第十一章
本教程修改自趙磊的網上的一系列教程.本人覺得該系列教程寫的非常不錯.以風趣幽默的語言將塊驅動寫的非常詳細,對於入門教程,應該屬於一份經典了. 本人在這對此係列教程最後附上對Linux 2.6.36版本的代碼.並編譯運行成功. 該教程所有版權仍歸作者趙磊所有,本人只做附錄代碼的添加,併爲對原文修改.有不懂的地方,可以聯繫我 [email protected] 或者給我留言.
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| 寫一個塊設備驅動
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| 作者：趙磊
| email: [email protected]
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本章中我們仍然爲塊設備驅動程序使用高端內存做準備工作。
這裏要進行的準備工作並不意味着要增加或改變什麼功能，
而是要收拾一部分代碼，因爲它們看起來已經有點複雜了。
有編程經驗的讀者大概能夠意識到，編程時最常做的往往不是輸入程序，而是拷貝-粘貼。
這是由於我們在編程時可能會不斷地發現設計上的問題，或意識到還可以採用更好的結構，然後當然是實現它。
當然，更理想的情況大概是在一開始規劃時就確定一個最佳的結構，以避免將來的更改，
但事實往往會與理想背道而馳，但關鍵是我們發現這種苗頭時要及時糾正，而不是像某些部門一樣去得過且過大事化小來掩蓋問題。
要知道，酒是越陳越香，而垃圾卻是越捂越臭，如果我們無法在最初做出完美的設計，至少我們還擁有糾正的勇氣。
這裏讀者可能已經感覺到了，這裏我們將要修改simp_blkdev_make_request()函數，因爲它顯得有些大了，
以至於在前幾章中對其進行修改時，不得不列出大段的代碼來展示修改結果。
不過這不是主要原因，相對於縮短函數長度來說，我們分割函數時可能更加在意的是提高代碼的可讀性。
其實這裏分割simp_blkdev_make_request()也是爲了將來實現對高端內存的支持，
因爲訪問高端內存無疑將牽涉到頁面映射問題，而頁面映射的處理又牽涉到了這個函數，
因此我們也希望把這部分功能獨立出來，以免動戳就改動這個大函數，
也可能是爲了作者的偏好，因爲作者作者哪怕是改動函數中的一個字符，也會把整個函數從頭到尾檢查一番，
以確定這次改動不會產生其他影響，這就解釋了作者爲什麼更加偏愛簡單一些的函數了。
當然這種偏好也不一定完全是好事，比如前兩天選擇液晶電視時，作者就趨向於顯示器+機頂盒...
對於一直堅持到這一章的讀者而言，應該對simp_blkdev_make_request()函數的功能爛熟於心了，
因此我們直接列出修改後的代碼：
static int simp_blkdev_trans_oneseg(struct page *start_page,
unsigned long offset, void *buf, unsigned int len, int dir)
{
void *dsk_mem;
dsk_mem = page_address(start_page);
if (!dsk_mem) {
printk(KERN_ERR SIMP_BLKDEV_DISKNAME
": get page's address failed: %p\n", start_page);
return -ENOMEM;
}
dsk_mem += offset;
if (!dir)
memcpy(buf, dsk_mem, len);
else
memcpy(dsk_mem, buf, len);
return 0;
}
static int simp_blkdev_trans(unsigned long long dsk_offset, void *buf,
unsigned int len, int dir)
{
unsigned int done_cnt;
struct page *this_first_page;
unsigned int this_off;
unsigned int this_cnt;
done_cnt = 0;
while (done_cnt < len) {
/* iterate each data segment */
this_off = (dsk_offset + done_cnt) & ~SIMP_BLKDEV_DATASEGMASK;
this_cnt = min(len - done_cnt,
(unsigned int)SIMP_BLKDEV_DATASEGSIZE - this_off);
this_first_page = radix_tree_lookup(&simp_blkdev_data,
(dsk_offset + done_cnt) >> SIMP_BLKDEV_DATASEGSHIFT);
if (!this_first_page) {
printk(KERN_ERR SIMP_BLKDEV_DISKNAME
": search memory failed: %llu\n",
(dsk_offset + done_cnt)
>> SIMP_BLKDEV_DATASEGSHIFT);
return -ENOENT;
}
if (IS_ERR_VALUE(simp_blkdev_trans_oneseg(this_first_page,
this_off, buf + done_cnt, this_cnt, dir)))
return -EIO;
done_cnt += this_cnt;
}
return 0;
}
static int simp_blkdev_make_request(struct request_queue *q, struct bio *bio)
{
int dir;
unsigned long long dsk_offset;
struct bio_vec *bvec;
int i;
void *iovec_mem;
switch (bio_rw(bio)) {
case READ:
case READA:
dir = 0;
break;
case WRITE:
dir = 1;
break;
default:
printk(KERN_ERR SIMP_BLKDEV_DISKNAME
": unknown value of bio_rw: %lu\n", bio_rw(bio));
goto bio_err;
}
if ((bio->bi_sector << SIMP_BLKDEV_SECTORSHIFT) + bio->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);
goto bio_err;
}
dsk_offset = bio->bi_sector << SIMP_BLKDEV_SECTORSHIFT;
bio_for_each_segment(bvec, bio, i) {
iovec_mem = kmap(bvec->bv_page) + bvec->bv_offset;
if (!iovec_mem) {
printk(KERN_ERR SIMP_BLKDEV_DISKNAME
": map iovec page failed: %p\n", bvec->bv_page);
goto bio_err;
}
if (IS_ERR_VALUE(simp_blkdev_trans(dsk_offset, iovec_mem,
bvec->bv_len, dir)))
goto bio_err;
kunmap(bvec->bv_page);
dsk_offset += bvec->bv_len;
}
#if LINUX_VERSION_CODE < KERNEL_VERSION(2, 6, 24)
bio_endio(bio, bio->bi_size, 0);
#else
bio_endio(bio, 0);
#endif
return 0;
bio_err:
#if LINUX_VERSION_CODE < KERNEL_VERSION(2, 6, 24)
bio_endio(bio, 0, -EIO);
#else
bio_endio(bio, -EIO);
#endif
return 0;
}代碼在功能上與原先沒什麼不同，
我們只是從中抽象出處理塊設備與一段連續內存之間數據傳輸的simp_blkdev_trans()函數，
和同樣功能的、但數據長度符合塊設備數據塊長度限制的simp_blkdev_trans_oneseg()函數。
這樣一來，程序的結構就比較明顯了：
simp_blkdev_make_request()負責決定數據傳輸方向、檢查bio請求是否合法、遍歷bio中的每個bvec、映射bvec中的內存頁，
然後把剩餘的工作扔給simp_blkdev_trans()，
而simp_blkdev_trans()函數通過分割請求數據搞定了數據跨越多個塊設備數據塊的問題，並且順便把塊設備數據塊的第一個page給找了出來，
然後邀請simp_blkdev_trans_oneseg()函數出場。
simp_blkdev_trans_oneseg()函數是幸運的，因爲前期的大多數鋪墊工作已經做完了，而它只要像領導種樹一樣裝模作樣的添上最後一剷土，
就可以迎來開熱烈的掌聲。實際上，simp_blkdev_trans_oneseg()拿到page指針對應的內存，然後根據給定的數據方向執行指定長度的數據傳輸。
simp_blkdev_trans_oneseg()不需要關心數據長度是否超出塊設備數據塊邊界的問題，正如領導也不會去管那棵樹的死活一樣。
本章的代碼也同樣不做實驗，因爲我們確實也沒什麼好做的。
至於能不能通過編譯，作者已經試過了，有興趣的讀者大概可以驗證一下前一句話是不是真的。
作爲支持高端內存的前奏，前一章和本章中做了一些可能讓人覺得莫名其妙的改動。
不過到此爲止，準備工作已經做得差不多了，我們的程序已經爲支持高端內存打下堅實的基礎。
下一章將進入正題，我們將實現這一期盼已久的功能。
<未完，待續>
本章代碼同第十章
本人是在參考教程之後修改的教程內容.如有不同.可能有遺漏沒有修改.造成對讀者的迷惑,在此致歉~~
