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LINUX块设备驱动<11>
第 11章
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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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本章中我们仍然为块设备驱动程序使用高端内存做准备工作
这里要进行的准备工作并不意味着要增加或改变什么功能，
而是要收拾一部分代码，因为它们看起来已经有点复杂了
有编程经验的读者大概能够意识到，编程时最常做的往往不是输入程序，而是拷贝-粘贴
这是由于我们在编程时可能会不断地发现设计上的问题，或意识到还可以采用更好的结构，然后当然是
实现它
当然，更理想的情况大概是在一开始规划时就确定一个最佳的结构，以避免将来的更改，
但事实往往会与理想背道而驰，但关键是我们发现这种苗头时要及时纠正，而不是像某些部门一样去得
过且过大事化小来掩盖问题
要知道，酒是越陈越香，而垃圾却是越捂越臭，如果我们无法在最初做出完美的设计，至少我们还拥有
纠正的勇气
这里读者可能已经感觉到了，这里我们将要修改simp_blkdev_make_request()函数，因为它显得有
些大了，
以至于在前几章中对其进行修改时，不得不列出大段的代码来展示修改结果
不过这不是主要原因，相对于缩短函数长度来说，我们分割函数时可能更加在意的是提高代码的可读性
其实这里分割simp_blkdev_make_request()也是为了将来实现对高端内存的支持，
因为访问高端内存无疑将牵涉到页面映射问题，而页面映射的处理 牵涉到了这个函数，
因此我们也希望把这部分功能独立出来，以免动戳就改动这个大函数，
也可能是为了作者的偏好，因为作者作者哪怕是改动函数中的一个字符，也会把整个函数从头到尾检查
一番，
以确定这次改动不会产生其他影响，这就解释了作者为什么更加偏爱简单一些的函数了
当然这种偏好也不一定完全是好事，比如前两天选择液晶电视时，作者就趋向于显示器+机顶盒...
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对于一直坚持到这一章的读者而言，应该对 simp_blkdev_make_request()函数的功能烂熟于心了，
因此我们直接列出修改后的代码：
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) {
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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
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": 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;
}
代码在功能上与原先没什么不同，
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我们只是从中抽象出处理块设备与一段连续内存之间数据传输的 simp_blkdev_trans()函数，
和同样功能的、但数据长度符合块设备数据块长度限制的 simp_blkdev_trans_oneseg()函数
这样一来，程序的结构就比较明显了：
simp_blkdev_make_request()负责决定数据传输方向、检查bio请求是否合法、遍历bio中的每个
bvec、映射bvec中的内存页，
然后把剩余的工作扔给simp_blkdev_trans() ，
而 simp_blkdev_trans()函数通过分割请求数据搞定了数据跨越多个块设备数据块的问题，并且顺便
把块设备数据块的第一个 page给找了出来，
然后邀请 simp_blkdev_trans_oneseg()函数出场
simp_blkdev_trans_oneseg()函数是幸运的，因为前期的大多数铺垫工作已经做完了，而它只要像领
导种树一样装模作样的添上最后一铲土，
就可以迎来开热烈的掌声 实际上，simp_blkdev_trans_oneseg()拿到 page指针对应的内存，然后
根据给定的数据方向执行指定长度的数据传输
simp_blkdev_trans_oneseg()不需要关心数据长度是否超出块设备数据块边界的问题，正如领导也不
会去管那棵树的死活一样
本章的代码也同样不做实验，因为我们确实也没什么好做的
至于能不能通过编译，作者已经试过了，有兴趣的读者大概可以验证一下前一句话是不是真的
作为支持高端内存的前奏，前一章和本章中做了一些可能让人觉得莫名其妙的改动
不过到此为止，准备工作已经做得差不多了，我们的程序已经为支持高端内存打下坚实的基础
下一章将进入正题，我们将实现这一期盼已久的功能
<未完，待续>