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linux 設備驅(qū)動模型是 Linux 內(nèi)核開發(fā)中非常重要的一部分，它的作用是抽象硬件，為高級應用程序提供接口，同時也為驅(qū)動程序提供一種標準化的接口和規(guī)范。通過這種模型，我們可以像應用程序一樣簡單地和硬件進行交互，而不是需要直接操作硬件。
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本文將對 Linux 設備驅(qū)動模型作出詳細解析，包括它的原理、組織架構、部件和 API 接口等方面。我們希望能夠幫助大家更全面的了解 Linux 的設備驅(qū)動模型，以及如何使用該模型來編寫硬件驅(qū)動程序。
一. 設備驅(qū)動模型的原理
Linux 設備驅(qū)動模型的核心原理是將設備抽象成一個標準框架，通過該框架，應用程序和設備驅(qū)動程序可以更高效地交互。在設備驅(qū)動模型中，設備分為了兩個主要部分：實體和驅(qū)動程序。實體是指設備的硬件實現(xiàn)，而驅(qū)動程序則是設備和應用程序之間的中間件，用于將硬件的實現(xiàn)和應用程序之間的通信橋梁聯(lián)系起來。
驅(qū)動程序的功能是將系統(tǒng)中的設備管理起來，并向用戶空間提供一些接口，以便于用戶控制和使用系統(tǒng)中的設備。這其中，最重要的部分就是設備的注冊和管理。在 Linux 設備驅(qū)動模型中，每個設備都有自己固定的屬性，例如它的名字、類型、硬件編號等。通過這些屬性，我們可以更方便快捷地管理系統(tǒng)中的設備，并調(diào)用其接口。
二. 設備驅(qū)動模型的組織架構
Linux 設備驅(qū)動模型由多個組件構成，在這些組件中，設備和驅(qū)動程序分別被分配到不同的分層中進行管理。下面是Linux 設備驅(qū)動模型中的各個組件：
1.總線 (Bus)
總線是對設備和 CPU 之間的物理連接進行抽象，以便于 Linux 內(nèi)核將其高效地管理?？偩€是 Linux 設備驅(qū)動模型的之一層組件，因為它代表了最基本的硬件組件。
Linux 內(nèi)核同時支持很多不同類型的總線，例如 PCI 總線、USB 總線、ACPI 總線、I2C 總線等，每種總線都有不同的特征和屬性。在 Linux 內(nèi)核中，總線是通過一個名為 bus_type 的結(jié)構體來描述的。
2.設備 (Device)
設備是總線上附加的實體，它代表了一個特定類型的硬件實現(xiàn)。在 Linux 設備驅(qū)動模型中，設備是第二層組件。每個設備都包括一個設備 ID（也稱為硬件 ID）和一個設備節(jié)點
3.驅(qū)動程序 (Driver)
驅(qū)動程序也是 Linux 設備驅(qū)動模型中的重要組件，它負責把設備和應用程序之間的通信橋梁聯(lián)系起來。驅(qū)動程序是設備的第三層組件，在 Linux 內(nèi)核中，它由一個名為次設備對象 (sub-device) 的結(jié)構體來表示。
驅(qū)動程序的功能很多，包括初始化設備、分配 I/O 內(nèi)存空間、處理中斷、提供訪問接口等。這其中，其中最重要的是設備的注冊和管理，我們可以采用 sysfs 接口來操作設備的屬性，采用 device driver 接口進行驅(qū)動程序的編寫和注冊。
4.總線驅(qū)動 (Bus Driver)
總線驅(qū)動是總線和設備之間的中間件，它將總線和設備的驅(qū)動程序連接起來，以便于更好地管理系統(tǒng)中的總線和設備對象。在 Linux 設備驅(qū)動模型中，總線驅(qū)動作為一個獨立的組件存在，其主要功能是通過總線接口與設備驅(qū)動程序進行通信。總線驅(qū)動是通過一個名為 bus_driver 的結(jié)構體來描述的。
Linux 設備驅(qū)動模型是一個非常復雜的結(jié)構，它由多個部件組合而成。每個部件都有自己特定的功能，并與其他部件相互關聯(lián)，共同構建一個健全的設備驅(qū)動模型。
三. 設備驅(qū)動模型的 API 接口
Linux 設備驅(qū)動模型提供了許多 API 接口，我們可以利用這些接口來操作和管理系統(tǒng)中的各種設備和驅(qū)動程序。以下是一些常用的 API 接口：
1.設備驅(qū)動程序接口
設備驅(qū)動程序接口指的是與設備驅(qū)動程序相關的 API 接口，主要包括 “注冊驅(qū)動程序”、”注銷驅(qū)動程序”、“內(nèi)存分配接口”、“掛起接口”、“中斷處理接口”、“設備屬性操作接口等。
在 Linux 設備驅(qū)動模型中，驅(qū)動程序注冊是一個非常重要的過程。它幫助我們把設備的驅(qū)動程序注冊到 Linux 內(nèi)核中去，以便系統(tǒng)可以識別、管理設備。注冊驅(qū)動程序的過程可以調(diào)用 register_chrdev() 函數(shù)來實現(xiàn)。
2.設備節(jié)點接口
設備節(jié)點接口是通過 sysfs 接口在設備樹中創(chuàng)建設備節(jié)點的接口。它幫助我們更方便地操作設備屬性和系統(tǒng)信息，并提供了一種標準化的數(shù)據(jù)交換格式。
在設備節(jié)點接口中，我們可以使用 sysfs 接口來操作設備節(jié)點的屬性，例如寫入和讀取設備屬性、設定設備屬性等。
3.總線驅(qū)動程序接口
總線驅(qū)動程序是與總線驅(qū)動相關的 API 接口，它可以幫助我們更好地管理系統(tǒng)中的總線和設備對象。
總線驅(qū)動程序接口提供了一些函數(shù)，例如總線驅(qū)動程序注冊函數(shù)、設備驅(qū)動程序綁定函數(shù)、設備驅(qū)動程序解綁函數(shù)等，這些函數(shù)可以在驅(qū)動程序的編寫和注冊中加以使用，以幫助我們更好地管理系統(tǒng)設備。
本文主要介紹了 Linux 設備驅(qū)動模型的原理、組織架構和 API 接口。通過這些知識，我們已經(jīng)可以更加深入地了解 Linux 設備驅(qū)動模型，并在實際中更好地操作和管理系統(tǒng)中的各種設備和驅(qū)動程序。希望這篇文章對大家有所幫助。
相關問題拓展閱讀：
- linux的內(nèi)核模塊都在哪里放著啊
- Linux 磁盤IO
linux的內(nèi)核模塊都在哪里放著啊
一個完整的Linux內(nèi)核一般由5部分組成，它們分別是內(nèi)存管理、進程管理、進程間通信、虛擬文件系統(tǒng)和網(wǎng)絡接口。1、內(nèi)存管理內(nèi)存管理主要完成的是如何合理有效地管理整個系統(tǒng)的物理內(nèi)存，同時快速響應內(nèi)核各個子系統(tǒng)對內(nèi)存分配的請求。Linux內(nèi)存管理支持虛擬內(nèi)存，而多余出的這部分內(nèi)存就是通過磁盤申請得到的，平時系統(tǒng)只把當前運行的程序塊保留在內(nèi)存中，其他程序塊則保留在磁盤中。薯返在內(nèi)存緊缺時，內(nèi)存管理負責在磁盤和內(nèi)存間交換程序塊。2、進程管理進程管理主要盯手舉控制系統(tǒng)進程對CPU的訪問。當需要某個進程運行時，由進程調(diào)度器根據(jù)基于優(yōu)先級的調(diào)度算法啟動新的進程。：Linux支持多任務運行，那么如何在一個單CPU上支持多任務呢？這個工作就是由進程調(diào)度管理來凱碧實現(xiàn)的。在系統(tǒng)運行時，每個進程都會分得一定的時間片，然后進程調(diào)度器根據(jù)時間片的不同，選擇每個進程依次運行，例如當某個進程的時間片用完后，調(diào)度器會選擇一個新的進程繼續(xù)運行。由于切換的時間和頻率都非常的快，由此用戶感覺是多個程序在同時運行，而實際上，CPU在同一時間內(nèi)只有一個進程在運行，這一切都是進程調(diào)度管理的結(jié)果。3、進程間通信進程間通信主要用于控制不同進程之間在用戶空間的同步、數(shù)據(jù)共享和交換。由于不用的用戶進程擁有不同的進程空間，因此進程間的通信要借助于內(nèi)核的中轉(zhuǎn)來實現(xiàn)。一般情況下，當一個進程等待硬件操作完成時，會被掛起。當硬件操作完成，進程被恢復執(zhí)行，而協(xié)調(diào)這個過程的就是進程間的通信機制。4、虛擬文件系統(tǒng)Linux內(nèi)核中的虛擬文件系統(tǒng)用一個通用的文件模型表示了各種不同的文件系統(tǒng)，這個文件模型屏蔽了很多具體文件系統(tǒng)的差異，使Linux內(nèi)核支持很多不同的文件系統(tǒng)，這個文件系統(tǒng)可以分為邏輯文件系統(tǒng)和設備驅(qū)動程序：邏輯文件系統(tǒng)指Linux所支持的文件系統(tǒng)，例如ext2、ext3和fat等；設備驅(qū)動程序指為每一種硬件控制器所編寫的設備驅(qū)動程序模塊。5、網(wǎng)絡接口網(wǎng)絡接口提供了對各種網(wǎng)絡標準的實現(xiàn)和各種網(wǎng)絡硬件的支持。網(wǎng)絡接口一般分為網(wǎng)絡協(xié)議和網(wǎng)絡驅(qū)動程序。網(wǎng)絡協(xié)議部分負責實現(xiàn)每一種可能的網(wǎng)絡傳輸協(xié)議。網(wǎng)絡設備驅(qū)動程序則主要負責與硬件設備進行通信，每一種可能的網(wǎng)絡硬件設備都有相應的設備驅(qū)動程序。
Linux 磁盤IO
磁盤結(jié)構與數(shù)據(jù)存儲方式, 數(shù)據(jù)是如何存儲的，又通過怎樣的方式被訪問？
機械硬盤主要由磁盤盤片、磁頭、主軸與傳動軸等組成；數(shù)據(jù)就存放在磁盤盤片中
現(xiàn)代硬盤尋道都是采用CHS( Cylinder Head Sector )的方式，硬盤讀取數(shù)據(jù)時，讀寫磁頭沿徑向移動，移到要讀取的扇區(qū)所在磁道的上方，這段時間稱為
尋道時間(seek time)
。
因讀寫磁頭的起始位置與目標位置之間的距離不同，尋道時間也不同
。磁頭到達指定磁道后，然后通過盤片的旋轉(zhuǎn)，使得要讀取的扇區(qū)轉(zhuǎn)到讀寫磁頭的下方，這段時間稱為
旋轉(zhuǎn)延遲時間(rotational latencytime)
。然后再讀寫數(shù)據(jù)，讀手租寫數(shù)據(jù)也需要時間，這段時間稱為
傳輸時間(transfer time)
。
固態(tài)硬盤主要由主控芯片、閃存顆粒與緩存組成；數(shù)據(jù)就存放在閃存芯片中
通過主控芯片進行尋址， 因為畢好兆是電信號方式， 沒有任何物理結(jié)構， 所以尋址速度非?？烨遗c數(shù)據(jù)存儲位置無關
如何查看系統(tǒng)IO狀態(tài)
查看磁盤空間
調(diào)用 open , fwrite 時到底發(fā)生了什么?
在一個IO過程中，以下5個API/系統(tǒng)調(diào)用是必不可少的
Create 函數(shù)用來打開一個文件，如果該文件不存在，那么需要在磁盤上創(chuàng)建該文件
Open 函數(shù)用于打開一個指定的文件。如果在 Open 函數(shù)中指定 O_CREATE 標記，那么 Open 函數(shù)同樣可以實現(xiàn) Create 函數(shù)的功能
Clos e函數(shù)用于釋放文件句柄
Write 和 Read 函數(shù)用于實現(xiàn)文件的讀寫過程
O_SYNC (先寫緩存, 但是需要實際落襪粗盤之后才返回, 如果接下來有讀請求, 可以從內(nèi)存讀 ), write-through
O_DSYNC (D=data, 類似O_SYNC, 但是只同步數(shù)據(jù), 不同步元數(shù)據(jù))
O_DIRECT (直接寫盤, 不經(jīng)過緩存)
O_ASYNC (異步IO, 使用信號機制實現(xiàn), 不推薦, 直接用aio_xxx)
O_NOATIME (讀取的時候不更新文件 atime(access time))
sync() 全局緩存寫回磁盤
fsync() 特定fd的sync()
fdatasync() 只刷數(shù)據(jù), 不同步元數(shù)據(jù)
mount noatime(全局不記錄atime), re方式(只讀), sync(同步方式)
一個IO的傳奇一生 這里有一篇非常好的資料，講述了整個IO過程；
下面簡單記錄下自己的理解的一次常見的Linux IO過程， 想了解更詳細及相關源碼，非常推薦閱讀上面的原文
Linux IO體系結(jié)構
Superblock
超級描述了整個文件系統(tǒng)的信息。為了保證可靠性，可以在每個塊組中對superblock進行備份。為了避免superblock冗余過多，可以采用稀疏存儲的方式，即在若干個塊組中對superblock進行保存，而不需要在所有的塊組中都進行備份
GDT 組描述符表
組描述符表對整個組內(nèi)的數(shù)據(jù)布局進行了描述。例如，數(shù)據(jù)塊位圖的起始地址是多少？inode位圖的起始地址是多少？inode表的起始地址是多少？塊組中還有多少空閑塊資源等。組描述符表在superblock的后面
數(shù)據(jù)塊位圖
數(shù)據(jù)塊位圖描述了塊組內(nèi)數(shù)據(jù)塊的使用情況。如果該數(shù)據(jù)塊已經(jīng)被某個文件使用，那么位圖中的對應位會被置1，否則該位為0
Inode位圖
Inode位圖描述了塊組內(nèi)inode資源使用情況。如果一個inode資源已經(jīng)使用，那么對應位會被置1
Inode表
（即inode資源）和數(shù)據(jù)塊。這兩塊占據(jù)了塊組內(nèi)的絕大部分空間，特別是數(shù)據(jù)塊資源
一個文件是由inode進行描述的。一個文件占用的數(shù)據(jù)塊block是通過inode管理起來的
。在inode結(jié)構中保存了直接塊指針、一級間接塊指針、二級間接塊指針和三級間接塊指針。對于一個小文件，直接可以采用直接塊指針實現(xiàn)對文件塊的訪問；對于一個大文件，需要采用間接塊指針實現(xiàn)對文件塊的訪問
最簡單的調(diào)度器。它本質(zhì)上就是一個鏈表實現(xiàn)的
fifo
隊列，并對請求進行簡單的
合并
處理。
調(diào)度器本身并沒有提供任何可以配置的參數(shù)
讀寫請求被分成了兩個隊列， 一個用訪問地址作為索引，一個用進入時間作為索引，并且采用兩種方式將這些request管理起來；
在請求處理的過程中，deadline算法會優(yōu)先處理那些訪問地址臨近的請求，這樣可以更大程度的減少磁盤抖動的可能性。
只有在有些request即將被餓死的時候，或者沒有辦法進行磁盤順序化操作的時候，deadline才會放棄地址優(yōu)先策略，轉(zhuǎn)而處理那些即將被餓死的request
deadline算法可調(diào)整參數(shù)
read_expire
: 讀請求的超時時間設置(ms)。當一個讀請求入隊deadline的時候，其過期時間將被設置為當前時間＋read_expire，并放倒fifo_list中進行排序
write_expire
:寫請求的超時時間設置(ms)
fifo_batch
:在順序（sort_list）請求進行處理的時候，deadline將以batch為單位進行處理。每一個batch處理的請求個數(shù)為這個參數(shù)所限制的個數(shù)。在一個batch處理的過程中，不會產(chǎn)生是否超時的檢查，也就不會產(chǎn)生額外的磁盤尋道時間。這個參數(shù)可以用來平衡順序處理和饑餓時間的矛盾，當饑餓時間需要盡可能的符合預期的時候，我們可以調(diào)小這個值，以便盡可能多的檢查是否有饑餓產(chǎn)生并及時處理。增大這個值當然也會增大吞吐量，但是會導致處理饑餓請求的延時變長
writes_starved
:這個值是在上述deadline出隊處理之一步時做檢查用的。用來判斷當讀隊列不為空時，寫隊列的饑餓程度是否足夠高，以時deadline放棄讀請求的處理而處理寫請求。當檢查存在有寫請求的時候，deadline并不會立即對寫請求進行處理，而是給相關數(shù)據(jù)結(jié)構中的starved進行累計，如果這是之一次檢查到有寫請求進行處理，那么這個計數(shù)就為1。如果此時writes_starved值為2，則我們認為此時饑餓程度還不足夠高，所以繼續(xù)處理讀請求。只有當starved >= writes_starved的時候，deadline才回去處理寫請求?？梢哉J為這個值是用來平衡deadline對讀寫請求處理優(yōu)先級狀態(tài)的，這個值越大，則寫請求越被滯后處理，越小，寫請求就越可以獲得趨近于讀請求的優(yōu)先級
front_merges
:當一個新請求進入隊列的時候，如果其請求的扇區(qū)距離當前扇區(qū)很近，那么它就是可以被合并處理的。而這個合并可能有兩種情況，一個是向當前位置后合并，另一種是向前合并。在某些場景下，向前合并是不必要的，那么我們就可以通過這個參數(shù)關閉向前合并。默認deadline支持向前合并，設置為0關閉
在調(diào)度一個request時，首先需要選擇一個一個合適的cfq_group。Cfq調(diào)度器會為每個cfq_group分配一個時間片，當這個時間片耗盡之后，會選擇下一個cfq_group。每個cfq_group都會分配一個vdisktime，并且通過該值采用紅黑樹對cfq_group進行排序。在調(diào)度的過程中，每次都會選擇一個vdisktime最小的cfq_group進行處理。
一個cfq_group管理了7棵service tree，每棵service tree管理了需要調(diào)度處理的對象cfq_queue。因此，一旦cfq_group被選定之后，需要選擇一棵service tree進行處理。這7棵service tree被分成了三大類，分別為RT、BE和IDLE。這三大類service tree的調(diào)度是按照優(yōu)先級展開的
通過優(yōu)先級可以很容易的選定一類Service tree。當一類service tree被選定之后，采用service time的方式選定一個合適的cfq_queue。每個Service tree是一棵紅黑樹，這些紅黑樹是按照service time進行檢索的，每個cfq_queue都會維護自己的service time。分析到這里，我們知道，cfq算法通過每個cfq_group的vdisktime值來選定一個cfq_group進行服務，在處理cfq_group的過程通過優(yōu)先級選擇一個最需要服務的service tree。通過該Service tree得到最需要服務的cfq_queue。該過程在 cfq_select_queue 函數(shù)中實現(xiàn)
一個cfq_queue被選定之后，后面的過程和deadline算法有點類似。在選擇request的時候需要考慮每個request的延遲等待時間，選擇那種等待時間最長的request進行處理。但是，考慮到磁盤抖動的問題，cfq在處理的時候也會進行順序批量處理，即將那些在磁盤上連續(xù)的request批量處理掉
cfq調(diào)度算法的參數(shù)
back_seek_max
:磁頭可以向后尋址的更大范圍，默認值為16M
back_seek_penalty
:向后尋址的懲罰系數(shù)。這個值是跟向前尋址進行比較的
fifo_expire_async
:設置異步請求的超時時間。同步請求和異步請求是區(qū)分不同隊列處理的，cfq在調(diào)度的時候一般情況都會優(yōu)先處理同步請求，之后再處理異步請求，除非異步請求符合上述合并處理的條件限制范圍內(nèi)。當本進程的隊列被調(diào)度時，cfq會優(yōu)先檢查是否有異步請求超時，就是超過fifo_expire_async參數(shù)的限制。如果有，則優(yōu)先發(fā)送一個超時的請求，其余請求仍然按照優(yōu)先級以及扇區(qū)編號大小來處理
fifo_expire_sync
:這個參數(shù)跟上面的類似，區(qū)別是用來設置同步請求的超時時間
slice_idle
:參數(shù)設置了一個等待時間。這讓cfq在切換cfq_queue或service tree的時候等待一段時間，目的是提高機械硬盤的吞吐量。一般情況下，來自同一個cfq_queue或者service tree的IO請求的尋址局部性更好，所以這樣可以減少磁盤的尋址次數(shù)。這個值在機械硬盤上默認為非零。當然在固態(tài)硬盤或者硬RAID設備上設置這個值為非零會降低存儲的效率，因為固態(tài)硬盤沒有磁頭尋址這個概念，所以在這樣的設備上應該設置為0，關閉此功能
group_idle
:這個參數(shù)也跟上一個參數(shù)類似，區(qū)別是當cfq要切換cfq_group的時候會等待一段時間。在cgroup的場景下，如果我們沿用slice_idle的方式，那么空轉(zhuǎn)等待可能會在cgroup組內(nèi)每個進程的cfq_queue切換時發(fā)生。這樣會如果這個進程一直有請求要處理的話，那么直到這個cgroup的配額被耗盡，同組中的其它進程也可能無法被調(diào)度到。這樣會導致同組中的其它進程餓死而產(chǎn)生IO性能瓶頸。在這種情況下，我們可以將slice_idle ＝ 0而group_idle ＝ 8。這樣空轉(zhuǎn)等待就是以cgroup為單位進行的，而不是以cfq_queue的進程為單位進行，以防止上述問題產(chǎn)生
low_latency
:這個是用來開啟或關閉cfq的低延時（low latency）模式的開關。當這個開關打開時，cfq將會根據(jù)target_latency的參數(shù)設置來對每一個進程的分片時間（slice time）進行重新計算。這將有利于對吞吐量的公平（默認是對時間片分配的公平）。關閉這個參數(shù)（設置為0）將忽略target_latency的值。這將使系統(tǒng)中的進程完全按照時間片方式進行IO資源分配。這個開關默認是打開的
target_latency
:當low_latency的值為開啟狀態(tài)時，cfq將根據(jù)這個值重新計算每個進程分配的IO時間片長度
quantum
:這個參數(shù)用來設置每次從cfq_queue中處理多少個IO請求。在一個隊列處理事件周期中，超過這個數(shù)字的IO請求將不會被處理。這個參數(shù)只對同步的請求有效
slice_sync
:當一個cfq_queue隊列被調(diào)度處理時，它可以被分配的處理總時間是通過這個值來作為一個計算參數(shù)指定的。公式為： time_slice = slice_sync + (slice_sync/5 * (4 – prio)) 這個參數(shù)對同步請求有效
slice_async
:這個值跟上一個類似，區(qū)別是對異步請求有效
slice_async_rq
:這個參數(shù)用來限制在一個slice的時間范圍內(nèi)，一個隊列最多可以處理的異步請求個數(shù)。請求被處理的更大個數(shù)還跟相關進程被設置的io優(yōu)先級有關
通常在Linux上使用的IO接口是同步方式的，進程調(diào)用 write / read 之后會阻塞陷入到內(nèi)核態(tài)，直到本次IO過程完成之后，才能繼續(xù)執(zhí)行，下面介紹的異步IO則沒有這種限制，但是當前Linux異步IO尚未成熟
目前Linux aio還處于較不成熟的階段，只能在 O_DIRECT 方式下才能使用(glibc_aio)，也就是無法使用默認的Page Cache機制
正常情況下，使用aio族接口的簡要方式如下：
io_uring 是 2023 年 5 月發(fā)布的 Linux 5.1 加入的一個重大特性 —— Linux 下的全新的異步 I/O 支持，希望能徹底解決長期以來 Linux AIO 的各種不足
io_uring 實現(xiàn)異步 I/O 的方式其實是一個生產(chǎn)者-消費者模型:
邏輯卷管理
RAID0
RAID1
RAID5（糾錯）
條帶化
Linux系統(tǒng)性能調(diào)整：IO過程
Linux的IO調(diào)度
一個IO的傳奇一生
理解inode
Linux 文件系統(tǒng)是怎么工作的？
Linux中Buffer cache性能問題一探究竟
Asynchronous I/O and event notification on linux
AIO 的新歸宿：io_uring
關于linux 設備驅(qū)動模型的介紹到此就結(jié)束了，不知道你從中找到你需要的信息了嗎 ？如果你還想了解更多這方面的信息，記得收藏關注本站。
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當前文章：Linux設備驅(qū)動模型原理解析 (linux 設備驅(qū)動模型)
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