他们的最大大小,多少不同的段可以进入一个请求,硬件扇区大小,对齐要求等参数.其结果是:如果请求队列被配置正确了,它不会交给该设备一个不能处理的请求.
请求队列还要实现一个插入接口,这个接口允许使用多个IO调度器,IO调度器以最优性能的方式向驱动提交IO请求.大部分IO调度器是积累批量的IO请求,并将其排列为递增/递减的块索引顺序后,提交给驱动.另外,IO调度器还负责合并邻近的请求,当一个新的IO请求被提交给调度器后,它会在队列里搜寻包含邻近的扇区的请求.如果找到一个,并且请求合理,调度器会将这两个请求合并.
Linux2.6的四个IO调度器,他们分别是No-op/Anticipatory/Deadline/CFQ IO scheduler.
关于request_queu结构体的操作:
//初始化请求队列
kernel elevator = deadline;/*给kernel添加启动参数*/
request_queue_t* blk_init_queue(request_fn_proc* rfn, spinlock_t* lock);
/*
* 两个参数分别是请求处理函数指针和控制队列访问权限的自旋锁.
* 此函数会发生内存分配的行为,需要检查其返回值.一般在加载函数中调用.
*/
//清除请求队列
void blk_cleanup_queue(request_queue_t* q);
/*
* 此函数完成将请求队列返回给系统的任务,一般在卸载函数中调用.
* 此函数即bld_put_queue()的宏定义#define blk_put_queue(q) blk_cleanup_queue((q))
*/
//分配"请求队列"
request_queue_t* blk_alloc_queue(int gfp_mask);
void blk_queue_make_request(request_queue_t* q, make_request_fn* mfn);
/*
* 前一个函数用于分配一个请求队列,后一个函数是将请求队列和"制造函数"进行绑定
* 但函数blk_alloc_queue实际上并不包含任何请求.
*/
//提取请求
struct request* elv_next_request(request_queue_t* q);
//去除请求
void blkdev_dequeue_request(struct request* req);
void elv_requeue_request(request_queue_t* queue, struct request* req);
//启停请求
void blk_stop_queue(request_queue_t* queue);
void blk_start_queue(request_queue_t* queue);
//参数设置
void blk_queue_max_sectors(request_queue_t* q, unsigned short max);
/*请求可包含的最大扇区数.默认255*/
void blk_queue_max_phys_segments(request_queue_t* q, unsigned short max);
void blk_queue_max_hw_segments(request_queue_t* q, unsigned short max);
/*这两个函数设置一个请求可包含的最大物理段数(系统内存中不相邻的区),缺省是128*/
void blk_queue_max_segment_size(request_queue_t* q, unsigned int max);
/*告知内核请求短的最大字节数,默认2^16 = 65536*/
//通告内核
void blk_queue_bounce_limit(request_queue_t* queue, u64 dma_addr);
/*
* 此函数告知内核设备执行DMA时,可使用的最高物理地址dma_addr,常用的宏如下:
* BLK_BOUNCE_HIGH:对高端内存页使用反弹缓冲(缺省)
* BLK_BOUNCE_ISA:驱动只可以在MB的ISA区执行DMA
* BLK_BOUNCE_ANY:驱动可在任何地方执行DMA
*/
blk_queue_segment_boundary(request_queue_t* queue, unsigned long mask);
/*这个函数在设备无法处理跨越一个特殊大小内存边界的请求时,告知内核这个边界.*/
void blk_queue_dma_alignment(request_queue_t* q, int mask);
/*告知内核设备加于DMA传送的内存对齐限制*/
viod blk_queue_hardsect_size(request_queue_t* q, unsigned short max);
/*此函数告知内核块设备硬件扇区大小*/
3)块I/O
通常一个bio对应一个IO请求.IO调度算法可将连续的bio合并成一个请求.所以一个请求包含多个bio.
struct bio{
sector_t bi_sector;/*要传送的第一个扇区*/
struct bio* bi_next;/*下一个bio*/
struct block_device* bi_bdev;
unsigned long bi_flags;
/*如果是一个写请求,最低有效位被置位,可使用bio_data_dir(bio)宏来获取读写方向*/
unsigned long bi_rw;/*地位表示R/W方向,高位表示优先级*/
unsigned short bi_vcnt;/*bio_vec数量*/
unsigned short bi_idx; /*当前bvl_vec索引*/
unsigned short bi_phys_segments;/*不相邻的物理段的数目*/
unsigned short bi_hw_segments;/*物理合并和DMA remap合并后不相邻的物理扇区*/
unsigned int bi_size;
/*被传送的数据大小(byte),用bio_sector(bio)获取扇区为单位的大小*/
/*为了明了最大的hw尺寸,考虑bio中第一个和最后一个虚拟的可合并的段的尺寸*/
unsigned int bi_hw_front_size;
unsigned int bi_hw_back_size;
unsigned int bi_max_vecs;/*能持有的最大bvl_vecs数*/
struct bio_vec* bio_io_vec;/*实际的vec列表*/
bio_end_io_t* bio_end_io;
atomic_t bi_cnt;
void* bi_private;
bio_destructor_t* bi_destructor;
};
//结构体包含三个成员
struct bio_vec{
struct page* bv_page;//页指针
unsigned int bv_len;//传送的字节数
unsigned int bv_offset;//偏移位置
};
/*一般不直接访问bio的bio_vec成员,而使用bio_for_each_segment()宏进行操作.
*该宏循环遍历整个bio中的每个段.
*/
#define __bio_for_each_segment(bvl, bio, i, start_idx)\
for(
bvl = bio_iovec_idx((bio),(start_idx)),i = (start_idx);\
i <(bio)->bi_vcnt;\
bvl++, i++\
)
#define bio_for_each_segment(bvl, bio, i)\
__bio_for_each_segment(bvl, bio, i, (bio)->bi_idx)
在内核中,提供了一组函数(宏)用于操作bio:
int bio_data_dir(struct bio* bio);
该函数用于获得数据传送方向.
struct page* bio_page(struct bio* bio);
该函数用于获得目前的页指针.
int bio_offset(struct bio* bio);
该函数返回操作对应的当前页的页内偏移,通常块IO操作本身就是页对齐的.
int bio_cur_sectors(struct bio* bio);
该函数返回当前bio_vec要传输的扇区数.
char* bio_data(struct bio* bio);
该函数返回数据缓冲区的内核虚拟地址.
char* bvec_kmap_irq(struct bio_vec* bvec, unsigned long* offset);
该函数也返回一个内核虚拟地址此地址可用于存取被给定的bio_vec入口指向的数据缓冲区.同时会屏蔽中断并返回一个原子kmap,因此,在此函数调用之前,驱动不应该是睡眠状态.
void bvec_kunmap_irq(char* buffer, unsigned long flags);
该函数撤销函数bvec_kmap_irq()创建的内存映射.
char* bio_kmap_irq(struct bio* bio, unsigned long* flags);
该函数是对bvec_kmap_irq函数的封装,它返回给定的比偶的当前bio_vec入口的映射.
char* __bio_kmap_atomic(struct bio* bio, int i, enum km_type type);
该函数是通过kmap_atomic()获得返回给定bio的第i个缓冲区的虚拟地址.
void __bio_kunmap_atomic(char* addr, enum km_type type);
该函数返还由函数__bio_kmap_atomic()获得的内核虚拟地址给系统.
void bio_get(struct bio* bio);
void bio_put(struct bio* bio);
上面两个函数分别完成对bio的引用和引用释放.
下图可以体现出bio/request/request_queue/bio_vec四个结构体之间的关系.
5.块设备驱动注册于注销
块设备驱动的第一个任务就是将他们自己注册到内核中,其函数原型如下:
int register_blkdev(unsigned int major, const char* name);
major参数是块设备要使用的主设备号,name为设备名,它会在/proc/devices中被现实.如果major为0,内核会自动分配一个新的主设备号,并由该函数返回.如果返回值为负值,则说明设备号分派失败.
与register_blkdev对应的注销函数是unregister_blkdev(),原型如下:
int unreister_blkdev(unsigned int major, const char* name);
这里unreister_blkdev与register_blkdev的参数必须匹配,否则这个函数会返回-EINVAL.
在Linux2.6中,对register_blkdev的调用是可选的.register_blkdev这个调用在Linux2.6中只完成了两件事情:①如果需要,分派一个主设备号;②在/proc/devices中创建一个入口.
(2)---块驱动中相关相关模块模板
1.块设备驱动的模块加载与卸载1)块设备驱动的模块加载完成的工作如下:
? 分配,初始化请求队列,绑定请求队列和请求函数
? 分配,初始化gendisk,给gendisk的major,fops,queue等成员赋值,最后添加gendisk.
? 注册块设备驱动.
代码1:使用blk_alloc_queue函数完成块设备驱动的模块加载模板
static int __init xxx_init(void){
//分配gendisk
xxx_disks = alloc_disk(1);
if(!xxx_disks){
goto out;
}
//块设备驱动注册
if(register_blkdev(xxx_MAJOR, "xxx"){
err = -EIO;
goto out;
}
//"请求队列"分配
xxx_queue = blk_alloc_queue(GFP_KERNEL);
if(!xxx_queue){
goto out_queue;
}
blk_queue_make_request(xxx_queue, &xxx_make_request);//绑定"制造请求"函数
blk_queue_hardsect_size(xxx_queue,xxx_blocksize);//告知内核硬件扇区尺寸
//gendisk初始化
xxx_disks->major = xxx_MAJOR;
xxx_disks->first_minor = 0;
xxx_disks->fops = &xxx_fop;
xxx_disks->queue = xxx_queue;
sprintf(xxx_disks->disk_name, "xxx%d", i);
set_capacity(xxx_disks, xxx_size);//设置gendisk容量为xxx_size个扇区大小
add_disk(xxx_disks);
return 0;
out_queue:unregister_blkdev(xxx_MAJOR, "xxx");
out:put_disk(xxx_disks);
blk_cleanup_queue(xxx_queue);
return -ENOMEM;
}
代码2:使用blk_init_queue函数完成块设备驱动的模块加载模板
static int __init xxx_init(void){
//块设备驱动注册
if(register_blkdev(xxx_MAJOR, "xxx"){
err = -EIO;
goto out;
}
//请求队列初始化
xxx_queue = blk_init_queue(xxx_request, xxx_lock);
if(!xxx_queue){
goto out_queue;
}
blk_queue_hardsect_size(xxx_queue, xxx_blocksize);//告知内核硬件扇区大小
//gendisk初始化
xxx_disks->major = xxx_MAJOR;
xxx_disks->first_minor = 0;
xxx_disks->fops = &xxx_fop;
xxx_disks->queue = xxx_queue;
sprintf(xxx_disks->disk_name, "xxx%d", i);
set_capacity(xxx_disks, xxx_size*2);//设置gendisk容量为xxx_size个扇区大小
add_disk(xxx_disks);
return 0;
out_queue:unregister_blkdev(xxx_MAJOR, "xxx");
out:put_disk(xxx_disks);
blk_cleanup_queue(xxx_queue);
return -ENOMEM;
}
2)块设备驱动的模块卸载完成的工作如下:
? 清除请求队列.
? 删除gendisk和gendisk的引用
? 删除对块设备的引用,注销块设备驱动.
代码3:块设备驱动模块卸载函数模板
static void __exit xxx_exit(void){
if(bdev){
invalidate_bdev(xxx_bdev, 1);
blkdev_put(xxx_bdev);
}
del_gendisk(xxx_disks);//删除gendisk
put_disk(xxx_disks);
blk_cleanup_queue(xxx_queue[i]);//清除请求队列
unregister_blkdev(xxx_MAJOR, "xxx");
}
2.块设备驱动的打开与释放
块设备驱动的open()和release()函数不是必须的,一个简单的块设备驱动可以不提供open()和release()函数.
块设备驱动的open()函数和字符设备驱动的open()和类似,都以相关inode和file结构体指针作为参数,当一个结点引用一个块设备时,inode->i_bdev->bd_disk包含一个指向关联gendisk的结构体的指针.因此类似字符设备,可将gendisk的private_data赋给file的private_data,private_data同样最好是指向描述该设备的设备结构体xxx_dev的指针.如下面的代码:
static int xxx_open(struct inode* inode, struct file* file){
struct xxx_dev* dev = inode->i_bdev->db_disk->private_data;
file->private_data = dev;
...
return 0;
}
3.块设备驱动的ioctl
块设备可以包含一个ioctl()函数,以提供对该设备的IO控制,实际上搞成的块设备层代码处理了绝大多数ioctl(),因此具体的块设备驱动中,通常不在需要实现很多ioctl()命令.下面的代码中只实现一个命令HDIO_GETGEO,用于获得磁盘的几何信息(geometry,指CHS,即Cylinder, Head, Sector/Track).
static int xxx_ioctl(struct inode* inode, struct file* file,\
unsigned int cmd, unsigned long arg){
long size;
struct hd_geometry geo;
struct xxx_dev* dev = file->private_data;
switch(cmd){
case HDIO_GETGEO:
size = dev->size * (hardsect_size / KERNEL_SECTOR_SIZE);
geo.cylinders = (size & ~0x3f) >> 6;
geo.heads = 4;
geo.sectors = 16;
if(copy_to_user((void __user*)arg, &geo, sizeof(geo)){
return -EFAULT;
}
return 0;
}
return -ENOTTY;//未知命令
}
4.块设备驱动的I/O请求
? 使用请求队列
块设备驱动请求函数的原型为:
void request(request_queue_t* q);
这个函数不能由驱动自己调用,只有当内核认为是时候让驱动处理对设备的读写等操作时,它才会调用这个函数.请求函数可以在没有完成请求队列中的所有请求的情况下返回,甚至它一个请求不完成都可以返回.但对大部分设备而言,一般会在请求函数中处理完所有请求后才返回.
static void xxx_request(request_queue_t* q){
struct request* req;
//elv_next_request()用于获取队列中第一个未完成的请求
//end_request()会将请求从请求队列中剥离
while((req = elv_next_request(q)) != NULL){
struct xxx_dev* dev = req->rq_disk->private_data;
if(!blk_fs_request(req)){//如果不是文件系统请求,直接清除,调用end_request().
printk(KERN_NOTICE "Skip non-fs request\n");
end_request(req, 0);//通知请求处理失败.第二个参数0代表请求失败.
continue;
}
xxx_transfer(dev, req->sector, req->current_nr_sectors, req->buffer,\
rq_data_dir(req));//处理这个请求.
end_request(req, 1);//通知成功完成这个请求.1,表示请求成功.
}
}
static void xxx_transfer(struct xxx_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((offset + nbytes) > dev->size){
printk(KERN_NOTICE "Beyond-end write (%ld %ld)\n", offset, nbytes);
return ;
}
if(write)
write_dev(offset, buffer, nbytes);//向设备写nbytes个字节的数据.
else
read_dev(offset, buffer, nbytes);//从设备读取nbytes个字节的数据.
}
下面是end_that_request_first()的源码和分析
//end_request()源码清单
void end_request(struct request* req, int uptodate){
//当设备完成一个IO请求的部分或全部扇区传输后,必须告知块设备层.end_that_request_first
//原型为:int end_that_request_first(struct request* req, int success, int count);
//此函数高数块设备层,已经完成count各扇区的传送.返回表示所有扇区传送完毕.
if(!end_that_request_first(req, uptodate, req->hard_cur_sectors)){
//add_disk_randomness()作用是使用块IO请求的定时来给系统的随机数池贡献熵,它不影响
//块设备,但仅当磁盘的操作时间是真正随机的时候,才调用它.
add_disk_randomness(req->rq_disk);
blkdev_dequeue_request(req);//清除此请求.
end_that_request_last(req);//通知等待此请求的对象,此请求已经完成
}
}
下面是一个更复杂的请求函数,分别遍历了request,bio,以及bio中的segment
//请求函数遍历请求,bio和段
static void xxx_full_request(request_queue_t* q){
struct request* req;
int sectors_xferred;
struct xxx_dev* dev = q->queuedata;
//XXX 遍历每个请求
while((req = elv_next_request(q)) != NULL){
if(!blk_fs_request(req)){
printk(KERN_NOTICE "Skip non-fs request\n");
end_request(req, 0);
continue;
}
sectors_xferred = xxx_xfer_reqeust(dev, req);
if(!end_that_request_first(req, 1, sectors_xferred)){
blkdev_dequeue_reqeust(req);
end_that_request_last(req);
}
}
}
//XXX 请求处理
static int xxx_xfer_request(struct xxx_dev* dev, struct reqeust* req){
struct bio* bio;
int nsect = 0;
//遍历请求中的每个bio
rq_for_each_bio(bio, req){
xxx_xfer_bio(dev, bio);
nsect += bio->bi_size / KERNEL_SECTOR_SIZE;
}
return nsect;
}
//XXX bio处理
static int xxx_xfer_bio(struct xxx_dev* dev, struct bio* bio){
int i;
struct bio_vec* bvec;
sector_t sector = bio->bi_sector;
//遍历每一个segment
bio_for_each_segment(bvec, bio, i){
char* buffer = __bio_kmap_atomic(bio, i, KM_USER0);
xxx_transfer(dev, sector, bio_cur_sectors(bio), buffer,\
bio_data_dir(bio) == WRITE);
sector += bio_cur_sectors(bio);
__bio_kunmap_atomic(bio, KMUSER0);
}
return 0;
}
? 不使用请求队
对于机械的磁盘设备而言,请求队列有助于提高系统性能.但对于如SD卡,RAM盘等可随机访问的块设备,请求队列无法获益.对于这些设备,块层支持"无队列"的操作模式,驱动为此必须提供一个"制造请求"函数(注意:这不是请求函数哦),"制造请求"函数的原型为:
typedef int (make_request_fn) (request_queue_t* q, struct bio* bio);
此函数的第一个参数,是一个"请求队列",但实际并不包含任何请求.所以主要参数是bio,它表示一个或多个要传送的缓冲区.此函数或直接进行传输,或将请求重定向给其他设备.在处理完成之后,应使用bio_endio()通知处理结束.bio_endio()原型如下:
void bio_endio(struct bio* bio, unsigned int byetes, int error);
bytes是已经传送的字节数(注意:bytes≤bio->bi_size),这个函数同时更新了bio的当前缓冲区指针.当设备进一步处理bio后,驱动应再次调用bio_endio(),如不能完成请求,将错误码赋给error参数,并在函数中得以处理.此函数无论处理IO成功与否都返回0,如果返回非零值,则bio将再次被提交:
static int xxx_make_request(request_queue_t* q, struct bio* bio){
struct xxx_dev* dev = q->queuedata;
int status = xxx_xfer_bio(dev, bio);//处理bio
bio_endio(bio, bio->bi_size, status);//报告结束
return 0;
}
说明:这里要指出,如果是无队列的IO请求处理,其加载模块应使用<<代码1:使用blk_alloc_queue函数完成块设备驱动的模块加载模板>>,否则应使用<<代码2:使用blk_init_queue函数完成块设备驱动的模块加载模板>>.