嵌入式Linux驱动高级开发及内核原理陈应刚chenygmiiceic.org.cn日程安排l设备驱动简介l建立和运行模块l字符驱动l调试技术l并发和竞争l高级字符驱动操作l时间，延时和延后工作l分配内存l与硬件通讯l中断处理l块设备驱动日程安排l设备驱动简介设备驱动简介l驱动是什么Driverisasoftwarelayerthatliesbetweentheapplicationsandtheactualdevicel驱动程序的角色提供机制,而不是策略l隐藏在UNIX中的哲学mechanism:Whatcapabilitiesareprovided.policy:Howthesecapabilitiescanbeused.Kernel的作用lKernel可划分为下列功能单元进程管理:进程调度,资源分配,进程间通信.内存管理:其实也算是资源分配的一部分文件系统:管理,组织物理媒介上数据的方法设备控制:设备驱动(ldd3所关注的)网络:实质上是进程间通信.但它不局限于一个特定的进程.它关注收/发packets,路由,地址解析.Kernel的结构模块l可加载模块(lodablemodules)module:可实时加载到内核中的代码,它可动态连接到内核(insmod,rmmod)设备驱动就是module的代表,但module还包括文件系统等等.设备和模块的分类l模块分为这些类型，每种类型的模块驱动对应类型的设备charactermodule,blockmodule,networkinterfaceothermodule字符设备和块设备l字符设备:以字节流的形式被访问的设备。e.g:/dev/console:文本控制台./dev/ttyS0:串口l它通过文件系统节点被访问.e.g:/dev/tty1,/dev/lp0l字符设备与一般文件(regularfile)的区别可以在一般文件中前后移动(lseek),但只能顺序访问字符设备.当然,也有特例:framegrabbers.l块设备:能支持文件系统的设备传统的UNIX:只能以block(512B)为单位访问块设备Linux:能以访问字符设备的方式访问块设备,即以字节文单位访问块设备.lLinux中字符设备与块设备的区别内核内部对数据的组织和管理不同,对驱动开发者来说透明接口不同:使用两套不同的interface网络设备l网络接口:能与其他主机通信的设备它可以是硬件设备,也可以是软件设备,比如lo.(参考TCP/IP详解p26)网络接口只管收发数据包,而不管这些数据包被什么协议所使用不同于字符设备和块设备,网络接口没有对应的文件系统节点.虽然可以通过类似eth0这样的文件名来访问网络接口,但文件系统节点中却没有针对网络接口的节点内核与网络接口之间的通信也不同于内核与字符/块设备之间的通信(read,write),它们之间使用特定的传输数据包的函数调用其他设备l也有一些module不能严格地划分类型.USBmodule:它工作在内核的USB子系统之上实际的USB设备可以是字符设备,块设备,也可以是网络接口l在设备驱动之外,别的功能,不论硬件和软件,在内核中都是模块化的例如文件系统日程安排l设备驱动简介l建立和运行模块建立和运行模块l建立开发环境ldd3例子开发环境linux2.6.102.6驱动开发需要预先安装内核源码源码需要从官方下载kernel.org或者其他发行版的官方下载直接解压到/usr/src目录下l版本影响内核官方版本注意kernel.org注意发行版的内部版本最新内核版本linux2.6.20/21工作队列接口变化小版本变动不会对驱动的架构造成太大影响对于不同发行版，不同内核版本要做少量移植和测试内核模块VS应用程序l执行机制不同模块初始化模块退出类似事件编程l使用库不一样无法使用标准库只能调用内核提供的函数用户空间VS内核空间l用户空间VS内核空间应用程序运行在用户空间设备模块运行在内核空间运行模式不一样内存地址映射也不一样l用户空间和内核空间的转换可能发生在进程中的系统调用时或者硬件中断系统调用虽然在内核中执行，但是依然是在进程的上下文中进行的，所以可以访问到进程中的数据。中断处理和进程是异步的了，而且不和任何进程有关系l模块跨越两个空间，有两个触发入口一些函数作为系统调用的一部分执行一些函数负责中断处理内核中的并发l应用程序很多时候是按照顺序来执行的l内核处于并发的执行环境当中内核当中有并发的进程中断需要响应和处理内核中的服务也在运行对称多处理器导致并行模块的加载卸载和查看l加载使用insmodl卸载使用rmmodl查看使用lsmod模块代码lstaticint_initinitialization_function(void)ll/*initializationcodehere*/llmodule_init(initialization_function);模块代码lstaticvoid_exitcleanup_function(void)ll/*Cleanupcodehere*/llmodule_exit(cleanup_function);如何处理加载中的失败lint _init my_init_function(void)ll int err;l /* registration takes a pointer and a name */l err = register_this(ptr1, skull);l if (err)l goto fail_this;l err = register_that(ptr2, skull);l if (err)l goto fail_that;l err = register_those(ptr3, skull);l if (err)l goto fail_those;l return 0; /* success */lfail_those:l unregister_that(ptr2, skull);lfail_that:l unregister_this(ptr1, skull);lfail_this:l return err; /* propagate the error */l如何编写清理函数lvoid _exit my_cleanup_function(void)ll unregister_those(ptr3, skull);l unregister_that(ptr2, skull);l unregister_this(ptr1, skull);l return;l日程安排l设备驱动简介l建立和运行模块l字符驱动主次设备号l字符设备可以通过文件系统来存取字符设备一般位于/dev下有c标志的是字符设备有b标志的是块设备l设备号文档Documentation/devices.txtl主设备号决定驱动的种类l次设备号决定使用哪个设备设备编号的内部表达ldev_t类型(在中定义)用来持有设备编号-主次部分都包括获得一个dev_t的主或者次编号,使用lMAJOR(dev_tdev);lMINOR(dev_tdev);转换为一个dev_t,使用:lMKDEV(intmajor,intminor);分配和释放设备编号分配和释放设备编号l分配指定的主设备号intregister_chrdev_region(dev_tfirst,unsignedintcount,char*name);l动态分配主设备号intalloc_chrdev_region(dev_t*dev,unsignedintfirstminor,unsignedintcount,char*name);l释放voidunregister_chrdev_region(dev_tfirst,unsignedintcount);字符驱动中重要的数据结构lfile_operations lfilelinode字符设备的注册l在Linux2.6下使用“structcdev”记录字符设备的信息。结构定义如下：structcdevstructmodule*owner;structfile_operations*ops;dev_tdev;lvoidcdev_init(structcdev*,structfile_operations*);lstructcdev*cdev_alloc(void);lintcdev_add(structcdev*,dev_t,unsigned)lvoidcdev_del(structcdev*);Open方法l检查设备的特定错误l如果设备是首次打开，则对其进行初始化l如有必要，更新f_op指针l分配且填写filp-private_data里的数据结构Release方法l释放由open分配的,保存在filp-private中的所有内容l在最后一次关闭操作时关闭设备日程安排l设备驱动简介l建立和运行模块l字符驱动l调试技术通过打印调试l通过宏可以定义日志级别参考P79l如果开启Klogd及Syslogd则输出到日志日志文件参考/var/log/messagel在printk当中打印设备编号Print_dev_tFormat_dev_t日程安排l设备驱动简介l建立和运行模块l字符驱动l调试技术l并发和竞争并发和管理并发和管理l并发源很多多个进程运行SMP多个CPU并行设备中断延迟机制（工作队列，定时器，Tasklet)并发和竞争l两个或多个进程读写某些共享数据，而最后的结果取决于进程运行的精确时序，就称为竞争条件竞争条件(Race Conditions)。l竞争情况来自对资源的共享存取的结果.l存取管理的常用技术是加锁或者互斥l其次常用的技术是引用计数临界区l把对共享内存进行访问的程序片段称作临界区临界区(critical region)，或临界段临界段(critical section)。如果我们能够适当地安排使得两个进程不可能同时处于临界区，则就能够避免竞争条件。l临界区四要素任何两个进程不能同时处于临界区临界区外的进程不能阻塞其他进程不能使进程在临界区外无限等待不应对CPU的速度和数目做假设PV操作解决同步互斥lPV原语的含义原语的含义P操作和V操作是不可中断的程序段，称为原语。PV原语及信号量的概念都是由荷兰科学家E.W.Dijkstra提出的。信号量sem是一整数，sem大于等于零时代表可供并发进程使用的资源实体数，但sem小于零时则表示正在等待使用临界区的进程数。P原语操作的动作是：（1）sem减1；（2）若sem减1后仍大于或等于零，则进程继续执行；（3）若sem减1后小于零，则该进程被阻塞后进入与该信号相对应的队列中，然后转进程调度。V原语操作的动作是：（1）sem加1；（2）若相加结果大于零，则进程继续执行；（3）若相加结果小于或等于零，则从该信号的等待队列中唤醒一等待进程，然后再返回原进程继续执行或转进程调度。PV操作对于每一个进程来说，都只能进行一次，而且必须成对使用。在PV原语执行期间不允许有中断的发生。解决互斥l用用PV原语实现进程的互斥原语实现进程的互斥由于用于互斥的信号量sem与所有的并发进程有关，所以称之为公有信号量。公有信号量的值反映了公有资源的数量。只要把临界区置于P(sem)和V(sem)之间，即可实现进程间的互斥。就象火车中的每节车厢只有一个卫生间，该车厢的所有旅客共享这个公有资源：卫生间，所以旅客间必须互斥进入卫生间，只要把卫生间放在P(sem)和V(sem)之间，就可以到达互斥的效果。解决同步l用用PV原语实现进程的同步原语实现进程的同步与进程互斥不同，进程同步时的信号量只与制约进程及被制约进程有关而不是与整组并发进程有关，所以称该信号量为私有信号量。利用PV原语实现进程同步的方法是：首先判断进程间的关系为同步的，且为各并发进程设置私有信号量，然后为私有信号量赋初值，最后利用PV原语和私有信号量规定各进程的执行顺序。Linux信号量实现lvoidsema_init(structsemaphore*sem,intval);lDECLARE_MUTEX(name);lDECLARE_MUTEX_LOCKED(name);lvoidinit_MUTEX(structsemaphore*sem);lvoidinit_MUTEX_LOCKED(structsemaphore*sem);lvoiddown(structsemaphore*sem);lintdown_interruptible(structsemaphore*sem);lintdown_trylock(structsemaphore*sem);lvoidup(structsemaphore*sem);日程安排l设备驱动简介l建立和运行模块l字符驱动l调试技术l并发和竞争l高级字符驱动操作ioctl 接口接口l大部分驱动需要通过设备驱动进行各种硬件控制的能力.l大部分设备可进行超出简单的数据传输之外的操作;例如,设备锁上它的门,弹出它的介质,报告错误信息,改变波特率,或者自我销毁.l这些操作常常通过ioctl方法来支持,它通过相同名字的系统调用来实现.阻塞阻塞 I/Ol数据操作可能会遇到read的调用时可能没有数据时Write的调用时设备没有准备好接受数据l当驱动不能立刻满足要求怎么办程序员希望调用read或write并且使调用返回驱动应当(缺省地)阻塞进程,使它进入睡眠直到请求可继续.进程的休眠l进程被置为睡眠,从调度器的运行队列移除l睡眠的进程被搁置一边,等待以后发生事件l睡眠注意安全编程在原子上下文时不能睡眠休眠醒来,无法确定休眠时间和时序休眠的进程必须有时机被唤醒与休眠相关的数据结构和函数l等待队列l等待-唤醒函数wait_event(queue,condition)wait_event_interruptible(queue,condition)wait_event_timeout(queue,condition,timeout)wait_event_interruptible_timeout(queue,condition,timeout)voidwake_up(wait_queue_head_t*queue);voidwake_up_interruptible(wait_queue_head_t*queue);阻塞操作的推荐用法l阻塞操作标准语法:如果一个进程调用read但是没有数据可用(尚未),这个进程必须阻塞.这个进程在有数据达到时被立刻唤醒,并且那个数据被返回给调用者,即便小于在给方法的count参数中请求的数量.如果一个进程调用write并且在缓冲中没有空间,这个进程必须阻塞,并且它必须在一个与用作read的不同的等待队列中.当一些数据被写入硬件设备,并且在输出缓冲中的空间变空闲,这个进程被唤醒并且写调用成功,尽管数据可能只被部分写入，这时缓冲内没有足够空间给被请求的count字节.非阻塞I/O,poll 和和 selectl可以实现非阻塞读写多个文件l三者的区别和联系select在BSDUnix中引入poll是SystemV的解决方案epoll扩展到几千个文件描述符，提高了性能l内部实现unsignedint(*poll)(structfile*filp,poll_table*wait);日程安排l设备驱动简介l建立和运行模块l字符驱动l调试技术l并发和竞争l高级字符驱动操作l时间，延时和延后工作测量时间流失测量时间流失l内核通过定时器中断来跟踪时间的流动l定时器中断由系统定时硬件以规律地间隔产生l每次发生一个时钟中断,一个内核计数器的值递增.l这个计数器在系统启动时初始化为0,因此它代表从最后一次启动以来的时钟嘀哒的数目l这个计数器是一个64-位变量(即便在32-位的体系上)并且称为jiffies_64获知当前时间获知当前时间lvoiddo_gettimeofday(structtimeval*tv);延后执行延后执行l长延时技术长延时技术忙等待忙等待让出处理器让出处理器超时超时l短延时技术短延时技术void ndelay(unsigned long nsecs);void udelay(unsigned long usecs); void mdelay(unsigned long msecs);内核定时器内核定时器lstructtimer_list/*.*/unsignedlongexpires;lvoid(*function)(unsignedlong);unsignedlongdata;lvoidinit_timer(structtimer_list*timer);lstructtimer_listTIMER_INITIALIZER(_function,_expires,_data);lvoidadd_timer(structtimer_list*timer);lintdel_timer(structtimer_list*timer);Tasklets 机制机制lstructtasklet_struct/*.*/void(*func)(unsignedlong);unsignedlongdata;lvoidtasklet_init(structtasklet_struct*t,void(*func)(unsignedlong),unsignedlongdata);lDECLARE_TASKLET(name,func,data);lDECLARE_TASKLET_DISABLED(name,func,data);Tasklet特性l一个tasklet能够被禁止并且之后被重新使能;它不会执行直到它被使能与被禁止相同的的次数.l如同定时器,一个tasklet可以注册它自己.l一个tasklet能被调度来执行以正常的优先级或者高优先级.后一组一直是首先执行.ltaslet可能立刻运行,如果系统不在重载下,但是从不会晚于下一个时钟嘀哒.l一个tasklet可能和其他tasklet并发,但是对它自己是严格地串行的-同样的tasklet从不同时运行在超过一个处理器上.同样,如已经提到的,一个tasklet常常在调度它的同一个CPU上运行.工作队列工作队列l工作队列表面类似于tasketsltasklet在软件中断上下文中运行的结果是所有的tasklet代码必须是原子的.相反,工作队列函数在一个特殊内核进程上下文运行;结果,它们有更多的灵活性.特别地,工作队列函数能够睡眠.ltasklet常常在它们最初被提交的处理器上运行.工作队列以相同地方式工作l内核代码可以请求工作队列函数被延后一个明确的时间间隔.工作队列工作队列lstructworkqueue_struct*create_workqueue(constchar*name);lstructworkqueue_struct*create_singlethread_workqueue(constchar*name);l日程安排l设备驱动简介l建立和运行模块l字符驱动l调试技术l并发和竞争l高级字符驱动操作l时间，延时和延后工作l分配内存内存分配l内存分配的最常用接口.l#includelvoid*kmalloc(size_tsize,intflags);lvoidkfree(void*obj);内存分配标志l控制内存分配如何进行的标志,从最少限制的到最多的.GFP_USER和GFP_KERNEL优先级允许当前进程被置为睡眠来满足请求.GFP_NOFS和GFP_NOIO禁止文件系统操作和所有的I/O操作,分别地,而GFP_ATOMIC分配根本不能睡眠.l#includelGFP_USERlGFP_KERNELlGFP_NOFSlGFP_NOIOlGFP_ATOMIC内存分配标志l这些标志分配内存时修改内核的行为l_GFP_DMAl_GFP_HIGHMEMl_GFP_COLDl_GFP_NOWARNl_GFP_HIGHl_GFP_REPEATl_GFP_NOFAILl_GFP_NORETRYslab缓存l创建和销毁一个slab缓存.这个缓存可被用来分配几个相同大小的对象.l#includelkmem_cache_t*kmem_cache_create(char*name,size_tsize,size_toffset,unsignedlongflags,constructor(),destructor();lintkmem_cache_destroy(kmem_cache_t*cache);缓存标志l在创建一个缓存时可指定的标志.lSLAB_CTOR_ATOMIClSLAB_CTOR_CONSTRUCTOR缓存中分配释放单个对象l从缓存中分配和释放一个单个对象./proc/slabinfo一个包含对slab缓存使用情况统计的虚拟文件.lvoid*kmem_cache_alloc(kmem_cache_t*cache,intflags);lvoidkmem_cache_free(kmem_cache_t*cache,constvoid*obj);日程安排l设备驱动简介l建立和运行模块l字符驱动l调试技术l并发和竞争l高级字符驱动操作l时间，延时和延后工作l分配内存lI/O读写硬件读写屏障l硬件内存屏障.它们请求CPU(和编译器)来检查所有的跨这个指令的内存读,写l#includelvoidrmb(void);lvoidread_barrier_depends(void);lvoidwmb(void);lvoidmb(void);I/O读写l用来读和写I/O端口的函数.它们还可以被用户空间程序调用,如果它们有正当的权限来存取端口.l#includelunsignedinb(unsignedport);lvoidoutb(unsignedcharbyte,unsignedport);lunsignedinw(unsignedport);lvoidoutw(unsignedshortword,unsignedport);lunsignedinl(unsignedport);lvoidoutl(unsigneddoubleword,unsignedport);延时读写函数l如果在一次I/O操作后需要一个小延时,你可以使用在前一项中介绍的这些函数的6个暂停对应部分;这些暂停函数以_p结尾lunsignedinb_p(unsignedport);字串函数l这些字串函数被优化为传送数据从一个输入端口到一个内存区,或者其他的方式.这些传送通过读或写到同一端口count次来完成.lvoidinsb(unsignedport,void*addr,unsignedlongcount);lvoidoutsb(unsignedport,void*addr,unsignedlongcount);lvoidinsw(unsignedport,void*addr,unsignedlongcount);lvoidoutsw(unsignedport,void*addr,unsignedlongcount);lvoidinsl(unsignedport,void*addr,unsignedlongcount);lvoidoutsl(unsignedport,void*addr,unsignedlongcount);I/O端口资源分配lI/O端口的资源分配器.这个检查函数成功返回0并且在错误时小于0l#includelstructresource*request_region(unsignedlongstart,unsignedlonglen,char*name);lvoidrelease_region(unsignedlongstart,unsignedlonglen);lintcheck_region(unsignedlongstart,unsignedlonglen);I/O地址映射lioremap重映射一个物理地址范围到处理器的虚拟地址空间,使它对内核可用.iounmap释放映射当不再需要它时.l#includelvoid*ioremap(unsignedlongphys_addr,unsignedlongsize);lvoid*ioremap_nocache(unsignedlongphys_addr,unsignedlongsize);lvoidiounmap(void*virt_addr);内存区处理资源分配l为内存区处理资源分配的函数lstructresource*request_mem_region(unsignedlongstart,unsignedlonglen,char*name);lvoidrelease_mem_region(unsignedlongstart,unsignedlonglen);lintcheck_mem_region(unsignedlongstart,unsignedlonglen);I/O内存存取函数l用来使用I/O内存的存取者函数.l#includelunsignedintioread8(void*addr);lunsignedintioread16(void*addr);lunsignedintioread32(void*addr);lvoidiowrite8(u8value,void*addr);lvoidiowrite16(u16value,void*addr);lvoidiowrite32(u32value,void*addr);lI/O内存函数.l旧的,类型不安全的存取I/O内存的函数.lunsignedreadb(address);lunsignedreadw(address);lunsignedreadl(address);lvoidwriteb(unsignedvalue,address);lvoidwritew(unsignedvalue,address);lvoidwritel(unsignedvalue,address);lmemset_io(address,value,count);lmemcpy_fromio(dest,source,nbytes);lmemcpy_toio(dest,source,nbytes);日程安排l设备驱动简介l建立和运行模块l字符驱动l调试技术l并发和竞争l高级字符驱动操作l时间，延时和延后工作l分配内存l与硬件通讯l中断处理注册注销中断处理l调用这个注册和注销一个中断处理.l#includelintrequest_irq(unsignedintirq,irqreturn_t(*handler)(),unsignedlongflags,constchar*dev_name,void*dev_id);lvoidfree_irq(unsignedintirq,void*dev_id);中断申请标志l给request_irq的标志.lSA_INTERRUPT请求安装一个快速处理者(相反是一个慢速的).lSA_SHIRQ安装一个共享的处理者l#includelSA_INTERRUPTlSA_SHIRQlSA_SAMPLE_RANDOM中断的文件系统节点l报告硬件中断和安装的处理者的文件系统节点.l/proc/interruptsl/proc/stat驱动使用探测函数l驱动使用的函数,探测决定哪个中断线被设备在使用.lprobe_irq_on的结果必须传回给probe_irq_off在中断产生之后.probe_irq_off的返回值是被探测的中断号.lunsignedlongprobe_irq_on(void);lintprobe_irq_off(unsignedlong);中断处理返回l从一个中断处理返回的可能值,指示是否一个来自设备的真正的中断出现了.lIRQ_NONElIRQ_HANDLEDlIRQ_RETVAL(intx)使能和禁止中断l可以使能和禁止中断。共享处理不使用这个函数.lvoiddisable_irq(intirq);lvoiddisable_irq_nosync(intirq);lvoidenable_irq(intirq);禁止中断l使用local_irq_save来禁止本地处理器的中断并且记住它们之前的状态lvoidlocal_irq_save(unsignedlongflags);lvoidlocal_irq_restore(unsignedlongflags);使能和禁止中断l在当前处理器无条件禁止和使能中断的函数.lvoidlocal_irq_disable(void);lvoidlocal_irq_enable(void);日程安排l设备驱动简介l建立和运行模块l字符驱动l调试技术l并发和竞争l高级字符驱动操作l时间，延时和延后工作l分配内存l与硬件通讯l中断处理l块设备驱动块设备注册lregister_blkdev注册一个块驱动到内核,并且,可选地,获得一个主编号.一个驱动可被注销,使用unregister_blkdev.l#includelintregister_blkdev(unsignedintmajor,constchar*name);lintunregister_blkdev(unsignedintmajor,constchar*name);块设备相关数据结构l块设备驱动的数据结构.structblock_device_operationsl描述内核中单个块设备的结构.#includestructgendisk;l分配gendisk结构的函数,并且返回它们到系统.structgendisk*alloc_disk(intminors);voidadd_disk(structgendisk*gd);块设备相关函数lvoidset_capacity(structgendisk*gd,sector_tsectors);l存储设备能力(以512-字节)在gendisk结构中.lvoidadd_disk(structgendisk*gd);l添加一个磁盘到内核.一旦调用这个函数,你的磁盘的方法可被内核调用.lintcheck_disk_change(structblock_device*bdev);l一个内核函数,检查在给定磁盘驱动器中的介质改变,并且采取要求的清理动作当检测到这样一个改变.请求队列相关函数l#includelrequest_queue_tblk_init_queue(request_fn_proc*request,spinlock_t*lock);lvoidblk_cleanup_queue(request_queue_t*);l处理块请求队列的创建和删除的函数.lstructrequest*elv_next_request(request_queue_t*queue);lvoidend_request(structrequest*req,intsuccess);lelv_next_request从一个请求队列中获得下一个请求;lend_request可用在每个简单驱动器中来标识一个(或部分)请求完成.lvoidblkdev_dequeue_request(structrequest*req);lvoidelv_requeue_request(request_queue_t*queue,structrequest*req);l从队列中除去一个请求,并且放回它的函数如果需要.lvoidblk_stop_queue(request_queue_t*queue);lvoidblk_start_queue(request_queue_t*queue);l如果你需要阻止对你的请求函数的进一步调用,调用blk_stop_queue来完成.调用blk_start_queue来使你的请求方法被再次调用.请求队列参数控制函数l设置各种队列参数的函数,来控制请求如何被创建给一个特殊设备lvoidblk_queue_bounce_limit(request_queue_t*queue,u64dma_addr);lvoidblk_queue_max_sectors(request_queue_t*queue,unsignedshortmax);lvoidblk_queue_max_phys_segments(request_queue_t*queue,unsignedshortmax);lvoidblk_queue_max_hw_segments(request_queue_t*queue,unsignedshortmax);lvoidblk_queue_max_segment_size(request_queue_t*queue,unsignedintmax);lblk_queue_segment_boundary(request_queue_t*queue,unsignedlongmask);lvoidblk_queue_dma_alignment(request_queue_t*queue,intmask);lvoidblk_queue_hardsect_size(request_queue_t*queue,unsignedshortmax);l块I/O请求l#includelstructbio;l低级函数,表示一个块I/O请求的一部分.lbio_sectors(structbio*bio);lbio_data_dir(structbio*bio);l2个宏定义,表示一个由bio结构描述的传送的大小和方向.lbio_for_each_segment(bvec,bio,segno);l一个伪控制结构,用来循环组成一个bio结构的各个段.lchar*_bio_kmap_atomic(structbio*bio,inti,enumkm_typetype);lvoid_bio_kunmap_atomic(char*buffer,enumkm_typetype);l_bio_kmap_atomic可用来创建一个内核虚拟地址给一个在bio结构中的给定的段.映射必须使用_bio_kunmap_atomic来恢复.块I/O请求lintend_that_request_first(structrequest*req,intsuccess,intcount);lvoidend_that_request_last(structrequest*req);l使用end_that_request_firest来指示一个块I/O请求的一部分完成.当那个函数返回0,请求完成并且应当被传递给end_that_request_last.lrq_for_each_bio(bio,request)l另一个用宏定义来实现的控制结构;它步入构成一个请求的每个bio.lintblk_rq_map_sg(request_queue_t*queue,structrequest*req,structscatterlist*list);l为一次DMA传送填充给定的散布表,用需要来映射给定请求中的缓冲的信息ltypedefint(make_request_fn)(request_queue_t*q,structbio*bio);lmake_request函数的原型.lvoidbio_endio(structbio*bio,unsignedintbytes,interror);l指示一个给定bio的完成.这个函数应当只用在你的驱动直接获取bio,通过make_request函数从块层.lrequest_queue_t*blk_alloc_queue(intflags);lvoidblk_queue_make_request(request_queue_t*queue,make_request_fn*func);l使用blk_alloc_queue来分配由定制的make_request函数使用的请求队列,.那个函数应当使用blk_queue_make_request来设置.文件系统原理l文件系统操作系统通过文件系统管理设备、组织数据用户通过I/O函数操作文件文件分为逻辑结构和物理结构文件系统内置安全特性嵌入式文件系统的层次结构l根文件系统l分区文件系统l底层硬件常见文件系统lJFFS2lCRAMFSlFAT16/32lEXT3文件系统l超级块l目录和文件lInode结构l文件系统数据结构文件系统分析lEXT3文件系统分析lFAT16/32文件系统分析谢谢大家l问题l建议l反馈l后续l资源