简单来说，底层的核心逻辑是基于C语言的“多态”实现，通过函数指针表 (Function Pointer Table) 进行的“间接调用”。
内核本身（VFS层）并不“认识” 你的 my_led_write 函数。它只知道一个通用的“合同”或“接口”（即 struct file_operations），你的驱动在注册时，把自己的函数地址“登记”在了这份合同上。
当用户调用 write() 时，内核会通过一系列的查找，最终找到你登记的那个函数地址，然后调用它。
🏛️ 底层逻辑的三大组件
内核的这种设计，依赖于三个关键的结构体，它们共同构成了这个调用框架：
1. struct file_operations (fops)
这是**“合同” (Interface)**。
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它是什么？ 这是一个包含大量函数指针的结构体（如
.open,.read,.write,.ioctl等）。 -
它的作用？ 它定义了一个字符设备可以被如何操作的所有标准方法。内核只关心这个“合同”，不关心是谁（哪个驱动）来实现它。
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你的角色： 在你的 LED 驱动中，你定义了一个
led_fops变量，并填充了你实现的函数（如.write = my_led_write）。
2. struct cdev (字符设备)
这是**“登记处” (Registry)**。
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它是什么？ 代表一个“字符设备”的内核抽象。
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它的作用？ 它的核心作用是将一个设备号 (dev_t) 与一份**“合同” (
file_operations)** 绑定在一起。 -
你的角色： 你在
init函数中调用cdev_init(&led_cdev, &led_fops)，这一步就是**“绑定”；然后调用cdev_add()，这一步就是“向内核注册”**，告诉内核：“嘿，设备号 240:0 的操作方法，请参考led_fops！”
3. struct file 和 struct inode
这是**“上下文” (Context)**。
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inode(索引节点)： 代表一个文件系统中的文件（如/dev/my_led）。它在内核中是唯一的。它包含了这个文件的元数据，最重要的是，它包含了设备号 (dev_t)。 -
file(打开的文件)： 代表一个进程打开的文件实例。当用户open()一个文件时，内核会创建一个struct file。- 最关键的一点： 在
open的过程中，内核会根据inode里的设备号，通过cdev登记处，找到你驱动的file_operations(即led_fops)，然后将这个led_fops的地址存储到新创建的struct file对象的f_op字段中。
- 最关键的一点： 在
⛓️ 完整调用链 (以 write() 为例)
现在，我们把一个用户空间的 write() 调用串联起来，看看内核是如何一步步找到你的 my_led_write 函数的。
前提： 你的驱动已加载 (my_led_init 已执行)。alloc_chrdev_region 分配了设备号 (假设 240:0)，cdev_add 已将 led_cdev (绑定了 led_fops) 注册到内核。
阶段一：用户空间 open() (准备工作)
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用户空间： 应用程序调用
fd = open("/dev/my_led", O_RDWR); -
系统调用： 触发
sys_open()系统调用，进入内核空间。 -
VFS (内核)： 内核的 VFS (虚拟文件系统) 层开始工作。
-
它沿着路径名找到
/dev/my_led对应的inode。 -
VFS 发现这个
inode是一个字符设备文件 (S_IFCHR)。 -
VFS 从
inode中读取设备号 (dev_t)，即 240:0。
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-
cdev查找： VFS 使用这个设备号 240:0，去cdev登记处（一个哈希表）查找。 -
找到驱动： VFS 找到了你注册的
led_cdev！ -
创建
file对象： 内核创建一个新的struct file对象来代表这个打开的实例。 -
核心步骤 (绑定)： 内核从
led_cdev中取出file_operations指针 (即led_fops)，并将其赋值给file->f_op。
// VFS 内部的伪代码
struct file *new_file = create_file_struct();
new_file->f_op = led_cdev->ops; // led_cdev->ops 就是你的 led_fops-
调用驱动的
open： VFS 检查file->f_op->open是否存在。如果存在（即你的led_fops.open），就调用它。 -
返回
fd：open完成，sys_open返回文件描述符fd给用户空间。这个fd在进程中唯一标识了第 6 步创建的struct file对象。
阶段二：用户空间 write() (执行调用)
-
用户空间： 应用程序调用
write(fd, "1", 1); -
系统调用： 触发
sys_write()系统调用，进入内核空间。 -
VFS (内核)：
-
VFS 使用
fd找到对应的struct file对象 (就是阶段一第 6 步创建的那个)。 -
VFS 检查这个
struct file对象，确保它可写。
-
-
核心分发 (Dispatch)： VFS 执行类似如下的逻辑（这是关键！）：
// VFS 内部的伪代码 (sys_write -> vfs_write)
struct file *filp = find_file_by_fd(fd);
// 检查 "合同" 上有没有 write 方法
if (filp->f_op && filp->f_op->write) {
// 如果有，就调用它！
ret = filp->f_op->write(filp, user_buf, count, &filp->f_pos);
}-
执行驱动代码：
-
因为
filp->f_op指向的就是你的led_fops。 -
所以
filp->f_op->write指向的就是你的my_led_write函数。 -
内核间接调用了你的
my_led_write函数，CPU 控制权转移到你的驱动代码。
-
-
驱动工作： 你的
my_led_write函数被执行。它使用copy_from_user拷贝数据，然后（虚拟地）点亮 LED。 -
返回： 你的
my_led_write返回1(写入的字节数)。 -
VFS (内核)： VFS 拿到返回值，
sys_write随之返回。 -
用户空间： 应用程序的
write()调用返回1。
📈 调用链图示
这个流程可以简化为：
User Space -> System Call -> VFS (Generic Layer) -> Function Pointer Call -> Device Driver (Specific Code)
[用户空间]
write(fd, ...);
|
v
[内核空间 - 系统调用]
sys_write(fd, ...);
|
v
[内核空间 - VFS]
vfs_write(...) {
// 1. 根据 fd 找到 struct file *filp
struct file *filp = fget(fd);
// 2. 找到 filp->f_op (这个在 open 时已被设为 led_fops)
// 3. 执行函数指针
filp->f_op->write(filp, ...); <---- 核心跳转！
} |
|
+--------------------------------+
|
v
[内核空间 - 你的驱动]
my_led_write(struct file *filp, ...) {
// ...
// copy_from_user(...)
// 控制硬件
// ...
return count;
}核心总结
内核调用驱动的逻辑，就是**“注册与回调”**：
-
注册 (Registration)： 你的驱动
init时，通过cdev_add把一个包含函数指针的 “合同” (file_operations) 注册到内核的cdev系统中。 -
回调 (Callback)： 当 VFS 需要对你的设备进行操作时，它不关心你的驱动叫什么，它只通过
file对象找到那份 “合同”，然后调用 “合同” 上约定的函数指针。