【嵌入式开发——Linux操作系统】9驱动管理模块

在系列博客中前言部分就提到过，芯片开发板上器件众多，但驱动器件"去办事"，背后是有一套模型的，本质的操作就是给器件读写操作，至于原因大家可以往前翻看。

1 设备类型

Linux中，设备被分为以下三类：

块设备、字符设备、网络设备。

块设备 ：通常缩写是blkdev，它是可寻址的，寻址以块为单位，块大小随设备不同而不同，支持重定位（seeking）操作，也就是对数据随机访问。常见块设备有：磁盘，光碟，Flash等存储设备；块设备通过"块设备节点"这样的特殊文件来访问，并通常挂载为文件系统。
字符设备 ：通常缩写为cdev，它是不可寻址的，仅提供数据的流式访问，即一个个字符，或一个个字节。常见字符设备有键盘，鼠标，打印机等；字符设备通过"字符设备节点"这样的特殊文件来访问，与块设备不同，应用程序直接访问设备节点与字符设备交互。
网络设备 ：通常以以太网（ethernet devices）来称呼，它提供了对网络（如Internet）的访问，这是通过一个物理适配器和一种特定协议（如IP协议）进行的；网络设备打破了Unix的"一切皆文件"的设计原则，其不是通过设备节点来访问，而是通过套接字API这样的特殊接口来访问。

Linux还有一些其他设备类型，但都是针对单个任务而非通用的，一个特例是"杂项设备"（miscellaneous device），通常简写为miscdev，它实际是个简化的字符设备。

还有一些设备驱动不表示物理设备而是虚拟的，仅供访问内核功能，这种称为伪设备（pseudo device），最常见的如内核随机发生器，空设备，零设备，满设备，内存设备等。

设备模型

Linux 2.6内核引入统一设备模型（device model），以提供一个独立的机制专门来表示设备，并描述其在系统中的拓扑结构，形成一个设备树，内核可以沿设备树的叶子方向依次遍历，以保证系统以正确顺序关闭设备电源。

1.1 kobject

设备模型的核心部分就是kobject，描述符如下：

c 复制代码

struct kobject {
const char          *name;
struct list_head     entry;
struct kobject      *parent;
struct kset         *kset;
struct kobj_type    *ktype;
struct sysfs_dirent *sd;
struct kref          kref;
unsigned int         state_initialized:1;
unsigned int         state_in_sysfd:1;
unsigned int         state_add_uevent_sent:1;
unsigned int         state_remove_uevent_sent:1;
unsigned int         uevent_suppress:1;
};

kobject通常是嵌入其他结构中，单独意义不大，如嵌入到字符设备：

c 复制代码

struct cdev {
struct kobject                 kobj;
struct module                 *owner;
const struct file_operations  *ops;
struct list_head               list;
dev_t                          dev;
unsigned int                   count;
};

当kobject被嵌入到其他结构时，该结构便有了kobject提供的标准功能。更重要的一点是，嵌入kobject的结构体可以成为设备对象层次架构中的一部分，比如cdev结构体可以通过其父指针cdev->kobj.parent和链表cdev->kobj.entry插入到对象层次结构中。

1.2 ktype

kobject对象被关联到一种特殊的类型，即ktype，ktype由kobj_type结构体表示：

c 复制代码

struct kobj_type {
void (*release)(struct kobject *);
const struct sysfs_ops   *sysfs_ops;
struct attribute        **default_attrs;
};

ktype的存在是为了描述一族kobject所具有的的普遍特性，如此一来，不再需要对每个kobject都分别定义自己的特性，而是将这些普遍特性在ktype结构中一次定义。

release指针指向kobject引用计数减至零时要被调用的析构函数，负责释放kobject所用的内存和其他相关清理工作。

sysfs_ops描述了sysfs文件读写时的特性。

default_attrs指向一个attribute结构体数组，里面定义了该kobject相关的默认属性。

1.3 kset

是kobject对象的集合体，把它看成一个容器，可将所有相关的kobject对象，如全部块设备，置于同一位置。kset描述符如下：

c 复制代码

struct kset {
struct list_head         list;
spinlock_t               list_lock;
struct kobject           kobj;
struct kset_uevent_ops  *uevent_ops;
};

list连接该集合kset中所有的kobject对象，list_lock是保护这个链表中元素的自旋锁，kobj指向kobject对象代表了该集合的基类。uevent_ops指向一个结构体，用于处理kobject对象的热插拔操作。uevent就是用户事件（user event）的缩写，提供了用户空间热插拔信息进行通信的机制。

1.4 kobject，ktype和kset的相互关系

kobject引入诸如引用计数，父子关系等基本对象道具，并且以统一方式提供这些功能，不过它自身意义不大，需要嵌入其他数据结构中；ktype定义了一些kobject相关的默认属性：析构行为，sysf行为等；kobjec又归入kset中，将每个kobject链表起来，具有相同ktype的kobject可以被分组到不同的kset，在Linux中，只有少数的ktype，但有多个kset。

kref

引用计数kref是kobject的一个重要功能。初始化后，kobject的引用计数置为1.只要引用计数不为0，该对象就会继续保留在内存中。任何包含对象引用的代码首先要增加对该对象的引用计数，当代码结束后减少它的引用计数。

kref描述如下：

c 复制代码

struct kref {
atomic_t refcount;
};

其中唯一的字段是用来存放原子变量。在使用kref前，必须通过kref_init()来初始化：

c 复制代码

void kref_init(struct kref *kref)
{
    atomic_set(&kref->refcount, 1);
}

（1）增加引用计数：
struct kobject* kobject_get(struct kobject *kobj); ---> 进一步调用kref_get()

（2）减少引用计数：
void kobject_put(struct kobject *kobj); ---> 进一步调用kref_put()

（3）sysfs

sysfs文件系统是一个处于内存中的虚拟文件系统，它提供kobject对象层次结构的视图，帮助用户能以一个简单的文件系统方式来观察各种设备的拓扑结构。

（4）添加一个kobject：

仅仅初始化kobject不能将其自动导入到sysfs中，若把kobject导入sysfs中，需调用：
int kobject_add(struct kobject* kobj, struct kobject *parent, const char *fmt, ...);

如果parent指针被设置，则该kobject在sysfs中被映射到父目录下的子目录；如果parent指针为空，则kobject被映射为kset->kobj的子目录；如果parent和kset都没被设置，则认为kobject没有父对象，会被映射为sysfs下的根目录。

辅助函数kobject_create_and_add把kobject_create()和kobject_add()所做的工作放在一个函数中：
struct kobject* kobject_create_and_add(const char *name, struct kobject *parent);

（5）删除一个kobject：

从sysfs中删除一个kobject对应的文件目录，需调用：void kobject_del(struct kobject *kobj);

2 模块

模块（module）化机制是Linux一大创新，有以下优点：

1.在系统运行动态加载模块，扩充内核功能，不需要时可以卸载。

2.修改内核功能，不必重新全部编译整改内核，只需编译相应模块即可。

3.模块目标代码一旦被加载重定位到内核，其作用域和静态链接的代码完全等价。

module_init()是一个宏调用，里面的唯一参数是模块初始化参数，该初始化参数必须符合下面形式：

int my_init(void); ---> 一般初始化函数用于初始化硬件，分配数据结构等。如果被静态编译到内核映像，将会被内核启动时运行。

module_exit()是一个宏调用，里面是模块的出口函数，其退出函数必须符合以下形式：

void my_exit(); ---> 可能会负责清理资源，以保证硬件处于一致状态。

模块代码有两种运行方式：

1.静态编译链接进内核，在系统启动过程中进行初始化；

2.编译成动态可加载的module，并通过insmod来动态加载，接着初始化。

有些模块是必须要编译进内核的，和内核一起运行，从不卸载，如vfs，platform_bus等。

静态链接和初始化：

Make menuconfig时选择将模块编译进内核即为静态编译，或直接在Makefile文件中指定为

obj-y += hello.o

编译后会被链接到section(.initcall6.init)，并在内核启动时，被kernel_init()调用。

动态链接和初始化：

Make menuconfig时选择将模块编译成模块即为动态编译，或直接在Makefile文件中指定为

obj-m += hello.o

有个类型为module的全局变量__this_module，其成员init就是init_module，也就是hello_init，并被链接到section(".gnu.linkonce.this_module").

动态加载需要用到insmod这个用户层命令，代码会移到内核指定位置中，init函数也会被调用

3 块设备

块设备的管理是个艺术活，有必要单独讲下，其背后包含如何处理延时写的思想；在嵌入式中实时处理是很关键的，而块设备一般访问速率比较慢，单次读写数据量很可能也比较大，所以如何处理块设备的读写是个很重要的事情。

3.1 块I/O层

系统中能随机（不需要按顺序）访问固定大小的数据片（chunks）的硬件设别称为块设备，这些固定大小的数据片就称为块，常见的块设备有磁盘，闪存等。

块设备中最小的可寻址单元是扇区，扇区大小一般是2的整数倍，最常见的是512字节。扇区的大小是设备的物理属性，而因为各种软件用途不同，它们会有自己的最小逻辑可寻址单元------块。块是文件系统的一种抽象------只能基于块访问文件系统。块不能比扇区还小，只能数倍于扇区大小，且不能超过一个页的大小。通常块大小是512B，1KB，4KB等。

3.2 缓冲区和缓冲区头

当一个块调入内存时，它要存储在一个缓冲区中。每个缓冲区与一个块对应，它相当于是磁盘块在内存中的映射。缓冲区描述符如下：

c 复制代码

struct buffer_head {
unsigned long         b_state;            /* 缓冲区状态标志 */
struct buffer_head   *b_this_page;        /* 页面中的缓冲区 */
struct page          *b_page;             /* 存储缓冲区的页面 */
sector_t              b_blocknr;          /* 起始块号 */
size_t                b_size;             /* 映像中大小 */
char                 *b_data;             /* 页面内的数据指针 */
struct block_device  *b_bdev;             /* 相关联的块设备 */
bh_end_io_t          *b_end_io;           /* I/O完成方法 */
void                 *b_private;          /* io完成方法 */
struct list_head      b_assoc_buffers;    /* 相关的映射链表 */
struct address_space *b_assoc_map;        /* 相关的地址空间 */
atomic_t              b_count;            /* 缓冲区使用计数 */
};

目前内核中块I/O操作的基本容器由bio结构体表示，

c 复制代码

struct bio {
sector_t            bi_sector;           /* 磁盘上相关的扇区 */
struct bio         *bi_next;             /* 请求链表 */
struct block_device  *bi_bdev;           /* 相关的块设备 */
unsigned long       bi_flags;            /* 状态和命令标志 */
unsigned long       bi_rw;               /* 读还是写 */
unsigned short      bi_vcnt;             /* bio_vecs偏移个数 */
unsigned short      bi_idx;              /* bio_io_vect的当前索引 */
unsigned short      bi_phys_segments;    /* 结合后的片段数目 */
unsigned int        bi_size;             /* I/O计数 */
unsigned int        bi_seg_front_size;   /* 第一个可合并的段大小 */
unsigned int        bi_seg_back_size;    /* 最后一个可合并的段大小 */
unsigned int        bi_max_vecs;         /* bio_vecs数目上限 */
unsigned int        bi_comp_cpu;         /* 结束CPU */
atomic_t            bi_cnt;              /* 使用计数 */
struct bio_vec     *bi_io_vec;           /* bio_vecs链表 */
bio_end_io_t       *bi_end_io;           /* I/O完成方法 */
void               *bi_private;          /* 拥有者的私有方法 */
bio_destructor_t   *bi_destructor;       /* 撤销方法 */
struct bio_vec      bi_inline_vecs[0];   /* 内嵌bio向量 */
};

使用bio结构体的目的主要是代表正在现场执行的I/O操作，该结构体的主要域都是用来管理相关信息的。

3.3 I/O调度程序

块设备将挂起的块I/O请求保存在请求队列中，该队列由request_queue结构体表示。如果简单地以内核产生请求次序直接请求块设备的话，性能会很差，因为磁盘寻址是整个计算机中最慢的操作之一，每一次寻址（定位磁盘头到指定块位置）需要花费不少时间。

为了优化寻址操作，内核会先执行合并与排序的预操作。
Linus电梯

Linus电梯能执行合并与排序的预处理，当有新的请求加入队列时，它会检查其他每个挂起的请求是否可以合并。
最终期限（deadline）I/O调度程序

为了解决Linus电梯所带来的的饥饿问题。因为为了减少磁盘寻址时间，对某个磁盘区域上操作比较频繁，这会导致其他位置的操作得不到运行机会。在最后期限I/O调度程序中，每个请求都有一个超时时间，默认读请求超时时间是500ms，写请求超时时间是5s。

其他还有预测I/O调度，完全公正的排队I/O调度等。

3.4 页高速缓存和页回写

页高速缓存（cache）是Linux内核实现磁盘缓存，主要用来减少对磁盘的I/O操作。具体来讲，是把对磁盘的数据写到物理内存中，把对磁盘的访问变成对物理内存的访问。

缓存手段

页高速缓存是由内存中的物理页组成的，其内容对应磁盘上的物理块，页高速缓存大小能动态调整。当内核开始读操作，它首先会检查需要的数据是否在页高速缓存中，如果在，就放弃访问磁盘，直接从内存中读取数据，这个行为称作缓存命中。如果缓存中没有相应数据，即未命中，则内核必须调度块I/O操作从磁盘中读取数据。

写缓存

写缓存一般有如下三种策略：

1.不缓存（nowrite），即绕过缓存，直接把数据写进磁盘，并且回头使缓存中的数据失效，后续有读操作的话，必须从磁盘中读取出来；该策略使用很少，因为不但不去写缓存，还额外费力使缓存数据失效。

2.写透缓存（write-through），写操作更新缓存，同时也更新磁盘文件，写操作会立即穿透缓存到磁盘中；好处是能保证缓存和磁盘数据同步，且不用使缓存失效；

3.回写缓存（write-back），也是Linux采用的，写操作直接写到缓存中，但不会立即更新磁盘，而是将页高速缓存被写入的页面标记为"脏"，并加入到脏页表中，然后由专门进程（回写进程）周期性地将脏页写回磁盘中，写完后清理"脏"标记。这里的"脏"更好描述是"未同步"。

缓存回收

1.最近最少使用LRU

LRU需要跟踪每个页面的访问踪迹，以便能回收最老时间的页面，该策略的良好效果来源于缓存的数据越久未被访问，则越不大可能近期再被访问。

2.双链策略

Linux的双链策略，维护的不再是一个LRU链表，而是两个链表：活跃链表和非活跃链表。活跃链表上的页面被认为不会被换出，非活跃链表上的页面可以被换出。双链策略中：

每个页面有2个标记位：

PG_active - 标记页面是否活跃； PG_referenced - 表示页面是否被进程访问到。

页面移动流程如下：

a.当页面首次被访问时，PG_active置1，加入到活动链表；
b.当页面再次被访问时，PG_referenced置1，如果此时页面在非活动链表中，则将其移到活跃链表，并将PG_active置1，PG_referenced置0；
c.系统中的daemon会定时扫描活跃链表，定时将PG_referenced位置0；
d.系统中daemon定时检查页面PG_referenced，如果PG_referenced=0，则此页面的PG_active置0，同时移动到非活跃链表。