红茶一杯话Binder传输机制篇.docx
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红茶一杯话Binder传输机制篇
红茶一杯话Binder（传输机制篇
红茶一杯话Binder（传输机制篇_上）侯亮1Binder是如何做到精确打击的？
我们先问一个问题，binder机制到底是如何从代理对象找到其对应的binder实体呢？
难道它有某种制导装置吗？
要回答这个问题，我们只能静下心来研究binder驱动的代码。
在本系列文档的初始篇中，我们曾经介绍过ProcessState，这个结构是属于应用层次的东西，仅靠它当然无法完成精确打击。
其实，在binder驱动层，还有个与之相对的结构，叫做binder_proc。
为了说明问题，我修改了初始篇中的示意图，得到下图：
1.1创建binder_proc当构造ProcessState并打开binder驱动之时，会调用到驱动层的binder_open（）函数，而binder_proc就是在binder_open（）函数中创建的。
新创建的binder_proc会作为一个节点，插入一个总链表（binder_procs）中。
具体代码可参考kernel/drivers/staging/android/Binder.c。
驱动层的binder_open（）的代码如下：
staticintbinder_open（structinode*nodp,structfile*filp）
{
structbinder_proc*proc;
......
proc=kzalloc（sizeof（*proc）,GFP_KERNEL）;
get_task_struct（current）;
proc->tsk=current;
......
hlist_add_head（&proc->proc_node,&binder_procs）;
proc->pid=current->group_leader->pid;
......
filp->private_data=proc;
......
}
注意，新创建的binder_proc会被记录在参数filp的private_data域中，以后每次执行binder_ioctl（），都会从filp->private_data域重新读取binder_proc的。
binder_procs总表的定义如下：
staticHLIST_HEAD（binder_procs）;
我们可以在List.h中看到HLIST_HEAD的定义：
【kernel/include/linux/List.h】
#defineHLIST_HEAD（name）structhlist_headname={.first=NULL}
于是binder_procs的定义相当于：
structhlist_headbinder_procs={.first=NULL};
随着后续不断向binder_procs表中添加节点，这个表会不断加长，示意图如下：
1.2binder_proc中的4棵红黑树
binder_proc里含有很多重要内容，不过目前我们只需关心其中的几个域：
structbinder_proc
{
structhlist_nodeproc_node;
structrb_rootthreads;
structrb_rootnodes;
structrb_rootrefs_by_desc;
structrb_rootrefs_by_node;
intpid;
......
......
};
注意其中的那4个rb_root域，“rb”的意思是“redblack”，可见binder_proc里搞出了4个红黑树。
其中，nodes树用于记录binder实体，refs_by_desc树和refs_by_node树则用于记录binder代理。
之所以会有两个代理树，是为了便于快速查找，我们暂时只关心其中之一就可以了。
threads树用于记录执行传输动作的线程信息。
在一个进程中，有多少“被其他进程进行跨进程调用的”binder实体，就会在该进程对应的nodes树中生成多少个红黑树节点。
另一方面，一个进程要访问多少其他进程的binder实体，则必须在其refs_by_desc树中拥有对应的引用节点。
这4棵树的节点类型是不同的，threads树的节点类型为binder_thread，nodes树的节点类型为binder_node，refs_by_desc树和refs_by_node树的节点类型相同，为binder_ref。
这些节点内部都会包含rb_node子结构，该结构专门负责连接节点的工作，和前文的hlist_node有点儿异曲同工，这也是linux上一个常用的小技巧。
我们以nodes树为例，其示意图如下：
rb_node和rb_root的定义如下：
structrb_node
{
unsignedlongrb_parent_color;
#defineRB_RED0
#defineRB_BLACK1
structrb_node*rb_right;
structrb_node*rb_left;
}__attribute__（（aligned（sizeof（long））））;
/*Thealignmentmightseempointless,butallegedlyCRISneedsit*/
structrb_root
{
structrb_node*rb_node;
};
binder_node的定义如下：
structbinder_node
{
intdebug_id;
structbinder_workwork;
union{
structrb_noderb_node;
structhlist_nodedead_node;
};
structbinder_proc*proc;
structhlist_headrefs;
intinternal_strong_refs;
intlocal_weak_refs;
intlocal_strong_refs;
void__user*ptr;//注意这个域！
void__user*cookie;//注意这个域！
unsignedhas_strong_ref:
1;
unsignedpending_strong_ref:
1;
unsignedhas_weak_ref:
1;
unsignedpending_weak_ref:
1;
unsignedhas_async_transaction:
1;
unsignedaccept_fds:
1;
unsignedmin_priority:
8;
structlist_headasync_todo;
};
我们前文已经说过，nodes树是用于记录binder实体的，所以nodes树中的每个binder_node节点，必须能够记录下相应binder实体的信息。
因此请大家注意binder_node的ptr域和cookie域。
另一方面，refs_by_desc树和refs_by_node树的每个binder_ref节点则和上层的一个BpBinder对应，而且更重要的是，它必须具有和“目标binder实体的binder_node”进行关联的信息。
binder_ref的定义如下：
structbinder_ref
{
intdebug_id;
structrb_noderb_node_desc;
structrb_noderb_node_node;
structhlist_nodenode_entry;
structbinder_proc*proc;
structbinder_node*node;//注意这个node域
uint32_tdesc;
intstrong;
intweak;
structbinder_ref_death*death;
};
请注意那个node域，它负责和binder_node关联。
另外，binder_ref中有两个类型为rb_node的域：
rb_node_desc域和rb_node_node域，它们分别用于连接refs_by_desc树和refs_by_node。
也就是说虽然binder_proc中有两棵引用树，但这两棵树用到的具体binder_ref节点其实是复用的。
大家应该还记得，在《初始篇》中我是这样表达BpBinder和BBinder关系的：
现在，我们有了binder_ref和binder_node知识，可以再画一张图，来解释BpBinder到底是如何和BBinder联系上的：
上图只表示了从进程1向进程2发起跨进程传输的意思，其实反过来也是可以的，即进程2也可以通过自己的“引用树”节点找到进程1的“实体树”节点，并进行跨进程传输。
大家可以自己补充上图。
OK，现在我们可以更深入地说明binder句柄的作用了，比如进程1的BpBinder在发起跨进程调用时，向binder驱动传入了自己记录的句柄值，binder驱动就会在“进程1对应的binder_proc结构”的引用树中查找和句柄值相符的binder_ref节点，一旦找到binder_ref节点，就可以通过该节点的node域找到对应的binder_node节点，这个目标binder_node当然是从属于进程2的binder_proc啦，不过不要紧，因为binder_ref和binder_node都处于binder驱动的地址空间中，所以是可以用指针直接指向的。
目标binder_node节点的cookie域，记录的其实是进程2中BBinder的地址，binder驱动只需把这个值反映给应用层，应用层就可以直接拿到BBinder了。
这就是Binder完成精确打击的大体过程。
2BpBinder和IPCThreadState
接下来我们来谈谈Binder传输机制。
在《初始篇》中，我们已经提到了BpBinder和ProcessState。
当时只是说BpBinder是代理端的核心，主要负责跨进程传输，并且不关心所传输的内容。
而ProcessState则是进程状态的记录器，它里面记录着打开binder驱动后得到的句柄值。
因为我们并没有进一步展开来讨论BpBinder和ProcessState，所以也就没有进一步打通BpBinder和ProcessState之间的关系。
现在，我们试着补充一些内容。
作为代理端的核心，BpBinder总要通过某种方式和binder驱动打交道，才可能完成跨进程传递语义的工作。
既然binder驱动对应的句柄在ProcessState中记着，那么现在就要看BpBinder如何和ProcessState联系了。
此时，我们需要提到IPCThreadState。
从名字上看，IPCThreadState是“和跨进程通信（IPC）相关的线程状态”。
那么很显然，一个具有多个线程的进程里应该会有多个IPCThreadState对象了，只不过每个线程只需一个IPCThreadState对象而已。
这有点儿“局部单例”的意思。
所以，在实际的代码中，IPCThreadState对象是存放在线程的局部存储区（TLS）里的。
2.1BpBinder的transact（）动作
每当我们利用BpBinder的transact（）函数发起一次跨进程事务时，其内部其实是调用IPCThreadState对象的transact（）。
BpBinder的transact（）代码如下：
status_tBpBinder:
:
transact（uint32_tcode,constParcel&data,
Parcel*reply,uint32_tflags）
{
//Onceabinderhasdied,itwillnevercomebacktolife.
if（mAlive）
{
status_tstatus=IPCThreadState:
:
self（）->transact（mHandle,code,data,reply,flags）;
if（status==DEAD_OBJECT）mAlive=0;
returnstatus;
}
returnDEAD_OBJECT;
}
当然，进程中的一个BpBinder有可能被多个线程使用，所以发起传输的IPCThreadState对象可能并不是同一个对象，但这没有关系，因为这些IPCThreadState对象最终使用的是同一个ProcessState对象。
2.1.1调用IPCThreadState的transact（）
status_tIPCThreadState:
:
transact（int32_thandle,
uint32_tcode,constParcel&data,
Parcel*reply,uint32_tflags）
{
......
//把data数据整理进内部的mOut包中
err=writeTransactionData（BC_TRANSACTION,flags,handle,code,data,NULL）;
......
if（（flags&TF_ONE_WAY）==0）
{
......
if（reply）
{
err=waitForResponse（reply）;
}
else
{
ParcelfakeReply;
err=waitForResponse（&fakeReply）;
}
......
}
else
{
err=waitForResponse（NULL,NULL）;
}
returnerr;
}
IPCThreadState:
:
transact（）会先调用writeTransactionData（）函数将data数据整理进内部的mOut包中，这个函数的代码如下：
status_tIPCThreadState:
:
writeTransactionData（int32_tcmd,uint32_tbinderFlags,
int32_thandle,uint32_tcode,
constParcel&data,status_t*statusBuffer）
{
binder_transaction_datatr;
tr.target.handle=handle;
tr.code=code;
tr.flags=binderFlags;
tr.cookie=0;
tr.sender_pid=0;
tr.sender_euid=0;
......
tr.data_size=data.ipcDataSize（）;
tr.data.ptr.buffer=data.ipcData（）;
tr.offsets_size=data.ipcObjectsCount（）*sizeof（size_t）;
tr.data.ptr.offsets=data.ipcObjects（）;
......
mOut.writeInt32（cmd）;
mOut.write（&tr,sizeof（tr））;
returnNO_ERROR;
}
接着IPCThreadState:
:
transact（）会考虑本次发起的事务是否需要回复。
“不需要等待回复的”事务，在其flag标志中会含有TF_ONE_WAY，表示一去不回头。
而“需要等待回复的”，则需要在传递时提供记录回复信息的Parcel对象，一般发起transact（）的用户会提供这个Parcel对象，如果不提供，transact（）函数内部会临时构造一个假的Parcel对象。
上面代码中，实际完成跨进程事务的是waitForResponse（）函数，这个函数的命名不太好，但我们也不必太在意，反正Android中写得不好的代码多了去了，又不只多这一处。
waitForResponse（）的代码截选如下：
status_tIPCThreadState:
:
waitForResponse（Parcel*reply,status_t*acquireResult）
{
int32_tcmd;
int32_terr;
while
（1）
{
//talkWithDriver（）内部会完成跨进程事务
if（（err=talkWithDriver（））<NO_ERROR）
break;
//事务的回复信息被记录在mIn中，所以需要进一步分析这个回复
......
cmd=mIn.readInt32（）;
......
switch（cmd）
{
caseBR_TRANSACTION_COMPLETE:
if（!
reply&&!
acquireResult）gotofinish;
break;
caseBR_DEAD_REPLY:
err=DEAD_OBJECT;
gotofinish;
caseBR_FAILED_REPLY:
err=FAILED_TRANSACTION;
gotofinish;
......
......
default:
//注意这个executeCommand（）噢，它会处理BR_TRANSACTION的。
err=executeCommand（cmd）;
if（err!
=NO_ERROR）gotofinish;
break;
}
}
finish:
......
returnerr;
}
2.1.2talkWithDriver（）
waitForResponse（）中是通过调用talkWithDriver（）来和binder驱动打交道的，说到底会调用ioctl（）函数。
因为ioctl（）函数在传递BINDER_WRITE_READ语义时，既会使用“输入buffer”，也会使用“输出buffer”，所以IPCThreadState专门搞了两个Parcel类型的成员变量：
mIn和mOut。
总之就是，mOut中的内容发出去，发送后的回复写进mIn。
talkWithDriver（）的代码截选如下：
status_tIPCThreadState:
:
talkWithDriver（booldoReceive）
{
......
binder_write_readbwr;
......
bwr.write_size=outAvail;
bwr.write_buffer=（longunsignedint）mOut.data（）;
......
bwr.read_size=mIn.dataCapacity（）;
bwr.read_buffer=（longunsignedint）mIn.data（）;
......
......
do
{
......
if（ioctl（mProcess->mDriverFD,BINDER_WRITE_READ,&bwr）>=0）
err=NO_ERROR;
......
}while（err==-EINTR）;
......
......
returnerr;
}
看到了吗？
mIn和mOut的data会先整理进一个binder_write_read结构，然后再传给ioctl（）函数。
而最关键的一句，当然就是那句ioctl（）了。
此时使用的文件描述符就是前文我们说的ProcessState中记录的mDriverFD，说明是向binder驱动传递语义。
BINDER_WRITE_READ表示我们希望读写一些数据。
至此，应用程序通过BpBinder向远端发起传输的过程就交代完了，数据传到了binder驱动，一切就看binder驱动怎么做了。
至于驱动层又做了哪些动作，我们留在下一篇文章再介绍。
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