Linux Block层详解：内核架构与驱动深入探索

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"Linux那些事儿之我是Block层" 是一个深入讲解Linux内核Block I/O层的系列文章，专注于Linux内核版本2.6.22.1的Block IO层设计和功能。该系列文章由作者在CSDN博客上发布，旨在帮助读者理解Linux内核中负责数据块操作的核心模块。文章分为多个部分，包括： 1. **Block子系统的初始化**：这部分介绍了Block层如何在内核启动过程中被初始化，以及它在整个系统架构中的位置变化，从早期的drivers/和fs/目录结构，到2.6.15之后的block目录独立存在。 2. **注册一个块设备驱动**：详细解释了驱动程序如何与Block层交互，如何通过注册过程将自己的设备类型和操作函数集成到内核中，这是理解设备驱动编程的关键部分。 3. **内存管理**：探讨了驱动程序如何申请内存，以及内存映射技术在Block层中的运用，强调了内存管理对性能和效率的影响。 4. **SCSI命令详解**：这一系列章节深入剖析了SCSI（Small Computer System Interface）命令的历史演变，它是块设备通信的重要协议，展示了Block层如何处理高级I/O请求。 5. **内存映射的传说**：这部分探讨了内存映射技术在Block层中的实现方式，以及其在提高数据访问速度和系统性能方面的关键作用。 6. **目录结构的变化**：文章还涵盖了内核目录结构的调整，反映了Linux内核随着时间的发展和优化其模块化设计。通过阅读这些章节，读者可以了解到Linux内核中Block层的底层工作原理、驱动程序开发的关键步骤，以及如何与高级I/O控制协议如SCSI协同工作。此外，文章还提供了历史背景和实践案例，有助于增进对Linux内核整体结构的理解。对于系统管理员、开发者和对Linux内核感兴趣的读者来说，这是一份宝贵的参考资料。

Linux 那些事儿之我是 Block 层

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49 for (i = 0; i < n; i++, p++) {

50 p->owner = module;

51 p->get = probe;

52 p->lock = lock;

53 p->dev = dev;

54 p->range = range;

55 p->data = data;

56 }

57 mutex_lock(domain->lock);

58 for (i = 0, p -= n; i < n; i++, p++, index++) {

59 struct probe **s = &domain->probes[index % 255];

60 while (*s && (*s)->range < range)

61 s = &(*s)->next;

62 p->next = *s;

63 *s = p;

64 }

65 mutex_unlock(domain->lock);

66 return 0;

67 }

结合我们的 sd_probe 函数来看,我们在 sd_probe()中说了,first_minor 无非就是 0,16,32,48 这样

一系列的数,而 minors 总是 16,换言之按照这里我们的上下文 range 就是 16,这种情况下 n 只

能是 1.

Domain 就是 bdev_map,于是我们即便不看代码也能猜到,这个函数的主要目的就是为

bdev_map 的 probes 这个指针数组赋值,假设我们的 major 是 8,那么这里就是为 probes[8]赋值.

对比形参实参可以看到,我们为 get 指针赋的是 exact_match().这个函数同样来自于

block/genhd.c:

160 static struct kobject *exact_match(dev_t dev, int *part, void *data)

161 {

162 struct gendisk *p = data;

163 return &p->kobj;

164 }

即,比如说我们的 index 或者说 major number 是 8 的话,那么这之后,bdev_map->probes[8]所对

应的 get 指针就指向了 exact_match.

同时,data 指针赋上了 disk,即 struct gendisk 指针 disk.

老实说,现在我们完全看不出这么做的意义,或者说 blk_register_region 这个函数究竟有什么

价值现在完全体现不出来.但是其实这是 Linux 中实现的一种管理设备号的机制,这里利用了

传说中的哈希表来管理设备号,哈希表的优点大家知道,便于查找,而我们的目的是为了通过

给定的一个设备号就能迅速得到它所对应的 kobject 指针,对于块设备来说,得到 kobject 是为

了得到其对应的 gendisk.

那么什么时候会需要这样做呢?Ok,比如你执行 fdisk –l /dev/sda,从而 open 系统调用或者说函

数 sys_open 会被执行,如果你一路跟踪,你会发现到后来会有一个叫做 get_gendisk()的函数被

调用.这个函数实际上也是我们这边定义的,来自 block/genhd.c:

203 /**

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204 * get_gendisk - get partitioning information for a given device

205 * @dev: device to get partitioning information for

206 *

207 * This function gets the structure containing partitioning

208 * information for the given device @dev.

209 */

210 struct gendisk *get_gendisk(dev_t dev, int *part)

211 {

212 struct kobject *kobj = kobj_lookup(bdev_map, dev, part);

213 return kobj ? to_disk(kobj) : NULL;

214 }

于是我们来看 kobj_lookup().来自 drivers/base/map.c:

96 struct kobject *kobj_lookup(struct kobj_map *domain, dev_t dev, int *index)

97 {

98 struct kobject *kobj;

99 struct probe *p;

100 unsigned long best = ~0UL;

101

102 retry:

103 mutex_lock(domain->lock);

104 for (p = domain->probes[MAJOR(dev) % 255]; p; p = p->next) {

105 struct kobject *(*probe)(dev_t, int *, void *);

106 struct module *owner;

107 void *data;

108

109 if (p->dev > dev || p->dev + p->range - 1 < dev)

110 continue;

111 if (p->range - 1 >= best)

112 break;

113 if (!try_module_get(p->owner))

114 continue;

115 owner = p->owner;

116 data = p->data;

117 probe = p->get;

118 best = p->range - 1;

119 *index = dev - p->dev;

120 if (p->lock && p->lock(dev, data) < 0) {

121 module_put(owner);

122 continue;

123 }

124 mutex_unlock(domain->lock);

125 kobj = probe(dev, index, data);

126 /* Currently ->owner protects _only_ ->probe() itself. */

127 module_put(owner);

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128 if (kobj)

129 return kobj;

130 goto retry;

131 }

132 mutex_unlock(domain->lock);

133 return NULL;

134 }

现在我们隐隐约约的感觉到,kobj_map_init()和 kobj_map()以及 kobj_lookup()是一个系列的,

它们都是为 Linux 设备号管理服务的,就好比舒淇,李丽珍,钟丽缇是一个系列的,她们都是为

三级片市场服务的.首先,kobj_map_init 提供的是一次性服务,它的使命是建立了 bdev_map 这

个 struct kobj_map.然后 kobj_map 是每次在 blk_register_region 中被调用的,然而,在这个五彩

缤纷的世界中,调用 blk_register_region()的地方可真不少,随便一搜索就是一大把,而我们这个

在 add_disk 中调用只是其中之一,其它的比如 RAID 驱动那边,软驱驱动那边,都会有调用这个

blk_register_region 的需求,而 kobj_lookup()发生在什么情况下呢?它提供的其实是售后服务.

当块设备驱动完成了初始化工作,当它在内核中站稳了脚跟,会有一个设备文件和它相对应,

这个文件会出现在/dev目录下.在不久的将来,当open系统调用试图打开块设备文件的时候就

会调用它, 更准确地说,sys_open 经由 filp_open 然后是 dentry_open(), 最终会找到

blkdev_open,blkdev_open 会调用 do_open,do_open()会调用 get_gendisk(),要想明白这个理儿,

得先看一下

dev_t 这个结构.dev_t 实际上就是 u32,也即就是 32 个 bits.前面咱们看到的

MKDEV,MAJOR,都来自 include/linux/kdev_t.h:

4 #define MINORBITS 20

5 #define MINORMASK ((1U << MINORBITS) - 1)

7 #define MAJOR(dev) ((unsigned int) ((dev) >> MINORBITS))

8 #define MINOR(dev) ((unsigned int) ((dev) & MINORMASK))

9 #define MKDEV(ma,mi) (((ma) << MINORBITS) | (mi))

通过这几个宏,我们不难看出 dev_t 的意义了,32 个 bits,其中高 12 位被用来记录设备的主设备

号,低 20 位用来记录设备的次设备号.而 MKDEV 就是建立一个设备号.ma 代表主设备号,mi

代表次设备号,ma 左移 20 位再和 mi 相或,反过来,MAJOR 就是从 dev 中取主设备号,MINOR

就是从 dev 中取次设备号.不多说了,杭州西湖畔拉皮条的都知道怎么回事了.

当一个设备闯入 Linux 的内心时,首先它会有一个居住证号,这就是 dev_t,很显然,每个人的居

住证号不一样,它是唯一的.(为什么不说是身份证号?因为居住证意味着当设备离开 Linux 系

统的时候就可以销毁,所以它更能体现设备的流动性.)建立一个设备文件的时候,其设备号是

确定的,而我们每次建立一个文件都会建立一个结构体变量,它就是 struct inode,而 struct inode

拥有成员 dev_t i_dev,所以日后我们从 struct inode

就可以得到其设备号 dev_t,而这里

kobj_map 这一系列函数使得我们可以从 dev_t 找到对应的 kobject,然后进一步作为磁盘驱动,

我们不可避免的需要访问磁盘对应的 gendisk 结构体指针,而 get_gendisk()就是在这时候应运

而生并粉墨登场的.咱们看到 get_gendisk()的两个参数,dev_t dev 和 int *part,前者就是设备号,

而后者传递的是一个指针,这表示什么呢?这表示,

1. 如果这个设备号对应的是一个分区,那么 part 变量就用来保存分区的编号.

2. 如果这个设备号对应的是整个设备而不是某个分区,那么 part 就只要设置成 0 就 ok 了.

那么得到 gendisk 的目的又是什么呢?我们注意到 struct gendisk 有一个成员,struct

block_device_operations *fops,而这个指针才是用来真正执行操作的,每一个块设备驱动都准

备了这么一个结构体,比如咱们在 sd 中定义的那个:

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497 if (disk->minors == 1)

498 goto exit;

499

500 /* No such device (e.g., media were just removed) */

501 if (!get_capacity(disk))

502 goto exit;

503

504 bdev = bdget_disk(disk, 0);

505 if (!bdev)

506 goto exit;

507

508 /* scan partition table, but suppress uevents */

509 bdev->bd_invalidated = 1;

510 disk->part_uevent_suppress = 1;

511 err = blkdev_get(bdev, FMODE_READ, 0);

512 disk->part_uevent_suppress = 0;

513 if (err < 0)

514 goto exit;

515 blkdev_put(bdev);

516

517 exit:

518 /* announce disk after possible partitions are already created */

519 kobject_uevent(&disk->kobj, KOBJ_ADD);

520

521 /* announce possible partitions */

522 for (i = 1; i < disk->minors; i++) {

523 p = disk->part[i-1];

524 if (!p || !p->nr_sects)

525 continue;

526 kobject_uevent(&p->kobj, KOBJ_ADD);

527 }

528 }

如果你不懂 Linux 2.6 的统一设备模型,那你要看懂这段代码估计够呛.但好在我们在<<我是

Sysfs>>中对 kobject 方面的东西做了介绍.所以这里我们不会深入到 kobject 相关的函数内部

中去,也不会深入到 sysfs 提供的函数内部,点到为止.

首先 487 行这个 kobject_add 的作用是很直观的,在 Sysfs 中为这块磁盘建一个子目录.就比如

下面这些目录中的那个 sdf,就是为我的 U 盘而建立的,我要是把这个调用 kobject_add 函数这

行注释掉,保证你就看不到这个 sdf 目录.

[root@lfg2 ~]# ls /sys/block/

md0 ram1 ram11 ram13 ram15 ram3 ram5 ram7 ram9 sdb sdd sdf ram0

ram10 ram12 ram14 ram2 ram4 ram6 ram8 sda sdc sde sdg

这时候网友”塞翁失身”提出两个问题:

第一,为什么 kobject_add 这么一调用,生成的这个子目录的名字就叫做”sdf”,而不叫做别的?君

还记得在 sd_probe 中我们做过一件事情么,当时我们可是精心计算过 disk_name 的,而

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