写一个块设备驱动之1

china_long

[color="#05006c"][精华] [原创] 写一个块设备驱动
       
         http://www.chinaunix.net 作者:
OstrichFly
  发表于：2009-01-12 17:24:37
       
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第1章
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|                 写一个块设备驱动                  |
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| 作者：赵磊                                        |
| 网名：OstrichFly、飞翔的鸵鸟                      |
| email: zhaoleidd@hotmail.com                      |
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同样是读书，读小说可以行云流水，读完后心情舒畅，意犹未尽；读电脑书却举步艰难，读完后目光呆滞，也是意犹未尽，只不过未尽的是痛苦的回忆。
研究证明，痛苦的记忆比快乐的更难忘记，因此电脑书中的内容比小说记得持久。
而这套教程的目的是要打破这种状况，以至于读者在忘记小说内容忘记本文。
在这套教程中，我们通过写一个建立在内存中的块设备驱动，来学习linux内核和相关设备驱动知识。
选择写块设备驱动的原因是：
1：容易上手
2：可以牵连出更多的内核知识
3：像本文这样的块设备驱动教程不多，所以需要一个
好吧，扯淡到此结束，我们开始写了。
本章的目的用尽可能最简单的方法写出一个能用的块设备驱动。
所谓的能用，是指我们可以对这个驱动生成的块设备进行mkfs，mount和读写文件。
为了尽可能简单，这个驱动的规模不是1000行，也不是500行，而是100行以内。
这里插一句，我们不打算在这里介绍如何写模块，理由是介绍的文章已经满天飞舞了。
如果你能看得懂、并且成功地编译、运行了这段代码，我们认为你已经达到了本教程的入学资格，
当然，如果你不幸的卡在这段代码中，那么请等到搞定它以后再往下看：
mod.c:
#include
static int __init init_base(void)
{
        printk("----Hello. World----\n");
        return 0;
}
static void __exit exit_base(void)
{
        printk("----Bye----\n");
}
module_init(init_base);
module_exit(exit_base);
MODULE_LICENSE ("GPL");
MODULE_AUTHOR("Zhao Lei");
MODULE_DESCRIPTION("For test");
Makefile:
obj-m := mod.o
KDIR := /lib/modules/$(shell uname -r)/build
PWD := $(shell pwd)
default:
        $(MAKE) -C $(KDIR) SUBDIRS=$(PWD) modules
clean:
        $(MAKE) -C $(KDIR) SUBDIRS=$(PWD) clean
        rm -rf Module.markers modules.order Module.symvers
好了，这里我们假定你已经搞定上面的最简单的模块了，懂得什么是看模块，以及简单模块的编写、编译、加载和卸载。
还有就是，什么是块设备，什么是块设备驱动，这个也请自行google吧，因为我们已经迫不及待要写完程序下课。
为了建立一个可用的块设备，我们需要做......1件事情：
1：用add_disk()函数向系统中添加这个块设备
   添加一个全局的
   static struct gendisk *simp_blkdev_disk;
   然后申明模块的入口和出口：
   module_init(simp_blkdev_init);
   module_exit(simp_blkdev_exit);
   然后在入口处添加这个设备、出口处私房这个设备：
   static int __init simp_blkdev_init(void)
   {
           add_disk(simp_blkdev_disk);
        return 0;
   }
   static void __exit simp_blkdev_exit(void)
   {
           del_gendisk(simp_blkdev_disk);
   }
当然，在添加设备之前我们需要申请这个设备的资源，这用到了alloc_disk()函数，因此模块入口函数simp_blkdev_init(void)应该是：
   static int __init simp_blkdev_init(void)
   {
        simp_blkdev_disk = alloc_disk(1);
        if (!simp_blkdev_disk) {
                ret = -ENOMEM;
                goto err_alloc_disk;
        }
           add_disk(simp_blkdev_disk);
        return 0;
   err_alloc_disk:
        return ret;
   }
还有别忘了在卸载模块的代码中也加一个行清理函数：
  put_disk(simp_blkdev_disk);
还有就是，设备有关的属性也是需要设置的，因此在alloc_disk()和add_disk()之间我们需要：
        strcpy(simp_blkdev_disk->disk_name, SIMP_BLKDEV_DISKNAME);
        simp_blkdev_disk->major = ?1;
        simp_blkdev_disk->first_minor = 0;
        simp_blkdev_disk->fops = ?2;
        simp_blkdev_disk->queue = ?3;
        set_capacity(simp_blkdev_disk, ?4);
SIMP_BLKDEV_DISKNAME其实是这个块设备的名称，为了绅士一些，我们把它定义成宏了：
#define SIMP_BLKDEV_DISKNAME        "simp_blkdev"
这里又引出了4个问号。(天哪，是不是有种受骗的感觉，像是陪老婆去做头发)
第1个问号：
  每个设备需要对应的主、从驱动号。
  我们的设备当然也需要，但很明显我不是脑科医生，因此跟写linux的那帮疯子不熟，得不到预先为我保留的设备号。
  还有一种方法是使用动态分配的设备号，但在这一章中我们希望尽可能做得简单，因此也不采用这种方法。
  那么我们采用的是：抢别人的设备号。
  我们手头没有AK47，因此不敢干的太轰轰烈烈，而偷偷摸摸的事情倒是可以考虑的。
  柿子要捡软的捏，而我们试图找出一个不怎么用得上的设备，然后抢他的ID。
  打开linux/include/linux/major.h，把所有的设备一个个看下来，我们觉得最胜任被抢设备号的家伙非COMPAQ_SMART2_XXX莫属。
  第一因为它不强势，基本不会被用到，因此也不会造成冲突；第二因为它有钱，从COMPAQ_SMART2_MAJOR到
COMPAQ_SMART2_MAJOR7有那8个之多的设备号可以被抢，不过瘾的话还有它妹妹：
COMPAQ_CISS_MAJOR~COMPAQ_CISS_MAJOR7。
  为了让抢劫显得绅士一些，我们在外面又定义一个宏：
  #define SIMP_BLKDEV_DEVICEMAJOR        COMPAQ_SMART2_MAJOR
  然后在?1的位置填上SIMP_BLKDEV_DEVICEMAJOR。
第2个问号：
  gendisk结构需要设置fops指针，虽然我们用不到，但该设还是要设的。
  好吧，就设个空得给它：
  在全局部分添加：
  struct block_device_operations simp_blkdev_fops = {
          .owner                = THIS_MODULE,
  };
  然后把?2的位置填上&simp_blkdev_fops。
第3个问号：
  这个比较麻烦一些。
  首先介绍请求队列的概念。对大多数块设备来说，系统会把对块设备的访问需求用bio和bio_vec表示，然后提交给通用块层。
  通用块层为了减少块设备在寻道时损失的时间，使用I/O调度器对这些访问需求进行排序，以尽可能提高块设备效率。
  关于I/O调度器在本章中不打算进行深入的讲解，但我们必须知道的是：
  1：I/O调度器把排序后的访问需求通过request_queue结构传递给块设备驱动程序处理
  2：我们的驱动程序需要设置一个request_queue结构
  申请request_queue结构的函数是blk_init_queue()，而调用blk_init_queue()函数时需要传入一个函数的地址，这个函数担负着处理对块设备数据的请求。
  因此我们需要做的就是：
  1：实现一个static void simp_blkdev_do_request(struct request_queue *q)函数。
  2：加入一个全局变量，指向块设备需要的请求队列：
     static struct request_queue *simp_blkdev_queue;
  3：在加载模块时用simp_blkdev_do_request()函数的地址作参数调用blk_init_queue()初始化一个请求队列：
     simp_blkdev_queue = blk_init_queue(simp_blkdev_do_request, NULL);
     if (!simp_blkdev_queue) {
             ret = -ENOMEM;
             goto err_init_queue;
     }
  4：卸载模块时把simp_blkdev_queue还回去：
     blk_cleanup_queue(simp_blkdev_queue);
  5：在?3的位置填上simp_blkdev_queue。
第4个问号：
  这个还好，比前面的简单多了，这里需要设置块设备的大小。
  块设备的大小使用扇区作为单位设置，而扇区的大小默认是512字节。
  当然，在把字节为单位的大小转换为以扇区为单位时，我们需要除以512，或者右移9位可能更快一些。
  同样，我们试图把这一步也做得绅士一些，因此使用宏定义了块设备的大小，目前我们定为16M：
  #define SIMP_BLKDEV_BYTES        (16*1024*1024)
  然后在?4的位置填上SIMP_BLKDEV_BYTES>>9。
看到这里，是不是有种身陷茫茫大海的无助感？并且一波未平，一波又起，在搞定这4个问号的同时，居然又引入了simp_blkdev_do_request函数！
当然，如果在身陷茫茫波涛中时你认为到处都是海，因此绝望，那么恭喜你可以不必挨到65岁再退休；
反之，如果你认为到处都是没有三聚氰胺鲜鱼，并且随便哪个方向都是岸时，那么也恭喜你，你可以活着回来继续享受身为纳税人的荣誉。
为了理清思路，我们把目前为止涉及到的代码整理出来：
#define SIMP_BLKDEV_DEVICEMAJOR        COMPAQ_SMART2_MAJOR
#define SIMP_BLKDEV_DISKNAME        "simp_blkdev"
#define SIMP_BLKDEV_BYTES        (16*1024*1024)
static struct request_queue *simp_blkdev_queue;
static struct gendisk *simp_blkdev_disk;
static void simp_blkdev_do_request(struct request_queue *q);
struct block_device_operations simp_blkdev_fops = {
        .owner                = THIS_MODULE,
};
static int __init simp_blkdev_init(void)
{
        int ret;
        simp_blkdev_queue = blk_init_queue(simp_blkdev_do_request, NULL);
        if (!simp_blkdev_queue) {
                ret = -ENOMEM;
                goto err_init_queue;
        }
        simp_blkdev_disk = alloc_disk(1);
        if (!simp_blkdev_disk) {
                ret = -ENOMEM;
                goto err_alloc_disk;
        }
        strcpy(simp_blkdev_disk->disk_name, SIMP_BLKDEV_DISKNAME);
        simp_blkdev_disk->major = SIMP_BLKDEV_DEVICEMAJOR;
        simp_blkdev_disk->first_minor = 0;
        simp_blkdev_disk->fops = &simp_blkdev_fops;
        simp_blkdev_disk->queue = simp_blkdev_queue;
        set_capacity(simp_blkdev_disk, SIMP_BLKDEV_BYTES>>9);
        add_disk(simp_blkdev_disk);
        return 0;
err_alloc_disk:
        blk_cleanup_queue(simp_blkdev_queue);
err_init_queue:
        return ret;
}
static void __exit simp_blkdev_exit(void)
{
        del_gendisk(simp_blkdev_disk);
        put_disk(simp_blkdev_disk);
        blk_cleanup_queue(simp_blkdev_queue);
}
module_init(simp_blkdev_init);
module_exit(simp_blkdev_exit);
剩下部分的不多了，真的不多了。请相信我，因为我不在质监局上班。
我写的文章诚实可靠，并且不拿你纳税的钱。
我们还有一个最重要的函数需要实现，就是负责处理块设备请求的simp_blkdev_do_request()。
首先我们看看究竟把块设备的数据以什么方式放在内存中。
毕竟这是在第1章，因此我们将使用最simple的方式实现，也就是，数组。
我们在全局代码中定义：
unsigned char simp_blkdev_data[SIMP_BLKDEV_BYTES];
对驱动程序来说，这个数组看起来大了一些，如果不幸被懂行的人看到，将100%遭到最无情、最严重的鄙视。
而我们却从极少数公仆那里学到了最有效的应对之策，那就是：无视他，然后把他定为成“不明真相的群众”。
然后我们着手实现simp_blkdev_do_request。
这里介绍elv_next_request()函数，原型是：
struct request *elv_next_request(struct request_queue *q);
用来从一个请求队列中拿出一条请求(其实严格来说，拿出的可能是请求中的一段)。
随后的处理请求本质上是根据rq_data_dir(req)返回的该请求的方向(读/写)，把块设备中的数据装入req->buffer、或是把req->buffer中的数据写入块设备。
刚才已经提及了与request结构相关的rq_data_dir()宏和.buffer成员，其他几个相关的结构成员和函数是：
request.sector：请求的开始磁道
request.current_nr_sectors：请求磁道数
end_request()：结束一个请求，第2个参数表示请求处理结果，成功时设定为1，失败时设置为0或者错误号。
因此我们的simp_blkdev_do_request()函数为：
static void simp_blkdev_do_request(struct request_queue *q)
{
        struct request *req;
        while ((req = elv_next_request(q)) != NULL) {
                if ((req->sector + req->current_nr_sectors)  SIMP_BLKDEV_BYTES) {
                        printk(KERN_ERR SIMP_BLKDEV_DISKNAME
                                ": bad request: block=%llu, count=%u\n",
                                (unsigned long long)req->sector,
                                req->current_nr_sectors);
                        end_request(req, 0);
                        continue;
                }
                switch (rq_data_dir(req)) {
                case READ:
                        memcpy(req->buffer,
                                simp_blkdev_data + (req->sector current_nr_sectors sector buffer, req->current_nr_sectors

OstrichFly
回复于：2008-11-14 17:47:22
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|                 写一个块设备驱动                  |
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| 作者：赵磊                                        |
| email: zhaoleidd@hotmail.com                      |
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上一章不但实现了一个最简单的块设备驱动程序，而且可能也成功地吓退了不少准备继续看下去的读者。
因为第一章看起来好像太难了。
不过读者也不要过于埋怨作者，因为大多数情况下第一次都不是什么好的体验......
对于坚持到这里的读者，这一章中，我们准备了一些简单的内容来犒劳大家。
关于块设备与I/O调度器的关系，我们在上一章中已经有所提及。
I/O调度器可以通过合并请求、重排块设备操作顺序等方式提高块设备访问的顺序。
就好像吃街边的大排档，如果点一个冷门的品种，可能会等更长的时间，
而如果点的恰好与旁边桌子上刚点的相同，那么会很快上来，因为厨师八成索性一起炒了。
然而I/O调度器和块设备的情况却有一些微妙的区别，大概可以类比成人家点了个西红柿鸡蛋汤你接着就点了个西红柿炒蛋。
聪明的厨师一定会先做你的菜，因为随后可以直接往锅里加水煮汤，可怜比你先来的人喝的却是你的刷锅水。
两个菜一锅煮表现在块设备上可以类比成先后访问块设备的同一个位置，这倒是与I/O调度器无关，有空学习linux缓存策略时可以想想这种情况。
一个女孩子换了好多件衣服问我漂不漂亮，而我的评价只要一眼就能拿出来。
对方总觉得衣服要牌子好、面料好、搭配合理、要符合个人的气质、要有文化，而我的标准却简单的多：越薄越好。
所谓臭气相投，我写的块设备驱动程序对I/O调度器的要求大概也是如此。
究其原因倒不是因为块设备驱动程序好色，而是这个所谓块设备中的数据都是在内存中的。
这也意味着我们的“块设备”读写迅速、并且不存在磁盘之类设备通常面临的寻道时间。
因此对这个“块设备”而言，一个复杂的I/O调度器不但发挥不了丝毫作用，反而其本身将白白耗掉不少内存和CPU。
同样的情况还出现在固态硬盘、U盘、记忆棒之类驱动中。将来固态硬盘流行之时，大概就是I/O调度器消亡之日了。
这里我们试图给我们的块设备驱动选择一个最简单的I/O调度器。
目前linux中包含anticipatory、cfq、deadline和noop这4个I/O调度器。
2.6.18之前的linux默认使用anticipatory，而之后的默认使用cfq。
关于这4个调度器的原理和特性我们不打算在这里介绍，原因是相关的介绍满网都是。
但我们还是不能避免在这里提及一下noop调度器，因为我们马上要用到它。
noop顾名思义，是一个基本上不干事的调度器。它基本不对请求进行什么附加的处理，仅仅假惺惺地告诉通用块设备层：我处理完了。
但与吃空饷的公仆不同，noop的存在还是有不少进步意义的。至少我们现在就需要一个不要没事添乱的I/O调度器。
选择一个指定的I/O调度器需要这个函数：
int elevator_init(struct request_queue *q, char *name);
q是请求队列的指针，name是需要设定的I/O调度器的名称。
如果name为NULL，那么内核会首先尝试选择启动参数"elevator="中指定的调度器，
不成功的话就去选择编译内核时指定的默认调度器，
如果运气太背还是不成功，就去选择"noop"调度器。
不要问我怎么知道的，一切皆在RTFSC(Read the F**ing Source Code --Linus Torvalds)。
对于我们的代码，就是在simp_blkdev_queue = blk_init_queue(simp_blkdev_do_request, NULL)后面加上：
elevator_init(simp_blkdev_queue, "noop");
但问题是在blk_init_queue()函数中系统已经帮我们申请一个了，因此这里我们需要费点周折，把老的那个送回去。
所以我们的代码应该是：
simp_blkdev_init()函数开头处：
elevator_t *old_e;
blk_init_queue()函数之后：
old_e = simp_blkdev_queue->elevator;
if (IS_ERR_VALUE(elevator_init(simp_blkdev_queue, "noop")))
        printk(KERN_WARNING "Switch elevator failed, using default\n");
else
        elevator_exit(old_e);
为方便阅读并提高本文在google磁盘中的占用率，我们给出修改后的整个simp_blkdev_init()函数：
static int __init simp_blkdev_init(void)
{
        int ret;
        elevator_t *old_e;
        simp_blkdev_queue = blk_init_queue(simp_blkdev_do_request, NULL);
        if (!simp_blkdev_queue) {
                ret = -ENOMEM;
                goto err_init_queue;
        }
        old_e = simp_blkdev_queue->elevator;
        if (IS_ERR_VALUE(elevator_init(simp_blkdev_queue, "noop")))
                printk(KERN_WARNING "Switch elevator failed, using default\n");
        else
                elevator_exit(old_e);
        simp_blkdev_disk = alloc_disk(1);
        if (!simp_blkdev_disk) {
                ret = -ENOMEM;
                goto err_alloc_disk;
        }
        strcpy(simp_blkdev_disk->disk_name, SIMP_BLKDEV_DISKNAME);
        simp_blkdev_disk->major = SIMP_BLKDEV_DEVICEMAJOR;
        simp_blkdev_disk->first_minor = 0;
        simp_blkdev_disk->fops = &simp_blkdev_fops;
        simp_blkdev_disk->queue = simp_blkdev_queue;
        set_capacity(simp_blkdev_disk, SIMP_BLKDEV_BYTES>>9);
        add_disk(simp_blkdev_disk);
        return 0;
err_alloc_disk:
        blk_cleanup_queue(simp_blkdev_queue);
err_init_queue:
        return ret;
}
本章的改动很小，我们现在测试一下这段代码：
首先我们像原先那样编译模块并加载：
# make
make -C /lib/modules/2.6.18-53.el5/build SUBDIRS=/root/test/simp_blkdev/simp_blkdev_step2 modules
make[1]: Entering directory `/usr/src/kernels/2.6.18-53.el5-i686'
  CC [M]  /root/test/simp_blkdev/simp_blkdev_step2/simp_blkdev.o
  Building modules, stage 2.
  MODPOST
  CC      /root/test/simp_blkdev/simp_blkdev_step2/simp_blkdev.mod.o
  LD [M]  /root/test/simp_blkdev/simp_blkdev_step2/simp_blkdev.ko
make[1]: Leaving directory `/usr/src/kernels/2.6.18-53.el5-i686'
# insmod simp_blkdev.ko
#
然后看一看咱们的这个块设备现在使用的I/O调度器：
# cat /sys/block/simp_blkdev/queue/scheduler
[noop] anticipatory deadline cfq
#
看样子是成功了。
哦，上一章中忘了看老程序的调度器信息了，这里补上老程序的情况：
# cat /sys/block/simp_blkdev/queue/scheduler
noop anticipatory deadline [cfq]
#
OK，我们完成简单的一章，并且用事实说明了作者并没有在开头撒谎。
当然，作者也会力图让接下来的章节同样比小说易读。

dreamice
回复于：2008-11-14 17:47:25
支持原创，期待继续

Godbach
回复于：2008-11-14 18:11:22
顶一下。
中文内核邮件列表中有个Zhao Lei是不是LZ啊

crazyCat
回复于：2008-11-14 22:42:27
看完了第一章 感觉很是受益啊 明天再看第二章 感谢LZ无私的奉献
看楼主的行文风格 冒昧的猜测 很像fudan_abc大侠啊  :lol:

platinum
回复于：2008-11-15 10:26:49
引用：原帖由 Godbach 于 2008-11-14 18:11 发表

顶一下。
中文内核邮件列表中有个Zhao Lei是不是LZ啊
Mail List 里面那个 zhao lei 是 ShadowStar，是 ipp2p 模块修改者
http://linux.chinaunix.net/bbs/thread-1038871-1-1.html

[url=http://linux.chinaunix.net/bbs/viewpro.php?uid=471810]duanius
回复于：2008-11-15 11:22:57
感谢lz  只搞过字符设备和网络设备驱动    这回有机会看看了
不过不知道是否直接可以看 还是要把ldd相关章节干掉才能阅读

OstrichFly
回复于：2008-11-17 08:55:52
引用：原帖由 Godbach 于 2008-11-14 18:11 发表

顶一下。
中文内核邮件列表中有个Zhao Lei是不是LZ啊
有个叫zhaolei@cn。fujitsu。c0m的是我

[url=http://linux.chinaunix.net/bbs/viewpro.php?uid=310973]OstrichFly
回复于：2008-11-17 09:00:57
引用：原帖由 duanius 于 2008-11-15 11:22 发表

感谢lz  只搞过字符设备和网络设备驱动    这回有机会看看了
不过不知道是否直接可以看 还是要把ldd相关章节干掉才能阅读
建议的读法：
直接读，不懂的地方直接去google。
比如文章中用到的一些函数都没有给出详细说明，毕竟我不想写成函数说明书。
如果希望深入研究的话，很多文章中没有提到的内容还是需要了解的。
不过有了google咱们还怕什么？google不到，还有源码不是？
谢谢支持！

[url=http://linux.chinaunix.net/bbs/viewpro.php?uid=310973]OstrichFly
回复于：2008-11-17 18:47:54
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|                 写一个块设备驱动                  |
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| 作者：赵磊                                        |
| email: zhaoleidd@hotmail.com                      |
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上一章中我们讨论了mm的衣服问题，并成功地为她换上了一件轻如鸿毛、关键是薄如蝉翼的新衣服。
而这一章中，我们打算稍稍再前进一步，也就是：给她脱光。
目的是更加符合我们的审美观、并且能够更加深入地了解该mm(喜欢制服皮草的读者除外)。
付出的代价是这一章的内容要稍稍复杂一些。
虽然noop调度器确实已经很简单了，简单到比我们的驱动程序还简单，在2.6.27中的120行代码量已经充分说明了这个问题。
但显而易见的是，不管它多简单，只要它存在，我们就把它看成累赘。
这里我们不打算再次去反复磨嘴皮子论证不使用I/O调度器能给我们的驱动程序带来什么样的好处、面临的困难、以及如何与国际接轨的诸多事宜，
毕竟现在不是在讨论汽油降价，而我们也不是中石油。我们更关心的是实实在在地做一些对驱动程序有益的事情。
不过I/O调度器这层遮体衣服倒也不是这么容易脱掉的，因为实际上我们还使用了它捆绑的另一个功能，就是请求队列。
因此我们在前两章中的程序才如此简单。
从细节上来说，请求队列request_queue中有个make_request_fn成员变量，我们看它的定义：
struct request_queue
{
        ...
        make_request_fn         *make_request_fn;
        ...
}
它实际上是：
typedef int (make_request_fn) (struct request_queue *q, struct bio *bio);
也就是一个函数的指针。
如果上面这段话让读者感到莫名其妙，那么请搬个板凳坐下，Let's Begin the Story。
对通用块层的访问，比如请求读某个块设备上的一段数据，通常是准备一个bio，然后调用generic_make_request()函数来实现的。
调用者是幸运的，因为他往往不需要去关心generic_make_request()函数如何做的，只需要知道这个神奇的函数会为他搞定所有的问题就OK了。
而我们却没有这么幸运，因为对一个块设备驱动的设计者来说，如果不知道generic_make_request()函数的内部情况，很可能会让驱动的使用者得不到安全感。
了解generic_make_request()内部的有效方法还是RTFSC，但这里会给出一些提示。
我们可以在generic_make_request()中找到__generic_make_request(bio)这么一句，
然后在__generic_make_request()函数中找到ret = q->make_request_fn(q, bio)这么一行。
偷懒省略掉解开谜题的所有关键步骤后，这里可以得出一个作者相信但读者不一定相信的正确结论：
generic_make_request()最终是通过调用request_queue.make_request_fn函数完成bio所描述的请求处理的。
Story到此结束，现在我们可以解释刚才为什么列出那段莫名其妙的数据结构的意图了。
对于块设备驱动来说，正是request_queue.make_request_fn函数负责处理这个块设备上的所有请求。
也就是说，只要我们实现了request_queue.make_request_fn，那么块设备驱动的Primary Mission就接近完成了。
在本章中，我们要做的就是：
1：让request_queue.make_request_fn指向我们设计的make_request函数
2：把我们设计的make_request函数写出来
如果读者现在已经意气风发地拿起键盘跃跃欲试了，作者一定会假装谦虚地问读者一个问题：
你的钻研精神遇到城管了？
如果这句话问得读者莫名其妙的话，作者将补充另一个问题：
前两章中明显没有实现make_request函数，那时的驱动程序倒是如何工作的？
然后就是清清嗓子自问自答。
前两章确实没有用到make_request函数，但当我们使用blk_init_queue()获得request_queue时，
万能的系统知道我们搞IT的都低收入，因此救济了我们一个，这就是大名鼎鼎的__make_request()函数。
request_queue.make_request_fn指向了__make_request()函数，因此对块设备的所有请求被导向了__make_request()函数中。
__make_request()函数不是吃素的，马上喊上了他的兄弟，也就是I/O调度器来帮忙，结果就是bio请求被I/O调度器处理了。
同时，__make_request()自身也没闲着，它把bio这条咸鱼嗅了嗅，舔了舔，然后放到嘴里嚼了嚼，把鱼刺鱼鳞剔掉，
然后情意绵绵地通过do_request函数(也就是blk_init_queue的第一个参数)喂到驱动程序作者的口中。
这就解释了前两章中我们如何通过simp_blkdev_do_request()函数处理块设备请求的。
我们理解__make_request()函数本意不错，它把bio这条咸鱼嚼成request_queue喂给do_request函数，能让我们的到如下好处：
1：request.buffer不在高端内存
   这意味着我们不需要考虑映射高端内存到虚存的情况
2：request.buffer的内存是连续的
   因此我们不需要考虑request.buffer对应的内存地址是否分成几段的问题
这些好处看起来都很自然，正如某些行政不作为的“有关部门”认为老百姓纳税养他们也自然，
但不久我们就会看到不很自然的情况。
如果读者是mm，或许会认为一个摔锅把咸鱼嚼好了含情脉脉地喂过来是一件很浪漫的事情(也希望这位读者与作者联系)，
但对于大多数男性IT工作者来说，除非取向问题，否则......
因此现在我们宁可把__make_request()函数一脚踢飞，然后自己去嚼bio这条咸鱼。
当然，踢飞__make_request()函数也意味着摆脱了I/O调度器的处理。
踢飞__make_request()很容易，使用blk_alloc_queue()函数代替blk_init_queue()函数来获取request_queue就行了。
也就是说，我们把原先的
simp_blkdev_queue = blk_init_queue(simp_blkdev_do_request, NULL);
改成了
simp_blkdev_queue = blk_alloc_queue(GFP_KERNEL);
这样。
至于嚼人家口水渣的simp_blkdev_do_request()函数，我们也一并扔掉：
把simp_blkdev_do_request()函数从头到尾删掉。
同时，由于现在要脱光，所以上一章中我们费好大劲换上的那件薄内衣也不需要了，
也就是把上一章中增加的elevator_init()这部分的函数也删了，也就是删掉如下部分：
old_e = simp_blkdev_queue->elevator;
if (IS_ERR_VALUE(elevator_init(simp_blkdev_queue, "noop")))
        printk(KERN_WARNING "Switch elevator failed, using default\n");
else
        elevator_exit(old_e);
到这里我们已经成功地让__make_request()升空了，但要自己嚼bio，还需要添加一些东西：
首先给request_queue指定我们自己的bio处理函数，这是通过blk_queue_make_request()函数实现的，把这面这行加在blk_alloc_queue()之后：
blk_queue_make_request(simp_blkdev_queue, simp_blkdev_make_request);
然后实现我们自己的simp_blkdev_make_request()函数，
然后编译。
如果按照上述的描述修改出的代码让读者感到信心不足，我们在此列出修改过的simp_blkdev_init()函数：
static int __init simp_blkdev_init(void)
{
        int ret;
        simp_blkdev_queue = blk_alloc_queue(GFP_KERNEL);
        if (!simp_blkdev_queue) {
                ret = -ENOMEM;
                goto err_alloc_queue;
        }
        blk_queue_make_request(simp_blkdev_queue, simp_blkdev_make_request);
        simp_blkdev_disk = alloc_disk(1);
        if (!simp_blkdev_disk) {
                ret = -ENOMEM;
                goto err_alloc_disk;
        }
        strcpy(simp_blkdev_disk->disk_name, SIMP_BLKDEV_DISKNAME);
        simp_blkdev_disk->major = SIMP_BLKDEV_DEVICEMAJOR;
        simp_blkdev_disk->first_minor = 0;
        simp_blkdev_disk->fops = &simp_blkdev_fops;
        simp_blkdev_disk->queue = simp_blkdev_queue;
        set_capacity(simp_blkdev_disk, SIMP_BLKDEV_BYTES>>9);
        add_disk(simp_blkdev_disk);
        return 0;
err_alloc_disk:
        blk_cleanup_queue(simp_blkdev_queue);
err_alloc_queue:
        return ret;
}
这里还把err_init_queue也改成了err_alloc_queue，希望读者不要打算就这一点进行提问。
正如本章开头所述，这一章的内容可能要复杂一些，而现在看来似乎已经做到了。
而现在的进度大概是......一半!
不过值得安慰的是，余下的内容只有我们的simp_blkdev_make_request()函数了。
首先给出函数原型：
static int simp_blkdev_make_request(struct request_queue *q, struct bio *bio);
该函数用来处理一个bio请求。
函数接受struct request_queue *q和struct bio *bio作为参数，与请求有关的信息在bio参数中，
而struct request_queue *q并没有经过__make_request()的处理，这也意味着我们不能用前几章那种方式使用q。
因此这里我们关注的是：bio。
关于bio和bio_vec的格式我们仍然不打算在这里做过多的解释，理由同样是因为我们要避免与google出的一大堆文章撞衫。
这里我们只说一句话：
bio对应块设备上一段连续空间的请求，bio中包含的多个bio_vec用来指出这个请求对应的每段内存。
因此simp_blkdev_make_request()本质上是在一个循环中搞定bio中的每个bio_vec。
这个神奇的循环是这样的：
dsk_mem = simp_blkdev_data + (bio->bi_sector bv_page) + bvec->bv_offset;
                memcpy(iovec_mem, dsk_mem, bvec->bv_len);
                kunmap(bvec->bv_page);
                break;
        case WRITE:
                iovec_mem = kmap(bvec->bv_page) + bvec->bv_offset;
                memcpy(dsk_mem, iovec_mem, bvec->bv_len);
                kunmap(bvec->bv_page);
                break;
        default:
                printk(KERN_ERR SIMP_BLKDEV_DISKNAME
                        ": unknown value of bio_rw: %lu\n",
                        bio_rw(bio));
#if LINUX_VERSION_CODE bv_len;
}
bio请求的块设备起始扇区和扇区数存储在bio.bi_sector和bio.bi_size中，
我们首先通过bio.bi_sector获得这个bio请求在我们的块设备内存中的起始部分位置，存入dsk_mem。
然后遍历bio中的每个bio_vec，这里我们使用了系统提供的bio_for_each_segment宏。
循环中的代码看上去有些眼熟，无非是根据请求的类型作相应的处理。READA意味着预读，精心设计的预读请求可以提高I/O效率，
这有点像内存中的prefetch()，我们同样不在这里做更详细的介绍，因为这本身就能写一整篇文章，对于我们的基于内存的块设备驱动，
只要按照READ请求同样处理就OK了。
在很眼熟的memcpy前后，我们发现了kmap和kunmap这两个新面孔。
这也证明了咸鱼要比烂肉难啃的道理。
bio_vec中的内存地址是使用page *描述的，这也意味着内存页面有可能处于高端内存中而无法直接访问。
这种情况下，常规的处理方法是用kmap映射到非线性映射区域进行访问，当然，访问完后要记得把映射的区域还回去，
不要仗着你内存大就不还，实际上在i386结构中，你内存越大可用的非线性映射区域越紧张。
关于高端内存的细节也请自行google，反正在我的印象中intel总是有事没事就弄些硬件限制给程序员找麻烦以帮助程序员的就业。
所幸的是逐渐流行的64位机的限制应该不那么容易突破了，至少我这么认为。
switch中的default用来处理其它情况，而我们的处理却很简单，抛出一条错误信息，然后调用bio_endio()告诉上层这个bio错了。
不过这个万恶的bio_endio()函数在2.6.24中改了，如果我们的驱动程序是内核的一部分，那么我们只要同步更新调用bio_endio()的语句就行了，
但现在的情况显然不是，而我们又希望这个驱动程序能够同时适应2.6.24之前和之后的内核，因此这里使用条件编译来比较内核版本。
同时，由于使用到了LINUX_VERSION_CODE和KERNEL_VERSION宏，因此还需要增加#include 。
循环的最后把这一轮循环中完成处理的字节数加到dsk_mem中，这样dsk_mem指向在下一个bio_vec对应的块设备中的数据。
读者或许开始耐不住性子想这一章怎么还不结束了，是的，马上就结束，不过我们还要在循环的前后加上一丁点：
1：循环之前的变量声明：
   struct bio_vec *bvec;
   int i;
   void *dsk_mem;
2：循环之前检测访问请求是否超越了块设备限制：
   if ((bio->bi_sector bi_size > SIMP_BLKDEV_BYTES) {
           printk(KERN_ERR SIMP_BLKDEV_DISKNAME
                   ": bad request: block=%llu, count=%u\n",
                   (unsigned long long)bio->bi_sector, bio->bi_size);
   #if LINUX_VERSION_CODE bi_size, 0);
   #else
   bio_endio(bio, 0);
   #endif
   return 0;
   bio_endio用于返回这个对bio请求的处理结果，在2.6.24之后的内核中，第一个参数是被处理的bio指针，第二个参数成功时为0，失败时为-ERRNO。
   在2.6.24之前的内核中，中间还多了个unsigned int bytes_done，用于返回搞定了的字节数。
现在可以长长地舒一口气了，我们完工了。
还是附上simp_blkdev_make_request()的完成代码：
static int simp_blkdev_make_request(struct request_queue *q, struct bio *bio)
{
        struct bio_vec *bvec;
        int i;
        void *dsk_mem;
        if ((bio->bi_sector bi_size > SIMP_BLKDEV_BYTES) {
                printk(KERN_ERR SIMP_BLKDEV_DISKNAME
                        ": bad request: block=%llu, count=%u\n",
                        (unsigned long long)bio->bi_sector, bio->bi_size);
#if LINUX_VERSION_CODE bi_sector bv_page) + bvec->bv_offset;
                        memcpy(iovec_mem, dsk_mem, bvec->bv_len);
                        kunmap(bvec->bv_page);
                        break;
                case WRITE:
                        iovec_mem = kmap(bvec->bv_page) + bvec->bv_offset;
                        memcpy(dsk_mem, iovec_mem, bvec->bv_len);
                        kunmap(bvec->bv_page);
                        break;
                default:
                        printk(KERN_ERR SIMP_BLKDEV_DISKNAME
                                ": unknown value of bio_rw: %lu\n",
                                bio_rw(bio));
#if LINUX_VERSION_CODE bv_len;
        }
#if LINUX_VERSION_CODE bi_size, 0);
#else
        bio_endio(bio, 0);
#endif
        return 0;
}
读者可以直接用本章的simp_blkdev_make_request()函数替换掉上一章的simp_blkdev_do_request()函数，
然后用本章的simp_blkdev_init()函数替换掉上一章的同名函数，再在文件头部增加#include ，
就得到了本章的最终代码。
在结束本章之前，我们还是试验一下：
首先还是编译和加载：
# make
make -C /lib/modules/2.6.18-53.el5/build SUBDIRS=/root/test/simp_blkdev/simp_blkdev_step3 modules
make[1]: Entering directory `/usr/src/kernels/2.6.18-53.el5-i686'
  CC [M]  /root/test/simp_blkdev/simp_blkdev_step3/simp_blkdev.o
  Building modules, stage 2.
  MODPOST
  CC      /root/test/simp_blkdev/simp_blkdev_step3/simp_blkdev.mod.o
  LD [M]  /root/test/simp_blkdev/simp_blkdev_step3/simp_blkdev.ko
make[1]: Leaving directory `/usr/src/kernels/2.6.18-53.el5-i686'
# insmod simp_blkdev.ko
#
然后使用上一章中的方法看看sysfs中的这个设备的信息：
# ls /sys/block/simp_blkdev
dev  holders  range  removable  size  slaves  stat  subsystem  uevent
#
我们发现我们的驱动程序在sysfs目录中的queue子目录不见了。
这并不奇怪，否则就要抓狂了。
本章中我们实现自己的make_request函数来处理bio，以此摆脱了I/O调度器和通用的__make_request()对bio的处理。
由于我们的块设备中的数据都是存在于内存中，不牵涉到DMA操作、并且不需要寻道，因此这应该是最适合这种形态的块设备的处理方式。
在linux中类似的驱动程序大多使用了本章中的处理方式，但对大多数基于物理磁盘的块设备驱动来说，使用适合的I/O调度器更能提高性能。
同时，__make_request()中包含的回弹机制对需要进行DMA操作的块设备驱动来说，也能提供不错帮助。
虽然说量变产生质变，通常质变比量变要复杂得多。
同理，相比前一章，把mm衣服脱光也比让她换一件薄一些的衣服要困难得多。
不过无论如何，我们总算连哄带骗地让mm脱下来了，而付出了满头大汗的代价：
本章内容的复杂度相比前一章大大加深了。
如果本章的内容不幸使读者感觉头部体积有所增加的话，作为弥补，我们将宣布一个好消息：
因为根据惯例，随后的1、2章将会出现一些轻松的内容让读者得到充分休息。

wdg0802
回复于：2008-11-17 19:27:29
写的很好啊。。。可是在网吧里面没有这么多的时间看啊。。。。。

eveson
回复于：2008-11-18 14:54:25
引用：原帖由 platinum 于 2008-11-15 10:26 发表

Mail List 里面那个 zhao lei 是 ShadowStar，是 ipp2p 模块修改者
http://linux.chinaunix.net/bbs/thread-1038871-1-1.html
mail list真是藏龙卧虎啊。

[url=http://linux.chinaunix.net/bbs/viewpro.php?uid=310973]OstrichFly
回复于：2008-11-18 21:19:42
引用：原帖由 platinum 于 2008-11-15 10:26 发表

Mail List 里面那个 zhao lei 是 ShadowStar，是 ipp2p 模块修改者
http://linux.chinaunix.net/bbs/thread-1038871-1-1.html
我是Zhaolei，但不是ShadowStar。
因为我不懂ipp2p。

[url=http://linux.chinaunix.net/bbs/viewpro.php?uid=310973]OstrichFly
回复于：2008-11-18 21:20:15
+---------------------------------------------------+
|                 写一个块设备驱动                  |
+---------------------------------------------------+
| 作者：赵磊                                        |
| email: zhaoleidd@hotmail.com                      |
+---------------------------------------------------+
| 文章版权归原作者所有。                            |
| 大家可以自由转载这篇文章，但原版权信息必须保留。  |
| 如需用于商业用途，请务必与原作者联系，若因未取得  |
| 授权而收起的版权争议，由侵权者自行负责。          |
+---------------------------------------------------+
上一章结束时说过，本章会准备一些不需要动脑子的内容，现在我们开始履行诺言。
看上去简单的事情实际上往往会被弄得很复杂，比如取消公仆们的招待费用问题；
看上去复杂的事情真正做起来也可能很简单，比如本章中要让我们的块设备支持分区操作。
谈到分区，不懂电脑的人想到了去找“专家”帮忙；电脑入门者想到了“高手”这个名词；
渐入佳境者想到了fdisk；资深级玩家想到了dm；红点玩家想到了隐藏的系统恢复区；
程序员想到了分区表；病毒制造者想到了把分区表清空......
作为块设备驱动程序的设计者，我们似乎需要想的比他们更多一些，
我们大概需要在驱动程序开始识别块设备时访问设备上的分区表，读出里面的数据进行分析，
找出这个块设备中包含哪一类的分区(奇怪吧，但真相是分区表确实有很多种，只是我们经常遇到的大概只有ibm类型罢了)、
几个分区，每个分区在块设备上的区域等信息，再在驱动程序中对每个分区进行注册、创建其管理信息......
读到这里，正在系鞋带准备溜之大吉的同学们请稍等片刻听我说完，
虽然实际上作者也鼓励同学们多作尝试，甚至是这种无谓的尝试，但本章中的做法却比上述的内容简单得多。
因为这一回linux居然帮了我们的忙，并且不是I/O调度器的那种倒忙。
打开linux代码，我们会在fs/partitions/目录中发现一些文件，这些友好的文件将会默默无闻地帮我们的大忙。
而我们需要做的居然如此简单，还记得alloc_disk()函数吗？
我们一直用1作参数来调用它的，但现在，我们换成64，这意味着设定块设备最大支持63个分区。
然后......不要问然后，因为已经做完了。
当然，如果要让代码看起来漂亮一些的话，我们可以考虑用一个宏来定义最大分区数。
也就是，在文件的头部增加：
/* usable partitions is SIMP_BLKDEV_MAXPARTITIONS - 1 */
#define SIMP_BLKDEV_MAXPARTITIONS      (64)
然后把
simp_blkdev_disk = alloc_disk(1);
改成
simp_blkdev_disk = alloc_disk(SIMP_BLKDEV_MAXPARTITIONS);
好了，真的改好了。
上一章那样改得太多看起来会让读者不爽，那么这里改得太少，是不是也同样不爽？
大概有关部门深信老百姓接受不了有害物质含量过少的食品，因此制定了食品中三聚氰胺含量的标准。
于是，今后我们大概会制定出一系列标准，比如插入多深才能叫强奸什么的。
为了达到所谓的标准，我们破例补充介绍一下alloc_disk()函数：
这个函数的原型为：
struct gendisk *alloc_disk(int minors);
用于申请一个gendisk结构，并做好一些初始化工作。
minors用于指定这个设备使用的次设备号数量，因为第一个次设备号已经用于表示整个块设备了，
因此余下的minors-1个设备号用于表示块设备中的分区，这就限制了这个块设备中的最大可访问分区数。
我们注意“最大可访问分区数”这个词：
“最大”虽然指的是上限，但并不意味这是唯一的上限。
极端情况下如果这个块设备只有2个磁道，那么无论minors多大，块设备本身充其量也只能建立2个分区。
这时再谈minors值能到达多少简直就是扯淡，就像腐败不根除，建多少经济适用房都是白搭一样。
“可访问”指的是通过驱动程序可以访问的分区数量，这是因为我们只有那么多次设备号。
但这个数字并不妨碍用户在块设备上面建多少个区。比如我们把minors设定为4，那么最大可访问的分区数量是3，
足够变态的用户完全可以在块设备上建立几十个分区，只不过结果是只能使用前3个分区而已。
现在我们可以试试这个程序了。
与以往相同的是，我们编译和加载这个模块：
# make
make -C /lib/modules/2.6.18-53.el5/build SUBDIRS=/root/test/simp_blkdev/simp_blkdev_step04 modules
make[1]: Entering directory `/usr/src/kernels/2.6.18-53.el5-i686'
  CC [M]  /root/test/simp_blkdev/simp_blkdev_step04/simp_blkdev.o
  Building modules, stage 2.
  MODPOST
  CC      /root/test/simp_blkdev/simp_blkdev_step04/simp_blkdev.mod.o
  LD [M]  /root/test/simp_blkdev/simp_blkdev_step04/simp_blkdev.ko
make[1]: Leaving directory `/usr/src/kernels/2.6.18-53.el5-i686'
# insmod simp_blkdev.ko
#
与以往不同的是，这一次加载完模块后，我们并不直接在块设备上创建文件系统，而是进行分区：
# fdisk /dev/simp_blkdev
Device contains neither a valid DOS partition table, nor Sun, SGI or OSF disklabel
Building a new DOS disklabel. Changes will remain in memory only,
until you decide to write them. After that, of course, the previous
content won't be recoverable.
Warning: invalid flag 0x0000 of partition table 4 will be corrected by w(rite)
Command (m for help):
关于fdisk我们不打算在这里介绍，因为我们试图让这篇文档看起来专家一些。
使用n命令创建第一个主分区：
Command (m for help): n
Command action
   e   extended
   p   primary partition (1-4)
p
Partition number (1-4): 1
First cylinder (1-2, default 1): 1
Last cylinder or +size or +sizeM or +sizeK (1-2, default 2): 1
Command (m for help):
如果细心一些的话，在这里可以看出一个小麻烦，就是：这块磁盘一共只有2个磁道。
因此，我们只好指定第一个分区仅占用1个磁道。毕竟，还要为第2个分区留一些空间。
然后建立第二个分区：
Command (m for help): n
Command action
   e   extended
   p   primary partition (1-4)
p
Partition number (1-4): 2
First cylinder (2-2, default 2): 2
Command (m for help):
这一步中由于只剩下1个磁道，fdisk便不再问我们Last cylinder，而是自作主张地把最后一个磁道分配给新的分区。
这时我们的分区情况是：
Command (m for help): p
Disk /dev/simp_blkdev: 16 MB, 16777216 bytes
255 heads, 63 sectors/track, 2 cylinders
Units = cylinders of 16065 * 512 = 8225280 bytes
           Device Boot      Start         End      Blocks   Id  System
/dev/simp_blkdev1               1           1        8001   83  Linux
/dev/simp_blkdev2               2           2        8032+  83  Linux
Command (m for help):
写入分区，退出fdisk：
Command (m for help): w
The partition table has been altered!
Calling ioctl() to re-read partition table.
Syncing disks.
#
然后我们在这两个分区中创建文件系统
# mkfs.ext3 /dev/simp_blkdev1
mke2fs 1.39 (29-May-2006)
Filesystem label=
OS type: Linux
Block size=1024 (log=0)
Fragment size=1024 (log=0)
2000 inodes, 8000 blocks
400 blocks (5.00%) reserved for the super user
First data block=1
Maximum filesystem blocks=8388608
1 block group
8192 blocks per group, 8192 fragments per group
2000 inodes per group
Writing inode tables: done
Creating journal (1024 blocks): done
Writing superblocks and filesystem accounting information: done
This filesystem will be automatically checked every 27 mounts or
180 days, whichever comes first.  Use tune2fs -c or -i to override.
# mkfs.ext3 /dev/simp_blkdev2
mke2fs 1.39 (29-May-2006)
Filesystem label=
OS type: Linux
Block size=1024 (log=0)
Fragment size=1024 (log=0)
2008 inodes, 8032 blocks
401 blocks (4.99%) reserved for the super user
First data block=1
Maximum filesystem blocks=8388608
1 block group
8192 blocks per group, 8192 fragments per group
2008 inodes per group
Writing inode tables: done
Creating journal (1024 blocks): done
Writing superblocks and filesystem accounting information: done
This filesystem will be automatically checked every 23 mounts or
180 days, whichever comes first.  Use tune2fs -c or -i to override.
#
然后mount设两个设备：
# mount /dev/simp_blkdev1 /mnt/temp1
# mount /dev/simp_blkdev2 /mnt/temp2
#
看看结果：
# mount
/dev/hda1 on / type ext3 (rw)
proc on /proc type proc (rw)
sysfs on /sys type sysfs (rw)
devpts on /dev/pts type devpts (rw,gid=5,mode=620)
tmpfs on /dev/shm type tmpfs (rw)
none on /proc/sys/fs/binfmt_misc type binfmt_misc (rw)
/dev/simp_blkdev1 on /mnt/temp1 type ext3 (rw)
/dev/simp_blkdev2 on /mnt/temp2 type ext3 (rw)
#
然后读/写：
# cp /etc/init.d/* /mnt/temp1/
# cp /etc/passwd /mnt/temp2
# ls /mnt/temp1/
NetworkManager            avahi-dnsconfd      dund       ipmi        lost+found     netfs     portmap          rpcsvcgssd      vncserver
NetworkManagerDispatcher  bluetooth           firstboot  iptables    lvm2-monitor   netplugd  psacct           saslauthd       winbind
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# ls /mnt/temp2
lost+found  passwd
#
收尾工作：
# umount /dev/temp1
# umount /dev/temp2
# rmmod simp_blkdev
#
看起来本章应该结束了，但为了耽误大家更多的时间，我们来回忆一下刚才出现的小麻烦。
我们发现这块磁盘只有2个磁道，由于分区是以磁道为边界的，因此最大只能创建2个分区。
不过谢天谢地，好歹我们能够证明我们的程序是支持“多个”分区的......尽管只有2个。
那么为什么系统会认为我们的块设备只有2个磁道呢？其实这不怪系统，因为我们根本没有告诉系统我们的磁盘究竟有多少个磁道。
因此系统只好去猜、猜、猜，结果就猜成2个磁道了。
好吧，说的细节一些，传统的磁盘使用8个位表示盘面数、6个位表示每磁道扇区数、10个位表示磁道数，因此盘面、每磁道扇区、磁道的最大数值分别为255、63和1023。
这也是传说中启动操作系统时的1024柱面(磁道)和硬盘容量8G限制的根源。
现代磁盘采用线性寻址方式突破了这一限制，从本质上说，如果你的机器还没生锈，那么你的硬盘无论是内部结构还是访问方式都与常识中的盘面、每磁道扇区、磁道无关。
但为了与原先的理解兼容，对于现代磁盘，我们在访问时还是假设它具有传统的结构。目前比较通用的假设是：所有磁盘具有最大数目的(也就是恒定的)盘面和每磁道扇区数，而磁盘大小与磁道数与成正比。
因此，对于一块80G的硬盘，根据假设，这块磁盘的盘面和每磁道扇区数肯定是255和63，磁道数为：80*1024*1024*1024/512(字节每扇区)/255(盘面数)/63(每磁道扇区数)=10043(小数部分看作不完整的磁道被丢弃)。
话归原题，在驱动程序中我们指定了磁盘大小为16M，共包含16*1024*1024/512=32768个扇区。假设这块磁盘具有最大盘面和每磁道扇区数后，它的磁道数就是：32768/255/63=2。
我们看起开应该很happy，因为系统太看得起我们了，竟然把我们的块设备看成现代磁盘进行磁道数的换算处理。
不过我们也可能unhappy，因为这造成磁盘最大只能被分成2个区。(至于为什么分区以磁道作为边界，可以想象一下磁盘的结构)
但我们的磁盘只有区区16M啊，所以最好还是告诉系统我们的磁盘没有那么多的盘面数和每磁道扇区数，这将让磁道数来得多一些。
在下一章中，我们打算搞定这个问题。

OstrichFly
回复于：2008-11-18 21:21:02
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|                 写一个块设备驱动                  |
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| 作者：赵磊                                        |
| email: zhaoleidd@hotmail.com                      |
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既然上一章结束时我们已经预告了本章的内容，
那么本章中我们就让这个块设备有能力告知操作系统它的“物理结构”。
当然，对于基于内存的块设备来说，什么样的物理结构并不重要，
这就如同从酒吧带mm回家时不需要打听她的姓名一样。
但如果不幸遇到的是兼职，并且带她去不入流的招待所时，
建议最好还是先串供一下姓名、生日和职业等信息，
以便JJ查房时可以伪装成情侣。
同样，如果要实现的是真实的物理块设备驱动，
那么返回设备的物理结构时大概不能这么随意。
对于块设备驱动程序而言，我们现在需要关注那条目前只有一行的struct block_device_operations simp_blkdev_fops结构。
到目前为止，它存在的目的仅仅是因为它必须存在，但马上我们将发现它存在的另一个目的：为块设备驱动添加获得块设备物理结构的接口。
对于具有极强钻研精神的极品读者来说，大概在第一章中就会自己去看struct block_device_operations结构，然后将发现这个结构其实还挺复杂：
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;
};
在前几章中，我们邂逅过其中的owner成员变量，它用于存储这个结构的所有者，也就是我们的模块，因此我们做了如下的赋值：
.owner                = THIS_MODULE,
而这一章中，我们将与它的同胞妹妹------getgeo也亲密接触一下。
我们要做的是：
1：在block_device_operations中增加getgeo成员变量初值的设定，指向我们的“获得块设备物理结构”函数。
2：实现我们的“获得块设备物理结构”函数。
第一步很简单，我们暂且为“获得块设备物理结构”函数取个名字叫simp_blkdev_getgeo()吧，也避免了在下文中把这么一大堆汉字拷来拷去。
在simp_blkdev_fops中添加.getgeo指向simp_blkdev_getgeo，也就是把simp_blkdev_fops结构改成这个样子：
struct block_device_operations simp_blkdev_fops = {
        .owner                = THIS_MODULE,
        .getgeo                = simp_blkdev_getgeo,
};
第二步难一些，但也难不到哪去，在代码中的struct block_device_operations simp_blkdev_fops这行之前找个空点的场子，把如下函数插进去：
static int simp_blkdev_getgeo(struct block_device *bdev,
                struct hd_geometry *geo)
{
        /*
         * capacity        heads        sectors        cylinders
         * 0~16M        1        1        0~32768
         * 16M~512M        1        32        1024~32768
         * 512M~16G        32        32        1024~32768
         * 16G~...        255        63        2088~...
         */
        if (SIMP_BLKDEV_BYTES heads = 1;
                geo->sectors = 1;
        } else if (SIMP_BLKDEV_BYTES heads = 1;
                geo->sectors = 32;
        } else if (SIMP_BLKDEV_BYTES heads = 32;
                geo->sectors = 32;
        } else {
                geo->heads = 255;
                geo->sectors = 63;
        }
        geo->cylinders = SIMP_BLKDEV_BYTES>>9/geo->heads/geo->sectors;
        return 0;
}
因为这里我们用到了struct hd_geometry结构，所以还要增加一行#include 。
这个函数的目的，是选择适当的物理结构信息装入struct hd_geometry *geo结构。
当然，为了克服上一章中只能分成2个区的问题，我们应该尽可能增加磁道的数量。
希望读者不要理解成分几个区就需要几个磁道，这意味着一个磁道一个区，也意味着每个区必须一般大小。
由于分区总是以磁道为边界，尽可能增加磁道的数量不仅仅是为了让块设备容纳更多的分区，
更重要的是让分区的实际大小更接近于分区时的指定值，也就是提高实际做出的分区容量的精度。
不过对于设置的物理结构值，还存在一个限制，就是struct hd_geometry中的数值上限。
我们看struct hd_geometry的内容：
struct hd_geometry {
        unsigned char heads;
        unsigned char sectors;
        unsigned short cylinders;
        unsigned long start;
};
unsigned char的磁头数和每磁道扇区数决定了其255的上限，同样，unsigned short的磁道数决定了其65535的上限。
这还不算，但在前一章中，我们知道对于现代硬盘，磁头数和每磁道扇区数通常取的值是255和63，
再组合上这里的65535的磁道数上限，hd_geometry能够表示的最大块设备容量是255*63*65535*512/1024/1024/1024=502G。
显然目前linux支持的最大硬盘容量大于502G，那么对于这类块设备，内核是如何通过hd_geometry结构表示其物理结构的呢？
诀窍不在内核，而在于用户态程序如fdisk等通过内核调用获得hd_geometry结构后，
会舍弃hd_geometry.cylinders内容，取而代之的是直接通过hd_geometry中的磁头数和每磁道扇区数以及硬盘大小去计算磁道数。
因此对于超过502G的硬盘，由于用户程序得出的磁道数与hd_geometry.cylinders无关，所以我们往往在fdisk中能看到这块硬盘的磁道数大于65535。
刚才扯远了，现在言归正题，我们决定让这个函数对于任何尺寸的块设备，总是试图返回比较漂亮的物理结构。
漂亮意味着返回的物理结构既要保证拥有足够多的磁道，也要保证磁头数和每磁道扇区数不超过255和63，同时最好使用程序员看起来比较顺眼的数字，
如：1、2、4、8、16、32、64等。
当然，我们也希望找到某个One Shot公式适用于所有大小的块设备，但很遗憾目前作者没找到，因此采用了分段计算的方法：
首先考虑容量很小的块设备：
  即使磁头数和每磁道扇区数都是1，磁道数也不够多时，我们会将磁头数和每磁道扇区数都固定为1，以使磁道数尽可能多，以提高分区的精度。
  因此磁道数随块设备容量而上升。
  虽然我们已经知道了磁道数其实可以超过unsigned short的65535上限，但在这里却没有必要，因此我们要给磁道数设置一个上限。
  因为不想让上限超过65535，同时还希望上限也是一个程序员喜欢的数字，因此这里选择了32768。
  当然，当磁道数超过32768时，已经意味着块设备容量不那么小了，也就没有必要使用这种情况中如此苛刻的磁头数和每磁道扇区数了。
  简单来说，当块设备容量小于1个磁头、每磁道1扇区和32768个磁道对应的容量--也就是16M时，我们将按照这种情况处理。
然后假设块设备容量已经大于16M了：
  我们希望保证块设备包含足够多的磁道，这里我们认为1024个磁道应该不少了。
  磁道的最小值发生在块设备容量为16M的时候，这时使用1024作为磁道数，可以计算出磁头数*每磁道扇区数=32。
  这里暂且把磁头数和每磁道扇区数固定为1和32，而让磁道数随着块设备容量的增大而增加。
  同时，我们还是磁道的上限设置成32768，这时的块设备容量为512M。
  总结来说，当块设备容量在16M和512M之间时，我们把磁头数和每磁道扇区数固定为1和32。
然后对于容量大于512M的块设备：
  与上述处理相似，当块设备容量在512M和16G之间时，我们把磁头数和每磁道扇区数固定为32和32。
最后的一种情况：
  块设备已经足够大了，大到即使我们使用磁头数和每磁道扇区数的上限，
  也能获得足够多的磁道数。这时把磁头数和每磁道扇区数固定为255和63。
  至于磁道数就算出多少是多少了，即使超过unsigned short的上限也无所谓，反正用不着。
随着这个函数解说到此结束，我们对代码的修改也结束了。
现在开始试验：
编译和加载：
# make
make -C /lib/modules/2.6.27.4/build SUBDIRS=/mnt/host_test/simp_blkdev/simp_blkdev_step05 modules
make[1]: Entering directory `/mnt/ltt-kernel'
  CC [M]  /mnt/host_test/simp_blkdev/simp_blkdev_step05/simp_blkdev.o
  Building modules, stage 2.
  MODPOST 1 modules
  CC      /mnt/host_test/simp_blkdev/simp_blkdev_step05/simp_blkdev.mod.o
  LD [M]  /mnt/host_test/simp_blkdev/simp_blkdev_step05/simp_blkdev.ko
make[1]: Leaving directory `/mnt/ltt-kernel'
# insmod simp_blkdev.ko
#
用fdisk打开设备文件
# fdisk /dev/simp_blkdev
Device contains neither a valid DOS partition table, nor Sun, SGI or OSF disklabel
Building a new DOS disklabel. Changes will remain in memory only,
until you decide to write them. After that, of course, the previous
content won't be recoverable.
Warning: invalid flag 0x0000 of partition table 4 will be corrected by w(rite)
Command (m for help):
看看设备的物理结构：
Command (m for help): p
Disk /dev/simp_blkdev: 16 MB, 16777216 bytes
1 heads, 32 sectors/track, 1024 cylinders
Units = cylinders of 32 * 512 = 16384 bytes
           Device Boot      Start         End      Blocks   Id  System
Command (m for help):
我们发现，现在的设备有1个磁头、32扇区每磁道、1024个磁道。
这是符合代码中的处理的。
本章的内容也不是太难，连同上一章，我们已经休息2章了。
聪明的读者可能已经猜到作者打算说什么了。
不错，下一章会有一个surprise。

OstrichFly
回复于：2008-11-18 21:25:42
第6章可能要等一段时间了，因为准备讲述动态申请内存存储设备数据，并用基树来管理，更关键的理由是：
我打算先把英雄无敌的一个战役打完，还有老婆在催我画墙上的那棵树，都画了几个月了，还只有树根......
               
               
               

本文来自ChinaUnix博客，如果查看原文请点：http://blog.chinaunix.net/u2/83200/showart_1799752.html