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34 | 块设备（上）：如何建立代理商销售模式？

34 | 块设备（上）：如何建立代理商销售模式？-极客时间

34 | 块设备（上）：如何建立代理商销售模式？

2019-06-14 刘超 来自北京
《趣谈Linux操作系统》
课程介绍

讲述：刘超

时长17:43大小16.24M

上一章，我们解析了文件系统，最后讲文件系统读写的流程到达底层的时候，没有更深入地分析下去，这是因为文件系统再往下就是硬盘设备了。上两节，我们解析了字符设备的 mknod、打开和读写流程。那这一节我们就来讲块设备的 mknod、打开流程，以及文件系统和下层的硬盘设备的读写流程。
块设备一般会被格式化为文件系统，但是，下面的讲述中，你可能会有一点困惑。你会看到各种各样的 dentry 和 inode。块设备涉及三种文件系统，所以你看到的这些 dentry 和 inode 可能都不是一回事儿，请注意分辨。
块设备需要 mknod 吗？对于启动盘，你可能觉得，启动了就在那里了。可是如果我们要插进一块新的 USB 盘，还是要有这个操作的。
mknod 还是会创建在 /dev 路径下面，这一点和字符设备一样。/dev 路径下面是 devtmpfs 文件系统。这是块设备遇到的第一个文件系统。我们会为这个块设备文件，分配一个特殊的 inode，这一点和字符设备也是一样的。只不过字符设备走 S_ISCHR 这个分支，对应 inode 的 file_operations 是 def_chr_fops；而块设备走 S_ISBLK 这个分支，对应的 inode 的 file_operations 是 def_blk_fops。这里要注意，inode 里面的 i_rdev 被设置成了块设备的设备号 dev_t，这个我们后面会用到，你先记住有这么一回事儿。
void init_special_inode(struct inode *inode, umode_t mode, dev_t rdev)
{
inode->i_mode = mode;
if (S_ISCHR(mode)) {
inode->i_fop = &def_chr_fops;
inode->i_rdev = rdev;
} else if (S_ISBLK(mode)) {
inode->i_fop = &def_blk_fops;
inode->i_rdev = rdev;
} else if (S_ISFIFO(mode))
inode->i_fop = &pipefifo_fops;
else if (S_ISSOCK(mode))
; /* leave it no_open_fops */
}
特殊 inode 的默认 file_operations 是 def_blk_fops，就像字符设备一样，有打开、读写这个块设备文件，但是我们常规操作不会这样做。我们会将这个块设备文件 mount 到一个文件夹下面。
const struct file_operations def_blk_fops = {
.open = blkdev_open,
.release = blkdev_close,
.llseek = block_llseek,
.read_iter = blkdev_read_iter,
.write_iter = blkdev_write_iter,
.mmap = generic_file_mmap,
.fsync = blkdev_fsync,
.unlocked_ioctl = block_ioctl,
.splice_read = generic_file_splice_read,
.splice_write = iter_file_splice_write,
.fallocate = blkdev_fallocate,
};
不过，这里我们还是简单看一下，打开这个块设备的操作 blkdev_open。它里面调用的是 blkdev_get 打开这个块设备，了解到这一点就可以了。
接下来，我们要调用 mount，将这个块设备文件挂载到一个文件夹下面。如果这个块设备原来被格式化为一种文件系统的格式，例如 ext4，那我们调用的就是 ext4 相应的 mount 操作。这是块设备遇到的第二个文件系统，也是向这个块设备读写文件，需要基于的主流文件系统。咱们在文件系统那一节解析的对于文件的读写流程，都是基于这个文件系统的。
还记得，咱们注册 ext4 文件系统的时候，有下面这样的结构：
static struct file_system_type ext4_fs_type = {
.owner = THIS_MODULE,
.name = "ext4",
.mount = ext4_mount,
.kill_sb = kill_block_super,
.fs_flags = FS_REQUIRES_DEV,
};
在将一个硬盘的块设备 mount 成为 ext4 的时候，我们会调用 ext4_mount->mount_bdev。
static struct dentry *ext4_mount(struct file_system_type *fs_type, int flags, const char *dev_name, void *data)
{
return mount_bdev(fs_type, flags, dev_name, data, ext4_fill_super);
}
struct dentry *mount_bdev(struct file_system_type *fs_type,
int flags, const char *dev_name, void *data,
int (*fill_super)(struct super_block *, void *, int))
{
struct block_device *bdev;
struct super_block *s;
fmode_t mode = FMODE_READ | FMODE_EXCL;
int error = 0;
if (!(flags & MS_RDONLY))
mode |= FMODE_WRITE;
bdev = blkdev_get_by_path(dev_name, mode, fs_type);
......
s = sget(fs_type, test_bdev_super, set_bdev_super, flags | MS_NOSEC, bdev);
......
return dget(s->s_root);
......
}
mount_bdev 主要做了两件大事情。第一，blkdev_get_by_path 根据 /dev/xxx 这个名字，找到相应的设备并打开它；第二，sget 根据打开的设备文件，填充 ext4 文件系统的 super_block，从而以此为基础，建立一整套咱们在文件系统那一章讲的体系。
一旦这套体系建立起来以后，对于文件的读写都是通过 ext4 文件系统这个体系进行的，创建的 inode 结构也是指向 ext4 文件系统的。文件系统那一章我们只解析了这部分，由于没有到达底层，也就没有关注块设备相关的操作。这一章我们重新回过头来，一方面看 mount 的时候，对于块设备都做了哪些操作，另一方面看读写的时候，到了底层，对于块设备做了哪些操作。
这里我们先来看 mount_bdev 做的第一件大事情，通过 blkdev_get_by_path，根据设备名 /dev/xxx，得到 struct block_device *bdev。
/**
* blkdev_get_by_path - open a block device by name
* @path: path to the block device to open
* @mode: FMODE_* mask
* @holder: exclusive holder identifier
*
* Open the blockdevice described by the device file at @path. @mode
* and @holder are identical to blkdev_get().
*
* On success, the returned block_device has reference count of one.
*/
struct block_device *blkdev_get_by_path(const char *path, fmode_t mode,
void *holder)
{
struct block_device *bdev;
int err;
bdev = lookup_bdev(path);
......
err = blkdev_get(bdev, mode, holder);
......
return bdev;
}
blkdev_get_by_path 干了两件事情。第一个，lookup_bdev 根据设备路径 /dev/xxx 得到 block_device。第二个，打开这个设备，调用 blkdev_get。
咱们上面分析过 def_blk_fops 的默认打开设备函数 blkdev_open，它也是调用 blkdev_get 的。块设备的打开往往不是直接调用设备文件的打开函数，而是调用 mount 来打开的。
/**
* lookup_bdev - lookup a struct block_device by name
* @pathname: special file representing the block device
*
* Get a reference to the blockdevice at @pathname in the current
* namespace if possible and return it. Return ERR_PTR(error)
* otherwise.
*/
struct block_device *lookup_bdev(const char *pathname)
{
struct block_device *bdev;
struct inode *inode;
struct path path;
int error;
if (!pathname || !*pathname)
return ERR_PTR(-EINVAL);
error = kern_path(pathname, LOOKUP_FOLLOW, &path);
if (error)
return ERR_PTR(error);
inode = d_backing_inode(path.dentry);
......
bdev = bd_acquire(inode);
......
goto out;
}
lookup_bdev 这里的 pathname 是设备的文件名，例如 /dev/xxx。这个文件是在 devtmpfs 文件系统中的，kern_path 可以在这个文件系统里面，一直找到它对应的 dentry。接下来，d_backing_inode 会获得 inode。这个 inode 就是那个 init_special_inode 生成的特殊 inode。
接下来，bd_acquire 通过这个特殊的 inode，找到 struct block_device。
static struct block_device *bd_acquire(struct inode *inode)
{
struct block_device *bdev;
......
bdev = bdget(inode->i_rdev);
if (bdev) {
spin_lock(&bdev_lock);
if (!inode->i_bdev) {
/*
* We take an additional reference to bd_inode,
* and it's released in clear_inode() of inode.
* So, we can access it via ->i_mapping always
* without igrab().
*/
bdgrab(bdev);
inode->i_bdev = bdev;
inode->i_mapping = bdev->bd_inode->i_mapping;
}
}
return bdev;
}
bd_acquire 中最主要的就是调用 bdget，它的参数是特殊 inode 的 i_rdev。这里面在 mknod 的时候，放的是设备号 dev_t。
struct block_device *bdget(dev_t dev)
{
struct block_device *bdev;
struct inode *inode;
inode = iget5_locked(blockdev_superblock, hash(dev),
bdev_test, bdev_set, &dev);
bdev = &BDEV_I(inode)->bdev;
if (inode->i_state & I_NEW) {
bdev->bd_contains = NULL;
bdev->bd_super = NULL;
bdev->bd_inode = inode;
bdev->bd_block_size = i_blocksize(inode);
bdev->bd_part_count = 0;
bdev->bd_invalidated = 0;
inode->i_mode = S_IFBLK;
inode->i_rdev = dev;
inode->i_bdev = bdev;
inode->i_data.a_ops = &def_blk_aops;
mapping_set_gfp_mask(&inode->i_data, GFP_USER);
spin_lock(&bdev_lock);
list_add(&bdev->bd_list, &all_bdevs);
spin_unlock(&bdev_lock);
unlock_new_inode(inode);
}
return bdev;
}
在 bdget 中，我们遇到了第三个文件系统，bdev 伪文件系统。bdget 函数根据传进来的 dev_t，在 blockdev_superblock 这个文件系统里面找到 inode。这里注意，这个 inode 已经不是 devtmpfs 文件系统的 inode 了。blockdev_superblock 的初始化在整个系统初始化的时候，会调用 bdev_cache_init 进行初始化。它的定义如下：
struct super_block *blockdev_superblock __read_mostly;
static struct file_system_type bd_type = {
.name = "bdev",
.mount = bd_mount,
.kill_sb = kill_anon_super,
};
void __init bdev_cache_init(void)
{
int err;
static struct vfsmount *bd_mnt;
bdev_cachep = kmem_cache_create("bdev_cache", sizeof(struct bdev_inode), 0, (SLAB_HWCACHE_ALIGN|SLAB_RECLAIM_ACCOUNT|SLAB_MEM_SPREAD|SLAB_ACCOUNT|SLAB_PANIC), init_once);
err = register_filesystem(&bd_type);
if (err)
panic("Cannot register bdev pseudo-fs");
bd_mnt = kern_mount(&bd_type);
if (IS_ERR(bd_mnt))
panic("Cannot create bdev pseudo-fs");
blockdev_superblock = bd_mnt->mnt_sb; /* For writeback */
}
所有表示块设备的 inode 都保存在伪文件系统 bdev 中，这些对用户层不可见，主要为了方便块设备的管理。Linux 将块设备的 block_device 和 bdev 文件系统的块设备的 inode，通过 struct bdev_inode 进行关联。所以，在 bdget 中，BDEV_I 就是通过 bdev 文件系统的 inode，获得整个 struct bdev_inode 结构的地址，然后取成员 bdev，得到 block_device。
struct bdev_inode {
struct block_device bdev;
struct inode vfs_inode;
};
绕了一大圈，我们终于通过设备文件 /dev/xxx，获得了设备的结构 block_device。有点儿绕，我们再捋一下。设备文件 /dev/xxx 在 devtmpfs 文件系统中，找到 devtmpfs 文件系统中的 inode，里面有 dev_t。我们可以通过 dev_t，在伪文件系统 bdev 中找到对应的 inode，然后根据 struct bdev_inode 找到关联的 block_device。
接下来，blkdev_get_by_path 开始做第二件事情，在找到 block_device 之后，要调用 blkdev_get 打开这个设备。blkdev_get 会调用 __blkdev_get。
在分析打开一个设备之前，我们先来看 block_device 这个结构是什么样的。
struct block_device {
dev_t bd_dev; /* not a kdev_t - it's a search key */
int bd_openers;
struct super_block * bd_super;
......
struct block_device * bd_contains;
unsigned bd_block_size;
struct hd_struct * bd_part;
unsigned bd_part_count;
int bd_invalidated;
struct gendisk * bd_disk;
struct request_queue * bd_queue;
struct backing_dev_info *bd_bdi;
struct list_head bd_list;
......
} ;
你应该能发现，这个结构和其他几个结构有着千丝万缕的联系，比较复杂。这是因为块设备本身就比较复杂。
比方说，我们有一个磁盘 /dev/sda，我们既可以把它整个格式化成一个文件系统，也可以把它分成多个分区 /dev/sda1、 /dev/sda2，然后把每个分区格式化成不同的文件系统。如果我们访问某个分区的设备文件 /dev/sda2，我们应该能知道它是哪个磁盘设备的。按说它们的驱动应该是一样的。如果我们访问整个磁盘的设备文件 /dev/sda，我们也应该能知道它分了几个区域，所以就有了下图这个复杂的关系结构。
struct gendisk 是用来描述整个设备的，因而上面的例子中，gendisk 只有一个实例，指向 /dev/sda。它的定义如下：
struct gendisk {
int major; /* major number of driver */
int first_minor;
int minors; /* maximum number of minors, =1 for disks that can't be partitioned. */
char disk_name[DISK_NAME_LEN]; /* name of major driver */
char *(*devnode)(struct gendisk *gd, umode_t *mode);
......
struct disk_part_tbl __rcu *part_tbl;
struct hd_struct part0;
const struct block_device_operations *fops;
struct request_queue *queue;
void *private_data;
int flags;
struct kobject *slave_dir;
......
};
这里 major 是主设备号，first_minor 表示第一个分区的从设备号，minors 表示分区的数目。
disk_name 给出了磁盘块设备的名称。
struct disk_part_tbl 结构里是一个 struct hd_struct 的数组，用于表示各个分区。struct block_device_operations fops 指向对于这个块设备的各种操作。struct request_queue queue 是表示在这个块设备上的请求队列。
struct hd_struct 是用来表示某个分区的，在上面的例子中，有两个 hd_struct 的实例，分别指向 /dev/sda1、 /dev/sda2。它的定义如下：
struct hd_struct {
sector_t start_sect;
sector_t nr_sects;
......
struct device __dev;
struct kobject *holder_dir;
int policy, partno;
struct partition_meta_info *info;
......
struct disk_stats dkstats;
struct percpu_ref ref;
struct rcu_head rcu_head;
};
在 hd_struct 中，比较重要的成员变量保存了如下的信息：从磁盘的哪个扇区开始，到哪个扇区结束。
而 block_device 既可以表示整个块设备，也可以表示某个分区，所以对于上面的例子，block_device 有三个实例，分别指向 /dev/sda1、/dev/sda2、/dev/sda。
block_device 的成员变量 bd_disk，指向的 gendisk 就是整个块设备。这三个实例都指向同一个 gendisk。bd_part 指向的某个分区的 hd_struct，bd_contains 指向的是整个块设备的 block_device。
了解了这些复杂的关系，我们再来看打开设备文件的代码，就会清晰很多。
static int __blkdev_get(struct block_device *bdev, fmode_t mode, int for_part)
{
struct gendisk *disk;
struct module *owner;
int ret;
int partno;
int perm = 0;
if (mode & FMODE_READ)
perm |= MAY_READ;
if (mode & FMODE_WRITE)
perm |= MAY_WRITE;
......
disk = get_gendisk(bdev->bd_dev, &partno);
......
owner = disk->fops->owner;
......
if (!bdev->bd_openers) {
bdev->bd_disk = disk;
bdev->bd_queue = disk->queue;
bdev->bd_contains = bdev;
if (!partno) {
ret = -ENXIO;
bdev->bd_part = disk_get_part(disk, partno);
......
if (disk->fops->open) {
ret = disk->fops->open(bdev, mode);
......
}
if (!ret)
bd_set_size(bdev,(loff_t)get_capacity(disk)<<9);
if (bdev->bd_invalidated) {
if (!ret)
rescan_partitions(disk, bdev);
......
}
......
} else {
struct block_device *whole;
whole = bdget_disk(disk, 0);
......
ret = __blkdev_get(whole, mode, 1);
......
bdev->bd_contains = whole;
bdev->bd_part = disk_get_part(disk, partno);
......
bd_set_size(bdev, (loff_t)bdev->bd_part->nr_sects << 9);
}
}
......
bdev->bd_openers++;
if (for_part)
bdev->bd_part_count++;
.....
}
在 __blkdev_get 函数中，我们先调用 get_gendisk，根据 block_device 获取 gendisk。具体代码如下：
/**
* get_gendisk - get partitioning information for a given device
* @devt: device to get partitioning information for
* @partno: returned partition index
*
* This function gets the structure containing partitioning
* information for the given device @devt.
*/
struct gendisk *get_gendisk(dev_t devt, int *partno)
{
struct gendisk *disk = NULL;
if (MAJOR(devt) != BLOCK_EXT_MAJOR) {
struct kobject *kobj;
kobj = kobj_lookup(bdev_map, devt, partno);
if (kobj)
disk = dev_to_disk(kobj_to_dev(kobj));
} else {
struct hd_struct *part;
part = idr_find(&ext_devt_idr, blk_mangle_minor(MINOR(devt)));
if (part && get_disk(part_to_disk(part))) {
*partno = part->partno;
disk = part_to_disk(part);
}
}
return disk;
}
我们可以想象这里面有两种情况。第一种情况是，block_device 是指向整个磁盘设备的。这个时候，我们只需要根据 dev_t，在 bdev_map 中将对应的 gendisk 拿出来就好。
bdev_map 是干什么的呢？前面咱们学习字符设备驱动的时候讲过，任何一个字符设备初始化的时候，都需要调用 __register_chrdev_region，注册这个字符设备。对于块设备也是类似的，每一个块设备驱动初始化的时候，都会调用 add_disk 注册一个 gendisk。
这里需要说明一下，gen 的意思是 general 通用的意思，也就是说，所有的块设备，不仅仅是硬盘 disk，都会用一个 gendisk 来表示，然后通过调用链 add_disk->device_add_disk->blk_register_region，将 dev_t 和一个 gendisk 关联起来，保存在 bdev_map 中。
static struct kobj_map *bdev_map;
static inline void add_disk(struct gendisk *disk)
{
device_add_disk(NULL, disk);
}
/**
* device_add_disk - add partitioning information to kernel list
* @parent: parent device for the disk
* @disk: per-device partitioning information
*
* This function registers the partitioning information in @disk
* with the kernel.
*/
void device_add_disk(struct device *parent, struct gendisk *disk)
{
......
blk_register_region(disk_devt(disk), disk->minors, NULL,
exact_match, exact_lock, disk);
.....
}
/*
* Register device numbers dev..(dev+range-1)
* range must be nonzero
* The hash chain is sorted on range, so that subranges can override.
*/
void blk_register_region(dev_t devt, unsigned long range, struct module *module,
struct kobject *(*probe)(dev_t, int *, void *),
int (*lock)(dev_t, void *), void *data)
{
kobj_map(bdev_map, devt, range, module, probe, lock, data);
}
get_gendisk 要处理的第二种情况是，block_device 是指向某个分区的。这个时候我们要先得到 hd_struct，然后通过 hd_struct，找到对应的整个设备的 gendisk，并且把 partno 设置为分区号。
我们再回到 __blkdev_get 函数中，得到 gendisk。接下来我们可以分两种情况。
如果 partno 为 0，也就是说，打开的是整个设备而不是分区，那我们就调用 disk_get_part，获取 gendisk 中的分区数组，然后调用 block_device_operations 里面的 open 函数打开设备。
如果 partno 不为 0，也就是说打开的是分区，那我们就获取整个设备的 block_device，赋值给变量 struct block_device *whole，然后调用递归 __blkdev_get，打开 whole 代表的整个设备，将 bd_contains 设置为变量 whole。
block_device_operations 就是在驱动层了。例如在 drivers/scsi/sd.c 里面，也就是 MODULE_DESCRIPTION(“SCSI disk (sd) driver”) 中，就有这样的定义。
static const struct block_device_operations sd_fops = {
.owner = THIS_MODULE,
.open = sd_open,
.release = sd_release,
.ioctl = sd_ioctl,
.getgeo = sd_getgeo,
#ifdef CONFIG_COMPAT
.compat_ioctl = sd_compat_ioctl,
#endif
.check_events = sd_check_events,
.revalidate_disk = sd_revalidate_disk,
.unlock_native_capacity = sd_unlock_native_capacity,
.pr_ops = &sd_pr_ops,
};
/**
* sd_open - open a scsi disk device
* @bdev: Block device of the scsi disk to open
* @mode: FMODE_* mask
*
* Returns 0 if successful. Returns a negated errno value in case
* of error.
**/
static int sd_open(struct block_device *bdev, fmode_t mode)
{
......
}
在驱动层打开了磁盘设备之后，我们可以看到，在这个过程中，block_device 相应的成员变量该填的都填上了，这才完成了 mount_bdev 的第一件大事，通过 blkdev_get_by_path 得到 block_device。
接下来就是第二件大事情，我们要通过 sget，将 block_device 塞进 superblock 里面。注意，调用 sget 的时候，有一个参数是一个函数 set_bdev_super。这里面将 block_device 设置进了 super_block。而 sget 要做的，就是分配一个 super_block，然后调用 set_bdev_super 这个 callback 函数。这里的 super_block 是 ext4 文件系统的 super_block。
sget(fs_type, test_bdev_super, set_bdev_super, flags | MS_NOSEC, bdev);
static int set_bdev_super(struct super_block *s, void *data)
{
s->s_bdev = data;
s->s_dev = s->s_bdev->bd_dev;
s->s_bdi = bdi_get(s->s_bdev->bd_bdi);
return 0;
}
/**
* sget - find or create a superblock
* @type: filesystem type superblock should belong to
* @test: comparison callback
* @set: setup callback
* @flags: mount flags
* @data: argument to each of them
*/
struct super_block *sget(struct file_system_type *type,
int (*test)(struct super_block *,void *),
int (*set)(struct super_block *,void *),
int flags,
void *data)
{
......
return sget_userns(type, test, set, flags, user_ns, data);
}
/**
* sget_userns - find or create a superblock
* @type: filesystem type superblock should belong to
* @test: comparison callback
* @set: setup callback
* @flags: mount flags
* @user_ns: User namespace for the super_block
* @data: argument to each of them
*/
struct super_block *sget_userns(struct file_system_type *type,
int (*test)(struct super_block *,void *),
int (*set)(struct super_block *,void *),
int flags, struct user_namespace *user_ns,
void *data)
{
struct super_block *s = NULL;
struct super_block *old;
int err;
......
if (!s) {
s = alloc_super(type, (flags & ~MS_SUBMOUNT), user_ns);
......
}
err = set(s, data);
......
s->s_type = type;
strlcpy(s->s_id, type->name, sizeof(s->s_id));
list_add_tail(&s->s_list, &super_blocks);
hlist_add_head(&s->s_instances, &type->fs_supers);
spin_unlock(&sb_lock);
get_filesystem(type);
register_shrinker(&s->s_shrink);
return s;
}
好了，到此为止，mount 中一个块设备的过程就结束了。设备打开了，形成了 block_device 结构，并且塞到了 super_block 中。
有了 ext4 文件系统的 super_block 之后，接下来对于文件的读写过程，就和文件系统那一章的过程一摸一样了。只要不涉及真正写入设备的代码，super_block 中的这个 block_device 就没啥用处。这也是为什么文件系统那一章，我们丝毫感觉不到它的存在，但是一旦到了底层，就到了 block_device 起作用的时候了，这个我们下一节仔细分析。

总结时刻

从这一节我们可以看出，块设备比字符设备复杂多了，涉及三个文件系统，工作过程我用一张图总结了一下，下面带你总结一下。
所有的块设备被一个 map 结构管理从 dev_t 到 gendisk 的映射；
所有的 block_device 表示的设备或者分区都在 bdev 文件系统的 inode 列表中；
mknod 创建出来的块设备文件在 devtemfs 文件系统里面，特殊 inode 里面有块设备号；
mount 一个块设备上的文件系统，调用这个文件系统的 mount 接口；
通过按照 /dev/xxx 在文件系统 devtmpfs 文件系统上搜索到特殊 inode，得到块设备号；
根据特殊 inode 里面的 dev_t 在 bdev 文件系统里面找到 inode；
根据 bdev 文件系统上的 inode 找到对应的 block_device，根据 dev_t 在 map 中找到 gendisk，将两者关联起来；
找到 block_device 后打开设备，调用和 block_device 关联的 gendisk 里面的 block_device_operations 打开设备；
创建被 mount 的文件系统的 super_block。

课堂练习

到这里，你是否真的体会到了 Linux 里面“一切皆文件”了呢？那个特殊的 inode 除了能够表示字符设备和块设备，还能表示什么呢？请你看代码分析一下。
欢迎留言和我分享你的疑惑和见解 ，也欢迎可以收藏本节内容，反复研读。你也可以把今天的内容分享给你的朋友，和他一起学习和进步。
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精选留言(12)

  • Spring
    2019-06-23
    读完这篇文章，我感觉用三个文件系统主要是为了解耦和可扩展。首先是open一个块设备，涉及两个文件系统：devtmpfs和伪文件系统bdev。通过devtmpfs中的设备号dev_t在伪文件系统bdev中找到block_device，然后打开，打开后再将block_device设置到主流文件系统的super_block中。设置到主流文件系统的super_block后，我们就可以通过主流文件系统（如ext4）的file_operations对块设备进行操作了。由于主流文件系统有很多，而且未来可能退出新的，写操作系统内核时不可能每次都针对新的文件系统进行更改，因此devtmpfs和伪文件系统只是为了获取和打开block_device，最终对block_device进行读写是交给主流文件系统的。
    展开

    作者回复: 是的

    共 2 条评论
    25
  • djfhchdh
    2019-06-22
    void init_special_inode(struct inode *inode, umode_t mode, dev_t rdev) { inode->i_mode = mode; if (S_ISCHR(mode)) { inode->i_fop = &def_chr_fops; inode->i_rdev = rdev; } else if (S_ISBLK(mode)) { inode->i_fop = &def_blk_fops; inode->i_rdev = rdev; } else if (S_ISFIFO(mode)) inode->i_fop = &pipefifo_fops; else if (S_ISSOCK(mode)) ; /* leave it no_open_fops */ } 从这段代码可以看出，/dev/xxx设备文件对应的特殊inode还可以表示FIFO、SOCK
    展开

    作者回复: 是的

    5
  • 安排
    2019-06-14
    如果block_device是指向某个分区的，我们要先找到hd_struct，然后根据hd_struct找到对应整个设备的gendisk，这里是怎么根据hd_struct找到对应整个设备的gendisk的啊？

    作者回复: 有指针

    共 2 条评论
    2
  • 小龙的城堡
    2019-06-14
    能解释下为什么打开一个块设备需要3个文件系统配合？为什么不是两个，也不是4个？感觉一堆代码分析，越来越晕了。

    作者回复: 每一个都有自己的用处呀，一切接文件，所以为了管理方便，所有想对外暴露管理接口的，文件都是首选的方式。

    2
  • 皮皮侠
    2020-11-07
    回答老师问题：还可以表示网络socket和管道
    1
  • 小庄.Jerry
    2019-11-14
    格式化的时候不会设置superblock吗
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  • Damoncui
    2022-12-13 来自北京
    没有课代表可让我怎么活啊~
  • 彭东林
    2022-06-26
    我记得hd_struct的第0项表示的并不是分区，而是整个磁盘，即指向的是disk->part0
  • 李富
    2022-03-19
    字符设备为什么不用挂载的老师
  • 皮皮侠
    2020-11-07
    再请教两个问题：1.block_device结构和gendisk里的operation是不是可以理解为操作系统和硬件两方的结合点？2.adddisk操作为何用自旋锁而不用其他锁呢？
  • 一笔一画
    2019-06-16
    为什么查找ext4fs文件系统的内容需要devtmps来管理，感觉设计不太合理？

    作者回复: 一切皆文件，管理它也需要文件

  • 安排
    2019-06-14
    bdev这个文件系统的内容是不会持久化到磁盘的，既然这样，那么为什么要组织成文件系统的形式呢？ 对内存中的文件系统不太了解，下面是我的理解，希望老师给予指正： bdev里面由各种数据结构组成，例如链表、树之类的。这些结构和通常的文件系统用的那些数据结构相同，而且组织成了和通常的文件系统类似的形式，所以这里就把bdev代表的这一对数据结构组成的东西叫做文件系统。 如果把bdev组织成和通常的文件系统大不相同的形式，是不是也可以完成本文中的功能？那么这时候就不把bdev叫做文件系统了，而它就是一堆普通的数据结构。
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    作者回复: 一切皆文件