Ch5- 字元裝置驅動程式的進階操作

1. Ch5-字元裝置驅動程式的進階操作

2. Outline • Introduction • 5.1 ioctl 5.2 推延式I/O • 5.3 poll與select 5.4 非同步通知 • 5.5 改變裝置的存取點 5.6 裝置檔的存取控制 • 5.7 回溯相容性 5.8 速查參考

3. 5-Introduction • 驅動程式除了讀寫動作之外，通常還需要提供各種控制硬體的能力，而控制動作通常是透過ioctl作業方法來實施。 • 不過，並非所有的裝置都採用ioctl控制方式，有的驅動程式採用了另一種控制技術(預先定義一組特殊序列來當成控制命令)，例如：tty<ch-5.1.7> • ioctl( )系統呼叫為驅動程式提供了一個下達“裝置特有的命令(device-specific command)”的管道。這類命令的定義與功能是隨硬體裝置而定： • 設定暫存器的狀態 • 進入或離開某作業某作業模式 • ioctl( )的作用：控制I/O通道

4. 5.1-ioctl • User-space的觀點來看，ioctl( )系統呼叫的函式原形如下： int ioctl (int fd, int cmd, …) fd : file descriptor，檔案描述單元 cmd : 控制命令 … : 並非代表不定量引數，而是一個可有可無的引數-習慣上表示為 char *argp(為了通過編譯時期的型別檢查type checking) • ioctl作業方法會收到下列宣告的引數： int (*ioctl) (struct inode *inode, struct file *file, unsigned int cmd, unsigned long arg) inode指標指向對應到應用程式傳來的fd… filp指標指向一個代表裝置節點的file結構 cmd的值等於ioctl( )系統呼叫的第二引數 如果應用程式發出的ioctl( )系統呼叫有第三個引數，則ioctl作業方法會收到一個unsigned long型別的arg引數，否則無意義

5. 5.1-ioctl • 由於編譯器無法檢查而外引數的型別，因此，當應用程式傳遞了一個無效引數給ioctl( )，驅動程式也要到執行期才會知道錯誤。這項缺點是ioctl系統定義使然，但卻是ioctl( )為了提供通用功能性的必然代價。 • 大部份驅動程式實作出來的ioctl作業方法都包含了一個switch敘述，並依據cmd引數來選擇正確的處理程序。 • 不同的命令(cmd)有不同的代表值，通常在標頭檔裡定義一組符號來代表各個命令值<ex : scull驅動程式就在scull.h標頭檔裡宣告一組命令代號>

6. 5.1.1-選擇ioctl命令編號 • 編寫ioctl的具體程式之前，必須先為各個命令挑選對應的編號。最簡單的選擇“從1開始逐一分配”是行不通的。 • 系統上，每個命令的編號都必須是獨一無二的 : • 以免正確命令被下達到錯誤裝置所造成的災難。 • 若沒有重複的ioctl命令編號，則搞錯對象的程式就會收到EINVAL錯誤，不至於…。 • 初版的linux採用16bits的編號 : • 高八位元代表裝置個體的“魔數(magic number)” • 低八位元則是供裝置內部使用的“序號(sequence number)” • 同系統上，沒有相同魔數的裝置。同一裝置裡沒有重複的序號。<clueless說：這樣的劃分是他一時的無知> #define SCULL_IOCTL1 0x6b01 #define SCULL_IOCTL2 0x6b02

7. 5.1.1-選擇ioctl命令編號 • 新版的劃分法則： • 查閱include/asm/ioctl.h(定義所要使用的各個位元欄，包括：類型, 魔數, 流水號, 傳輸方向) • 查閱Documentation/ioctl-number.txt(列出所有已經分配給核心的魔術，及解釋了為何應該採用新法則) • 新的劃分法使用四個位元欄位<定義在linuxioctl.h> • type(magic number) : 自己挑選一個符合規定的數值，並用於整個驅動程式。欄位長度為_IOC_TYPEBITS(8-bits) • number(ordinal number) : 可稱為序號，此欄位的長度為_IOC_NRBITS(8-bits) • direction : 傳輸方向，代表資料的流向。包括(_IOC_NONE, _IOC_READ, _IOC_WRITE, _IOC_READ | _IOC_WRITE)。英站在應用程式的觀點來看。 • size : 使用者資料量。此欄位的寬度隨硬體平台而定。(8-bits~14-bits)建議在8-bits以下來保持可移值性。

8. 5.1.1-選擇ioctl命令編號 • 整數引數的傳遞方式有兩種，一是透過指標，二是直接給明確數值；ioctl( )的普遍慣例，應該採用指標來交換數值。 • 對於系統呼叫的回傳值有不成文的慣例：負值代表錯誤且被用來設定user-space的errno變數，正值的意義由系統呼叫自己決定。 • 連動atomic(在實務上，驅動程式偶而會需要一口氣完成原本是分離的兩項動作，尤其是應用程式需要設定, 或釋放lock時)： • X(交換)=G(取得)+S(設定) H(移位)=T(通知)+Q(查詢) / * S means “Set” through a ptr,(設定) * T means “Tell” directly with the argument value(通知) * G means “Get”: reply by setting through a pointer(取得) * Q means “Query”: response is on the return value(查詢) * X means “eXchange”: G and S atomically(交換) * H means “sHift”: T and Q atomically(移位) */

9. #define SCULL_IOC_MAGIC 'k' #define SCULL_IOCRESET _IO(SCULL_IOC_MAGIC, 0) /* Use 'k' as magic number */ #define SCULL_IOCSQUANTUM _IOW(SCULL_IOC_MAGIC, 1, scull_quantum) #define SCULL_IOCSQSET _IOW(SCULL_IOC_MAGIC, 2, scull_qset) #define SCULL_IOCTQUANTUM _IO(SCULL_IOC_MAGIC, 3) #define SCULL_IOCTQSET _IO(SCULL_IOC_MAGIC, 4) #define SCULL_IOCGQUANTUM _IOR(SCULL_IOC_MAGIC, 5, scull_quantum) #define SCULL_IOCGQSET _IOR(SCULL_IOC_MAGIC, 6, scull_qset) #define SCULL_IOCQQUANTUM _IO(SCULL_IOC_MAGIC, 7) #define SCULL_IOCQQSET _IO(SCULL_IOC_MAGIC, 8) #define SCULL_IOCXQUANTUM _IOWR(SCULL_IOC_MAGIC, 9, scull_quantum) #define SCULL_IOCXQSET _IOWR(SCULL_IOC_MAGIC,10, scull_qset) #define SCULL_IOCHQUANTUM _IO(SCULL_IOC_MAGIC, 11) #define SCULL_IOCHQSET _IO(SCULL_IOC_MAGIC, 12) /*HARDRESET命令，可將模組的用量計次歸零*/

10. 5.1.2-ioctl的回傳值 • ioctl作業方法的具體內容，主要是用來分辨命令編號(cmd引數)的switch敘述。 • 如果cmd不符合任何命令編號，則default應做？ • 許多核心合適採取的行為是回傳-EINVAL(Invalid Argument)，這是合理的。 • 但，POSIX標準卻規定回傳-ENOTTY(Not a typewriter)這不甚合理，但libc6已將訊息改成比較合理的“Inappropriate ioctl for device”

11. 5.1.3-預先定義的ioctl命令 • 雖然ioctl( )系統呼叫的主要作用對象是硬體裝置，但是核心本身仍能辨認少數幾個命令(預設命令)。因此，當你挑選的ioctl命令編號剛好與預定命令相同，則你寫出來的ioctl作業方法將永遠收不到該命令，而應用程式也會因為發出衝突的ioctl命令而遭遇到意外。 • 預定命令分為三大類： • 可作用於任何檔案(正常檔, 裝置檔, FTFO或socket)的命令 • 只對正常檔案有作用的命令 • 只能用於特定檔案系統類型的命令 • 驅動程式設計者只須注意第一類命令(其魔數是“T”)

12. 5.1.3-預先定義的ioctl命令 • 以下是核心內建的ioctl命令，可作用於任何檔案： • FIOCLEX：設立close-on-exec旗標。當某行程開始執行(使用exec系統呼叫) • FIONCLEX：撤銷close-on-exec旗標 • FIOASYNC：設立或撤銷檔案的“非同步通知” • FIONBIO：”File IOctl Nonblock I/O”此命令會修改filp->f_flags裡的O_NONBBOCK旗標。要下達此命令的應用程式，必須在ioctl( )的第三引數註明他到底想要執行“設立”或“撤銷”的動作。 • fcntl( )系統呼叫也會修改O_NONBBOCK旗標狀態。fcntl( )與ioctl( )非常類似，這兩者會被分開主要是基於歷史因素，當初UNIX研發者再面對I/O控制作業的問題十，決定將“檔案”與“裝置”視為不同的東西，在當時唯一具有ioctl作業方法的裝置只有裝端機(tty)。這解釋了為何ioctl( )沒收到正確命令時，傳回值竟是-ENOTTY。

13. 5.1.4-ioctl的額外引數之用法 • 在開始研究scull如何實作ioctl作業方法之前，有必要先搞清楚如何使用它的額外引數(第三引數)。 • 若該引數為整數時，那就直接拿來用。 • 如果是指標，就必須多費點心。 • 若指標指向user-space的位址，必須先確定該位址是有效的，而且其對應的記憶頁目前已經映射(mapped)到系統記憶體(RAM)。若核心程式試圖存取一個超出範圍的位址，處理器會主動觸發一次異常(exception)。 • 2.2版之後，核驗位址合法性的工作，交由access_ok( )函式來進行，此函式定義在<asm/uaccess.h>。在2.2版前使用者必須自行核驗。 • access_ok( )回傳值：1代表成功(可存取)，0代表失敗(不能存取)。

14. 5.1.4-ioctl的額外引數之用法 • access_ok( )函式： • type必須是VERIFY_READ或VERIFY_WRITE的其中之一(取決於想對user-space進行的動作是讀入或寫出) • addr引數是要檢查的user-space位址 • size是檢查範圍(以byte為計算單位) • access_ok( )值得注意的地方： • access_ok( )並非徹底檢驗指定範圍內的每一個位址，而是檢驗受查記憶區是否在行程的合理存取範圍(不屬kernel-space) • 大部份的驅動程式並不需要刻意呼叫access_ok( )(記憶體存取程序會幫忙處理) int access_ok (int type, const void *addr, unsigned long size);

15. /*分離出type和number位元欄位，如果遇到錯誤的cmd，直接傳回ENOTTY*/ if (_IOC_TYPE(cmd) != SCULL_IOC_MAGIC) return -ENOTTY; if (_IOC_NR(cmd) > SCULL_IOC_MAXNR) return -ENOTTY; /* direction是一個位元遮罩, 而VERIFY_WRITE代表雙向傳輸 * `Type‘是從user-oriented來看 * access_ok卻是從kernel-oriented來看 * 所以“read”和“write”剛好相否 */ if (_IOC_DIR(cmd) & _IOC_READ) err = !access_ok(VERIFY_WRITE, (void *)arg, _IOC_SIZE(cmd)); else if (_IOC_DIR(cmd) & _IOC_WRITE) err = !access_ok(VERIFY_READ, (void *)arg, _IOC_SIZE(cmd)); if (err) return -EFAULT; • 在呼叫access_ok( )之後，驅動程式就可放心進行實際的傳輸。除了使用copy_from_user以及copy_to_user函式之外，<asm/uaccess.h>還提供了一組針對常用資料規格而設計的傳輸工具： put_user(datum, ptr), __put_user(datum, ptr);get_user(datum, ptr)……

16. 5.1.5-機能管制 • 使用者能否存取裝置，需借助作業系統的權限控管機制(限制對象為人)。 • 對於限制對象是操作項目而言，驅動程式自己必須作一些而外檢查判斷使用者是否有權操作要求機能。 • Ex:任何人的能讀寫磁帶機，但並非人人都有權改變磁帶區塊的預設大小。 • 能力分權(capabilities)，不在只分成“特權”與“非特權”，而細分成更多類細目： • 可將某種機能的使用權開放給某特定程式，而不必將無關的其他權力也一並交出。 • 在user-space下分權觀念還不是很廣泛，但是在核心內部則是高度依賴。

17. 5.1.5-機能管制 • 機能分類，紀錄在<linux/capability.h> • CAP_DAC_OVERRIDE：改變檔案或目錄之存取權限的能力。 • CAP_NET_ADMIN：執行網路控管工作的能力(包括會影響網路介面的動作)。 • CAP_SYS_MODULE：將模組載入, 移出核心的能力。 • CAP_SYS_RAWIO：執行“原始I/O(raw I/O)”作業能力。Ex:存取裝置的I/O port，直接與USB裝置通訊。 • CAP_SYS_ADMIN：一種無所不能的能力，提供系統管理作業所需的一切存取能力。 • CAP_SYS_TTY_CONFIG：設定tty組態的能力。 • 驅動程式應先以capable( )函式檢查calling process是否具備適當的能力<sys/sched.h> • int capable (int capability);

18. 5.1.6-命令的實作 • Scull的ioctl作業方法，指示傳輸了幾個可調整的參數而以，如下： #ifdef SCULL_DEBUG case SCULL_IOCHARDRESET: /* 將用量計次設定為1，以便在出錯時仍然可以謝載模組 /* 使用1而非0，是因為發出的ioctl的行程在佔用此裝置 /* 在該行程關閉此裝置時，壯量計次會歸零 while (MOD_IN_USE) MOD_DEC_USE_COUNT; MOD_INC_USE_COUNT; /* 不使用break，使其落入後續的條件判斷 #endif /* SCULL_DEBUG */ 略…

19. 5.1.6-命令的實作 • 一般驅動程式不會在同一地方混合使用這麼多種呼叫模式，scull只是為了展示所有可能的做法。 • 不過資料交換的功能通常是必要的，不果是透過指標(常見)或是直接傳值(少見)都可以，但應該要極力避免混用兩種技術(指標+傳值)

20. 5.1.7-不需要ioctl的裝置控制法 • 這種控制方式稱為“命令導向式控制法(command-oriented)”： • 優點：簡便，使用者只要寫入特殊資料(命令)就能控制裝置，而不需要使用額外的工具程式(ex : tty驅動程式, ) • 缺點：在操作策略上有所限制，容易造成驅動程式將一般資料當成控制命令來處理(“控制命令”與“平常資料”共用同一個傳輸管道) • 對於不會傳輸資料，只會對命令作出回應的裝置(例如:機械手臂)，命令導向式控制法就肯定是最理想的選擇。 • 如果目標裝置適合使用命令導向式的控制法，驅動程式自然不必提供ioctl，而是一段能解讀控制命令的程式(interpreter)。

21. 5.2-Blocking I/O • read( )可能遭遇的狀況“資料還沒結束(到達EOF)，只是尚未到達而已”？ • 答案是，先去睡一覺等資料到期在說。 • 本節宗旨： • 如何對行程進行催眠？ • 如何喚醒行程？ • 如何能夠事先主動查詢資料是否存在，而非盲目的發出read( )系統呼叫之後叫不自覺的睡著…. • 同樣的觀念也應用到write( )上

22. 5.2.1-Going to Sleep and Awakening • Linux提供了多種處理催眠與喚醒的做法，方法雖然不同，但是所需的基本資料型別卻是相同的：一個待命佇列(wait queue)，即wait_queue_head_t my_queue(一個待命佇列紀錄了正在等待同一事件的行程)。 • 以靜態方式宣告的待命佇列可以在編譯期就予以初始化： • 忘了對待命佇列初始化是常見錯誤，通常會導致意料外的後果。 wait_queue_head_t my_queue; /*待命佇列的宣告 init_waitqueue_head (&my_queue); /*初始化程序 DECLARE_WAIT_QUEUE_HEAD (my_queue);

23. 5.2.1-Going to Sleep and Awakening • 在待命佇列被宣告與初始化之後，就可用來安置休眠行程。將行程推入休眠狀態(催眠)，世界由呼叫sleep_on( )的各種變體函式之一來達成的，要使用哪一種變體，要看希望休眠程度有多“沉”： • sleep_on(wait_queue_head_t *queue); zombie殭屍… • interruptible_sleep_on(wait_queue_head_t *queue); • sleep_on_timeout(wait_queue_head_t *queue, long timeout); • interruptible_sleep_on(wait_queue_head_t *queue, long timeout); • void wait_event(wait_queue_head_t queue, int condition); • int wait_event_interruptible(wait_queue_head_t queue, int condition); 結合了“等待事件發生”與一個“指定測試條件”為甦醒條件，藉此避免發生相競情況。也就是說，休眠狀態會持續蹈事件發生，或是condition所代表的條件成立為止。這兩個巨集展開後都會行程do-while迴圈，而回圈每一回合都會重新估算condition的值…

24. 5.2.1-Going to Sleep and Awakening • 休眠只是問題的一半，在某處一定還要有某樣東西於未來的某時間點喚醒行程。一般來說，驅動程式通常是在interrupt handler收到新資料時，才喚醒其休眠行程。 • 如同催眠，喚醒的方式也不只一種手法，核心提供的高階喚醒函式如下： • wake_up(wait_queue_head_t *queue); 喚醒在queue裡所有行程 • wake_up_interruptible (wait_queue_head_t *queue); • wake_up_sync (wait_queue_head_t *queue); • wake_up_interruptible_sync (wait_queue_head_t *queue);正常行況下，呼叫一次wake_up( )會立刻導致一次重新排程(reschedule)，這表示在wake_up( )返回之前，可能已有其他行程先開跑了。同步化的版本址是負責喚醒行程(進入runable狀態)，而不呼叫排程器。

25. 5.2.1-Going to Sleep and Awakening • 範例misc-modules/sleepy.c [root@zwai misc-modules]# make [root@zwai misc-modules]# insmod ./sleepy.o Warning: loading ./sleepy.o will taint the kernel: no license [root@zwai misc-modules]# cat /proc/devices |grep sleepy 253 sleepy [root@zwai misc-modules]# mknod /dev/sleepy c 253 0 [1]+ Exit 1 cat /dev/sleep [root@zwai misc-modules]# cat /dev/sleepy & [1] 26770 [root@zwai misc-modules]# echo trash > /dev/sleepy

26. 5.2.2-A Deeper Look at Wait Queues • 待命佇列(wait queue)是什麼？ • wait_queue_head_t型別(定義於<linux/wait.h>)是一個相當簡單的結構，只包含一個lock變數，以及一個紀錄休眠行程的鏈結串列。 • 通常，wait_queue_t結構是interruptible_sleep_on( )之類的函式自己從堆疊配置而來。

27. Wait Queues in Linux 2.4 wait_queue_head_t 佇列中沒有休眠的行程 spinlock_t lock; struct list_head task_list; wait_queue_t struct task_struct *task; 目前的行程正在裝置的佇列裡休眠 struct list_head task_list; 自備wait_queue_head_t的裝置結構 wait_queue結構本身 目前行程與其堆疊頁 多個行程正在同一個佇列裡休眠 另一行程與其堆疊頁

28. 5.2.2-A Deeper Look at Wait Queues • 建立新的wait_queue_t變數(wait，來自堆疊）並設定初值。 • 設定行程的狀態為TASK_INTERRUPTIBLE(隨時可岔斷) • 將待命佇列項目加到佇列(wait_queue_head_t* 引數) • 呼叫schedule( )，把處理器的使用權讓出 void simplified_sleep_on(wait_queue_head_t *queue) { wait_queue_t wait; init_waitqueue_entry(&wait, current); current->state=TASK_INTERRUPTIBLE; add_wait_queue(queue, &wait); schedule( ); remove_wait_queue (queue, &wait); }

29. 5.2.2-A Deeper Look at Wait Queues • 刻意呼叫schedule( )的原因，是為了進行專程等待(exclusive wait)。多個行程等待同一事件時，當wake_up( )被呼叫時，它是喚醒所有正在等待該事件的行程。如果要等待的事件，是收到一段必須獨占存取的資料，所以只有一個行程能順利爭取該段資料，而其餘剛才被喚醒的行程，則因為沒有資料可讀，又回復到休眠狀態。這種現在被稱為“驚蛰問題(thundering herd problem)”在講究高效率的環境，驚蛰問題會浪費掉大量的系統資源。

30. 5.2.2-A Deeper Look at Wait Queues • 在2.3版研發過程中，開發人員提出了專程修眠(exclusive sleep)的觀念。對於需要競逐獨占資源的行程，在休眠之前，事先告訴核心，當獨占資源釋出時，一次只叫醒其中之一就夠了。 void simplified_sleep_exclusive(wait_queue_head_t *queue) { wait_queue_t wait; init_waitqueue_entry(&wait, current); current->state=TASK_INTERRUPTIBLE|TASK_ExCLUSIVE; add_wait_queue(queue, &wait); schedule( ); remove_wait_queue (queue, &wait); }

31. 5.2.3-Writing Reentrant Code • 當行程進入休眠狀態，驅動程式本身其實還活著，可被另一個行程叫用。(例，當一個應用程式再tty1等待鍵盤輸入時，使用者切換到tty2並開啟新的shell。這兩個shells都是透過同個驅動程式來等待鍵盤輸入，但是卻分別睡在不同的待命佇列裡) • 一段程式碼若要能被安全同時執行，必須符合一項原則：不得使用全域變數來儲存狀態資訊。 • 符合上述條件的程式，被形容為可重返的(rentrantable)，只要每個行程都有自己專屬的狀態資訊，就不會發生互相干擾的問題。 • 符合1.會呼叫schedule( )或2.需要與user-space交換資料的函式都必須遵守可重返的原則。

32. 5.2.4-Blocking and Nonblocking Operations • filp->f_flags的O-NONBLOCK角色<linux/fcntl.h>。此旗標預設值是0，行程再等待資料十，一班都會進入休眠狀態。 • 對於推延式操作，作業方法必須實踐下列行為： • 當read被啟動，但是資料尚未抵達，則必須推延行程。資料抵達時必須立刻喚醒行程(不管齊全與否)。 • 當write被啟動，但是緩衝區已沒有空間，則必須推延行程，而且必須將修眠行程放在不同於read所用的待命佇列。若輸出緩衝區挪出空間，就立刻喚醒行程，並讓write成功返環，即使址寫入部分資料。 • 對於非推延操作，read與write的行為模式可就大不相同。 • 當行程觸發read( )或write( )時，若驅動程式無法即時提供資料，或是輸出緩衝區沒有足夠空間，必須立刻傳回-EAGAIN。 • 注意，只有read, write與open才會受到O_NONBLOCK旗標影響。

33. 5.2.5-A Sample Implementation：scullpipe • Scull沒有和任何硬體有關係，因此需要使用另一個行程來產生資料。 • scullpipe驅動程式所需要的裝置結構，必須要有兩個待命佇列，以及一個緩衝區。緩衝區的容量可讓使用者自行調整(在編譯期, 載入期或執行期) 。 • less pipe.c • 重要觀念：有兩種狀況可能會使得行程被迫進入休眠 • 1.當行程呼叫schedule( )(不論直接或間接) • 2.與user-space交換資料時(目標資料可能剛好不在主記憶體，必須等待從swap-space換回來) • Write實作方式相當類似於read，為一“特殊”之處在於絕對不會完全填滿緩衝區，至少會留下一個byte的空洞。

34. 5.3-poll and select • nonblocking I/O應用程式，通常會使用select( )與poll( )系統呼叫=>讓行程判斷下次的I/O動作會部會推延。 • select( )是BSD Unix提出的構想 • poll( )是System V的解決方案 • 當應用程式對裝置檔發出poll( )或select( )系統呼叫，就會觸發該裝置檔驅動程式的poll作業方法，而此作業方法必須執行以下兩個步驟： • 將可能影響輪詢狀態的任何待命佇列傳給poll_wait( ) • 傳回一個位元遮罩，描述些操作項目可立即執行而不會推延 • 為何不統一由核心自己執行？ • 關鍵在輪詢狀態資訊只有驅動程式自己才能提供，核心無法事先得知。 unsigned int (*poll) (struct file *, poll_table *);

35. 5.3-poll and select • poll_table結構 • 宣告在<linux/poll.h> • 每個驅動程式都應該引入此標頭檔 • poll.h預先定義了一系列常數的各種可能的輪詢狀態 • POLLIN - POLLOUT • POLLRDNORM - POLLWRNORM • POLLRDBAND - POLLWRBAND • POLLPRI, POLLHUP, POLLER void poll_wait(struct file *, wait_queue_head_t *, poll_table *);

36. 5.3.1-Interaction with read and write • poll( )與select( )最重要的使命=>讓應用程式同時等待多個資料串流 • 從裝置讀出資料(Read) • 如果資料已經在輸入緩衝區裡 • 如果輸入緩衝區是空的 • 如果遇到檔尾(EOF) • 從裝置寫入資料(Write) • 如果緩衝區上有空間 • 如果緩衝區是滿的 • 絕對不要讓write( )系統呼叫等待資料傳輸(即使沒設立O_NONBLOCK) • 通則，適當的依照每種裝置修改某些規則是容許的，甚至是必要的。

37. 5.3.1-Interaction with Read and Write • 出清延宕資料(POLL) • 光靠write作業方法本身，並不能滿足“徹底輸出所有資料”的需求。以fsync作業方法來彌補此一缺憾。 • 驅動程式只要有部分應用程式需要確認資料有否如實寫出到裝置上，驅動程式本身就必須提供fsync作業方法。 • 不管當初是否以O_NONBLOCK模式開啟裝置，在發出fsync( )系統呼叫之後，等到返回之時，就可認定先前用write( )寫出的資料，已經全數出清(fiush)到裝置上。 • Fsync作業方法沒有不尋常的特性，呼叫者擺明了就是願意等待。一般而言，char drive：將fops指標指向NULL。而block driver：以通用的block_fsync來完成任務。

38. 5.3.2-The Underlying Data Structure • poll_table結構的作用： • 當應用程式觸發poll( )或select的其中之一，核心就依據系統呼叫指定的fd來啟動對應裝置檔的poll作業方法，並將相同的poll_table回傳。 • poll_table本身是一個由poll_table_entry結構所組成的陣列，每個poll_table_entry結構都是核心在收到poll( )或select( )系統呼叫時，特地為該次呼叫所配置的。 • 如果被調查的驅動程式中，沒有任何一個表示能立即執行I/O而不推延，則poll( )會休眠，直到它所處的待命佇列之一甦醒為止。 • 在poll( )系統呼叫完成任務之後，poll_table結構就被釋放掉了，而先前被加到poll_table的所有待命佇列項目也會被移出輪詢表。 • <linux/poll.h>及fs/select.c

39. Poll 所用的資料結構 只調查一個裝置 struct poll_table_struct int error; struct poll_table_page *tables; struct poll_table_entry wait_queue_t wait; wait_queue_head_t *wait_address; 正在輪詢兩個裝置 自備wait_queue_head_t的一般裝置結構 一個觸發了poll()系統呼叫的行程 poll_table_struct結構 輪詢表項目

40. 5.4-Asynchronous Notification • blocking/nonblocking操作與poll作業方法的組合，通常已經足以應付狀態查詢的需求，但仍有些情況以目前所知道技術還不足以有效解決。 • 非同步通知，應用程式必須執行兩個步驟，才能得到輸入檔的非同步通知： • 1.指定一個行程當輸入檔的“擁有者”當行程使用fcntl( )系統呼叫發出F_SETOWN命令時，擁有者的PID便會被存入filp->f_owner，以便往後使用。=>讓核心知道通知對象是誰。 • 2.使用fcntl( )系統呼叫發出F_SETFL命令，設定裝置的FASYNC旗標。=>實際讓非同步通知生效。 • 執行過這兩次fcntl( )系統呼叫之後，就可要求輸入檔的驅動程式在每次收到新資料時，就發出SIGIO信號。此信號會被送到filp->owner所指的行程。

41. 5.4-Asynchronous Notification • 並非所有裝置都支援非同步通知，一般而而，應用程式只有面對socket與tty時，才會假定它們支援非同步通知。 • 非同步通知的盲點：收到信號的行程，無法直接判別信號的來源。若行程有多個輸入來源，當收到SIGIO信號時，就會搞混是哪個輸入檔要提供新資料，這時就必須借助select( )或poll才能查明到底出了什麼狀況。

42. 5.4.1-The Driver’s Point of View • 驅動程式如何支援此機制： • 收到fcntl( )系統呼叫的F_SETOWN命令時，將目前行程的PID設定給filp->f_owner。 • 收到fcntl( )系統呼叫的F_SETFL命令時，則設定裝置檔的FASYNC旗標，然後呼叫驅動程式fasync作業方法。 • 當資料到達，所有曾經註冊過要求收到非同步通知到行程，都必須收到SIGIO的信號。 • 對驅動程式而言，第一步其實沒有什麼事可做，由核心自己搞定。不過，後續的步驟就較為棘手，因為必須維護一個動態的結構，以便紀錄哪些行程正在等待妳的通知。還好，由於此結構址與行程有關，與硬體裝置無關，所以你不必自己定義，直接使用核心提供的通用結構即可。

43. 5.5-Seeking a Device 改變裝置的存取點： • lseek( )與llseek( )系統呼叫的具體動作，是由驅動程式的llseek作業方法負責完成。 • 若驅動程式沒提供llseek作業方法，則核心可帶為修改flip->f_pos來完成“相對於檔頭”以及“相對於目前位置‘的移位操作。 • 為了使lseek( )系統呼叫能移位的正確位置，read和write作業方法都必須配合修正從引數得到的位移項。

44. 5.6-Access Control on a Device File • 單一行程獨占 • 最強勢的存取管制措施，就是一次只容許一個行程開啟裝置，在行程關閉裝置檔之前，拒絕其他行程的開啟嘗試。 • 引發相競狀況的另一種成因 • 在SMP的世界哩，兩個處理器上剛好各有一個行程嘗試要開啟裝置時…(可用smaphore來避免，不過代價頗高因為可能造成calling process休眠，對於“檢查狀態變數”顯得大器小用。可使用spinlock( )，spinlock( )不會催眠行程，只會一再重試。 • 單人獨占 • 容許一位使用者以多個行程來開啟同一個裝置，但一次只允許一位使用者。

45. 5.6-Access Control on a Device File • 暫緩開啟 • 當裝置無法被存取時，傳回錯誤值算是最合理的手法，但是對於否些狀況，使用者會寧願等待。(ex:如果有人使用crontab定期透過某個通訊管道來傳資料，在平常期間，該通訊管道也開放給其他人使用，如果剛好有人到了應該定期傳送資料的時間仍在佔用通訊裝置，這時候我們寧願多等待一會，而不會願意收到-EBUSY) • 開啟時產生分身 • 再行程開裝置十，產生一個專屬於行程的裝置副本。正常的硬體裝置不可能採用這種策略，除非是類似的scull這種以“軟體”模擬出來的裝置。/dev/tty內不使用類似的技術，以便對它的行程提供/dev節點所呈現的不同“觀感”，這種方法習慣尚稱之為“虛擬裝置”。