理解 Android Binder 机制（一）：驱动篇

Binder的实现是比较复杂的，想要完全弄明白是怎么一回事，并不是一件容易的事情。

这里面牵涉到好几个层次，每一层都有一些模块和机制需要理解。这部分内容预计会分为三篇文章来讲解。本文是第一篇，首先会对整个Binder机制做一个架构性的讲解，然后会将大部分精力用来讲解Binder机制中最核心的部分：Binder驱动的实现。

Binder机制简介

Binder源自Be Inc公司开发的OpenBinder框架，后来该框架转移的Palm Inc，由Dianne Hackborn主导开发。OpenBinder的内核部分已经合入Linux Kernel 3.19。

Android Binder是在OpneBinder上的定制实现。原先的OpenBinder框架现在已经不再继续开发，可以说Android上的Binder让原先的OpneBinder得到了重生。

Binder是Android系统中大量使用的IPC（Inter-process communication，进程间通讯）机制。无论是应用程序对系统服务的请求，还是应用程序自身提供对外服务，都需要使用到Binder。

因此，Binder机制在Android系统中的地位非常重要，可以说，理解Binder是理解Android系统的绝对必要前提。

在Unix/Linux环境下，传统的IPC机制包括：

1.管道

2.消息队列

3.共享内存

4.信号量

5.Socket

由于篇幅所限，本文不会对这些IPC机制做讲解，有兴趣的读者可以参阅《UNIX网络编程 卷2：进程间通信》。

Android系统中对于传统的IPC使用较少（但也有使用，例如：在请求Zygote fork进程的时候使用的是Socket IPC），大部分场景下使用的IPC都是Binder。

Binder相较于传统IPC来说更适合于Android系统，具体原因的包括如下三点：

1.Binder本身是C/S架构的，这一点更符合Android系统的架构

2.性能上更有优势：管道，消息队列，Socket的通讯都需要两次数据拷贝，而Binder只需要一次。要知道，对于系统底层的IPC形式，少一次数据拷贝，对整体性能的影响是非常之大的

3.安全性更好：传统IPC形式，无法得到对方的身份标识（UID/GID)，而在使用Binder IPC时，这些身份标示是跟随调用过程而自动传递的。Server端很容易就可以知道Client端的身份，非常便于做安全检查

整体架构

Binder整体架构如下所示：



从图中可以看出，Binder的实现分为这么几层：

1.Framework层

2.Java部分

3.JNI部分

4.C++部分

5.驱动层

驱动层位于Linux内核中，它提供了最底层的数据传递，对象标识，线程管理，调用过程控制等功能。驱动层是整个Binder机制的核心。

Framework层以驱动层为基础，提供了应用开发的基础设施。

Framework层既包含了C++部分的实现，也包含了Java部分的实现。为了能将C++的实现复用到Java端，中间通过JNI进行衔接。

开发者可以在Framework之上利用Binder提供的机制来进行具体的业务逻辑开发。其实不仅仅是第三方开发者，Android系统中本身也包含了很多系统服务都是基于Binder框架开发的。

既然是“进程间”通讯就至少牵涉到两个进程，Binder框架是典型的C/S架构。在下文中，我们把服务的请求方称之为Client，服务的实现方称之为Server。

Client对于Server的请求会经由Binder框架由上至下传递到内核的Binder驱动中，请求中包含了Client将要调用的命令和参数。请求到了Binder驱动之后，在确定了服务的提供方之后，会再从下至上将请求传递给具体的服务。整个调用过程如下图所示：

对网络协议有所了解的读者会发现，这个数据的传递过程和网络协议是如此的相似。

初识ServiceManager

前面已经提到，使用Binder框架的既包括系统服务，也包括第三方应用。因此，在同一时刻，系统中会有大量的Server同时存在。那么，Client在请求Server的时候，是如果确定请求发送给哪一个Server的呢？

这个问题，就和我们现实生活中如何找到一个公司/商场，如何确定一个人/一辆车一样，解决的方法就是：每个目标对象都需要一个唯一的标识。并且，需要有一个组织来管理这个唯一的标识。

而Binder框架中负责管理这个标识的就是ServiceManager。ServiceManager对于Binder Server的管理就好比车管所对于车牌号码的的管理，派出所对于身份证号码的管理：每个公开对外提供服务的Server都需要注册到ServiceManager中（通过addService），注册的时候需要指定一个唯一的id（这个id其实就是一个字符串）。

Client要对Server发出请求，就必须知道服务端的id。Client需要先根据Server的id通过ServerManager拿到Server的标示（通过getService），然后通过这个标示与Server进行通信。

整个过程如下图所示：



如果上面这些介绍已经让你一头雾水，请不要过分担心，下面会详细讲解这其中的细节。

下文会以自下而上的方式来讲解Binder框架。自下而上未必是最好的方法，每个人的思考方式不一样，如果你更喜欢自上而下的理解，你也按这样的顺序来阅读。

对于大部分人来说，我们可能需要反复的查阅才能完全理解。

驱动层

源码路径（这部分代码不在AOSP中，而是位于Linux内核代码中）：

/kernel/drivers/android/binder.c

/kernel/include/uapi/linux/android/binder.h

或者

/kernel/drivers/staging/android/binder.c

/kernel/drivers/staging/android/uapi/binder.h

Binder机制的实现中，最核心的就是Binder驱动。
Binder是一个miscellaneous类型的驱动，本身不对应任何硬件，所有的操作都在软件层。 binder_init函数负责Binder驱动的初始化工作，该函数中大部分代码是在通过debugfs_create_dir和debugfs_create_file函数创建debugfs对应的文件。 如果内核在编译时打开了debugfs，则通过adb shell连上设备之后，可以在设备的这个路径找到debugfs对应的文件：/sys/kernel/debug。Binder驱动中创建的debug文件如下所示：

# ls -l /sys/kernel/debug/binder/

total 0

-r--r--r-- 1 root root 0 1970-01-01 00:00 failed_transaction_log

drwxr-xr-x 2 root root 0 1970-05-09 01:19 proc

-r--r--r-- 1 root root 0 1970-01-01 00:00 state

-r--r--r-- 1 root root 0 1970-01-01 00:00 stats

-r--r--r-- 1 root root 0 1970-01-01 00:00 transaction_log

-r--r--r-- 1 root root 0 1970-01-01 00:00 transactions

这些文件其实都在内存中的，实时的反应了当前Binder的使用情况，在实际的开发过程中，这些信息可以帮忙分析问题。例如，可以通过查看/sys/kernel/debug/binder/proc目录来确定哪些进程正在使用Binder，通过查看transaction_log和transactions文件来确定Binder通信的数据。

binder_init函数中最主要的工作其实下面这行：

static struct miscdevice binder_miscdev = {

.minor = MISC_DYNAMIC_MINOR,

.name = "binder",

.fops = &binder_fops

};

该行代码真正向内核中注册了Binder设备。binder_miscdev的定义如下：

static const struct file_operations binder_fops = {

.owner = THIS_MODULE,

.poll = binder_poll,

.unlocked_ioctl = binder_ioctl,

.compat_ioctl = binder_ioctl,

.mmap = binder_mmap,

.open = binder_open,

.flush = binder_flush,

.release = binder_release,

};

这里指定了Binder设备的名称是“binder”。这样，在用户空间便可以通过对/dev/binder文件进行操作来使用Binder。

binder_miscdev同时也指定了该设备的fops。fops是另外一个结构体，这个结构中包含了一系列的函数指针，其定义如下：

static int binder_open(struct inode *nodp, struct file *filp)

{

struct binder_proc *proc;

// 创建进程对应的binder_proc对象

proc =
kzalloc(sizeof(*proc), GFP_KERNEL);

if (proc == NULL)

return -ENOMEM;

get_task_struct(current);

proc->tsk = current;

// 初始化binder_proc

INIT_LIST_HEAD(&proc->todo);

init_waitqueue_head(&proc->wait);

proc->default_priority = task_nice(current);

// 锁保护

binder_lock(__func__);

binder_stats_created(BINDER_STAT_PROC);

// 添加到全局列表binder_procs中

hlist_add_head(&proc->proc_node, &binder_procs);

proc->pid = current->group_leader->pid;

INIT_LIST_HEAD(&proc->delivered_death);

filp->private_data = proc;

binder_unlock(__func__);

return 0;

}

这里除了owner之外，每一个字段都是一个函数指针，这些函数指针对应了用户空间在使用Binder设备时的操作。例如：binder_poll对应了poll系统调用的处理，binder_mmap对应了mmap系统调用的处理，其他类同。

这其中，有三个函数尤为重要，它们是：binder_open，binder_mmap和binder_ioctl。 这是因为，需要使用Binder的进程，几乎总是先通过binder_open打开Binder设备，然后通过binder_mmap进行内存映射。

在这之后，通过binder_ioctl来进行实际的操作。Client对于Server端的请求，以及Server对于Client请求结果的返回，都是通过ioctl完成的。

这里提到的流程如下图所示：



主要结构

Binder驱动中包含了很多的结构体。为了便于下文讲解，这里我们先对这些结构体做一些介绍。

驱动中的结构体可以分为两类：

一类是与用户空间共用的，这些结构体在Binder通信协议过程中会用到。因此，这些结构体定义在binder.h中，包括：



 

这其中，binder_write_read和binder_transaction_data这两个结构体最为重要，它们存储了IPC调用过程中的数据。关于这一点，我们在下文中会讲解。

Binder驱动中，还有一类结构体是仅仅Binder驱动内部实现过程中需要的，它们定义在binder.c中，包括：



这里需要读者关注的结构体已经用加粗做了标注。

Binder协议

Binder协议可以分为控制协议和驱动协议两类。

控制协议是进程通过ioctl(“/dev/binder”) 与Binder设备进行通讯的协议，该协议包含以下几种命令：



Binder的驱动协议描述了对于Binder驱动的具体使用过程。驱动协议又可以分为两类：

一类是binder_driver_command_protocol，描述了进程发送给Binder驱动的命令

一类是binder_driver_return_protocol，描述了Binder驱动发送给进程的命令

binder_driver_command_protocol共包含17个命令，分别是：



binder_driver_return_protocol共包含18个命令，分别是：



单独看上面的协议可能很难理解，这里我们以一次Binder请求过程来详细看一下Binder协议是如何通信的，就比较好理解了。

这幅图的说明如下：



 

Binder是C/S架构的，通信过程牵涉到：Client，Server以及Binder驱动三个角色

Client对于Server的请求以及Server对于Client回复都需要通过Binder驱动来中转数据

BC_XXX命令是进程发送给驱动的命令

BR_XXX命令是驱动发送给进程的命令

整个通信过程由Binder驱动控制

这里再补充说明一下，通过上面的Binder协议的说明中我们看到，Binder协议的通信过程中，不仅仅是发送请求和接受数据这些命令。同时包括了对于引用计数的管理和对于死亡通知的管理（告知一方，通讯的另外一方已经死亡）等功能。

这些功能的通信过程和上面这幅图是类似的：一方发送BC_XXX，然后由驱动控制通信过程，接着发送对应的BR_XXX命令给通信的另外一方。因为这种相似性，对于这些内容就不再赘述了。

在有了上面这些背景知识介绍之后，我们就可以进入到Binder驱动的内部实现中来一探究竟了。

PS：上面介绍的这些结构体和协议，因为内容较多，初次看完记不住是很正常的，在下文详细讲解的时候，回过头来对照这些表格来理解是比较有帮助的。

打开Binder设备

任何进程在使用Binder之前，都需要先通过open("/dev/binder")打开Binder设备。上文已经提到，用户空间的open系统调用对应了驱动中的binder_open函数。在这个函数，Binder驱动会为调用的进程做一些初始化工作。binder_open函数代码如下所示：

static int binder_open(struct inode *nodp, struct file *filp)

{

struct binder_proc *proc;

// 创建进程对应的binder_proc对象

proc =
kzalloc(sizeof(*proc), GFP_KERNEL);

if (proc == NULL)

return -ENOMEM;

get_task_struct(current);

proc->tsk = current;

// 初始化binder_proc

INIT_LIST_HEAD(&proc->todo);

init_waitqueue_head(&proc->wait);

proc->default_priority = task_nice(current);

// 锁保护

binder_lock(__func__);

binder_stats_created(BINDER_STAT_PROC);

// 添加到全局列表binder_procs中

hlist_add_head(&proc->proc_node, &binder_procs);

proc->pid = current->group_leader->pid;

INIT_LIST_HEAD(&proc->delivered_death);

filp->private_data = proc;

binder_unlock(__func__);

return 0;

}

在Binder驱动中，通过binder_procs记录了所有使用Binder的进程。每个初次打开Binder设备的进程都会被添加到这个列表中的。

另外，请读者回顾一下上文介绍的Binder驱动中的几个关键结构体：

1.binder_proc

2.binder_node

3.binder_thread

4.binder_ref

5.binder_buffer

在实现过程中，为了便于查找，这些结构体互相之间都留有字段存储关联的结构。

下面这幅图描述了这里说到的这些内容：



内存映射（mmap）

在打开Binder设备之后，进程还会通过mmap进行内存映射。mmap的作用有如下两个：

申请一块内存空间，用来接收Binder通信过程中的数据

对这块内存进行地址映射，以便将来访问

binder_mmap函数对应了mmap系统调用的处理，这个函数也是Binder驱动的精华所在（这里说的binder_mmap函数也包括其内部调用的binder_update_page_range函数，见下文）。

前文我们说到，使用Binder机制，数据只需要经历一次拷贝就可以了，其原理就在这个函数中。

binder_mmap这个函数中，会申请一块物理内存，然后在用户空间和内核空间同时对应到这块内存上。在这之后，当有Client要发送数据给Server的时候，只需一次，将Client发送过来的数据拷贝到Server端的内核空间指定的内存地址即可，由于这个内存地址在服务端已经同时映射到用户空间，因此无需再做一次复制，Server即可直接访问，整个过程如下图所示：



这幅图的说明如下：

Server在启动之后，调用对/dev/binder设备调用mmap

内核中的binder_mmap函数进行对应的处理：申请一块物理内存，然后在用户空间和内核空间同时进行映射

Client通过BINDER_WRITE_READ命令发送请求，这个请求将先到驱动中，同时需要将数据从Client进程的用户空间拷贝到内核空间

驱动通过BR_TRANSACTION通知Server有人发出请求，Server进行处理。由于这块内存也在用户空间进行了映射，因此Server进程的代码可以直接访问

了解原理之后，我们再来看一下Binder驱动的相关源码。这段代码有两个函数：

binder_mmap函数对应了mmap的系统调用的处理

binder_update_page_range函数真正实现了内存分配和地址映射

static int binder_mmap(struct file *filp, struct vm_area_struct *vma)

{

int ret;

struct vm_struct
*area;

struct binder_proc *proc =
filp->private_data;

const char *failure_string;

struct binder_buffer *buffer;

...

// 在内核空间获取一块地址范围

area = get_vm_area(vma->vm_end - vma->vm_start, VM_IOREMAP);

if (area == NULL) {

ret = -ENOMEM;

failure_string = "get_vm_area";

goto err_get_vm_area_failed;

}

proc->buffer = area->addr;

// 记录内核空间与用户空间的地址偏移

proc->user_buffer_offset = vma->vm_start - (uintptr_t)proc->buffer;

mutex_unlock(&binder_mmap_lock);

...

proc->pages =
kzalloc(sizeof(proc->pages[0]) * ((vma->vm_end - vma->vm_start) /
PAGE_SIZE), GFP_KERNEL);

if (proc->pages == NULL) {

ret = -ENOMEM;

failure_string = "alloc page array";

goto err_alloc_pages_failed;

}

proc->buffer_size = vma->vm_end - vma->vm_start;

vma->vm_ops = &binder_vm_ops;

vma->vm_private_data = proc;

/* binder_update_page_range assumes
preemption is disabled */

preempt_disable();

// 通过下面这个函数真正完成内存的申请和地址的映射

// 初次使用，先申请一个PAGE_SIZE大小的内存

ret = binder_update_page_range(proc, 1, proc->buffer, proc->buffer +
PAGE_SIZE, vma);

...

}

static int
binder_update_page_range(struct binder_proc *proc, int allocate,

void *start, void *end,

struct vm_area_struct *vma)

{

void *page_addr;

unsigned long user_page_addr;

struct vm_struct tmp_area;

struct page **page;

struct mm_struct *mm;

...

for (page_addr = start; page_addr < end; page_addr += PAGE_SIZE) {

int ret;

struct page **page_array_ptr;

page = &proc->pages[(page_addr - proc->buffer) / PAGE_SIZE];

BUG_ON(*page);

// 真正进行内存的分配

*page = alloc_page(GFP_KERNEL | __GFP_HIGHMEM | __GFP_ZERO);

if (*page == NULL) {

pr_err("%d: binder_alloc_buf failed for page at %p\n",

proc->pid, page_addr);

goto err_alloc_page_failed;

}

tmp_area.addr = page_addr;

tmp_area.size = PAGE_SIZE + PAGE_SIZE /* guard page? */;

page_array_ptr = page;

// 在内核空间进行内存映射

ret = map_vm_area(&tmp_area, PAGE_KERNEL, &page_array_ptr);

if (ret) {

pr_err("%d: binder_alloc_buf failed to map page at %p in kernel\n",

proc->pid, page_addr);

goto err_map_kernel_failed;

}

user_page_addr =

(uintptr_t)page_addr + proc->user_buffer_offset;

// 在用户空间进行内存映射

ret = vm_insert_page(vma, user_page_addr, page[0]);

if (ret) {

pr_err("%d: binder_alloc_buf failed to map page at %lx in
userspace\n",

proc->pid, user_page_addr);

goto err_vm_insert_page_failed;

}

/* vm_insert_page does not seem to increment the refcount */

}

if (mm) {

up_write(&mm->mmap_sem);

mmput(mm);

}

preempt_disable();

return 0;

...

 

在开发过程中，我们可以通过procfs看到进程映射的这块内存空间：

将Android设备连接到电脑上之后，通过adb shell进入到终端

然后选择一个使用了Binder的进程，例如system_server（这是系统中一个非常重要的进程，下一章我们会专门讲解），通过 ps | grep system_server来确定进程号，例如是1889

通过 cat /proc/[pid]/maps | grep "/dev/binder" 过滤出这块内存的地址

在我的Nexus 6P上，控制台输出如下：

angler:/ # ps | grep system_server

system 1889 526 2353404 140016 SyS_epoll_ 72972eeaf4 S system_server

angler:/ # cat /proc/1889/maps | grep "/dev/binder"

7294761000-729485f000 r--p 00000000 00:0c 12593

PS：grep是通过通配符进行匹配过滤的命令，“|”是Unix上的管道命令。即将前一个命令的输出给下一个命令作为输入。如果这里我们不加“ |
grep xxx”，那么将看到前一个命令的完整输出。

内存的管理

上文中，我们看到binder_mmap的时候，会申请一个PAGE_SIZE(通常是4K)的内存。而实际使用过程中，一个PAGE_SIZE的大小通常是不够的。

在驱动中，会根据实际的使用情况进行内存的分配。有内存的分配，当然也需要内存的释放。这里我们就来看看Binder驱动中是如何进行内存的管理的。

首先，我们还是从一次IPC请求说起。

当一个Client想要对Server发出请求时，它首先将请求发送到Binder设备上，由Binder驱动根据请求的信息找到对应的目标节点，然后将请求数据传递过去。

进程通过ioctl系统调用来发出请求：ioctl(mProcess->mDriverFD,
BINDER_WRITE_READ, &bwr)

PS：这行代码来自于Framework层的IPCThreadState类。在后文中，我们将看到，IPCThreadState类专门负责与驱动进行通信。

这里的mProcess->mDriverFD对应了打开Binder设备时的fd。BINDER_WRITE_READ对应了具体要做的操作码，这个操作码将由Binder驱动解析。bwr存储了请求数据，其类型是binder_write_read。

binder_write_read其实是一个相对外层的数据结构，其内部会包含一个binder_transaction_data结构的数据。binder_transaction_data包含了发出请求者的标识，请求的目标对象以及请求所需要的参数。它们的关系如下图所示：



binder_ioctl函数对应了ioctl系统调用的处理。这个函数的逻辑比较简单，就是根据ioctl的命令来确定进一步处理的逻辑，具体如下:

如果命令是BINDER_WRITE_READ，并且

如果 bwr.write_size > 0，则调用binder_thread_write

如果 bwr.read_size > 0，则调用binder_thread_read

如果命令是BINDER_SET_MAX_THREADS，则设置进程的max_threads，即进程支持的最大线程数

如果命令是BINDER_SET_CONTEXT_MGR，则设置当前进程为ServiceManager，见下文

如果命令是BINDER_THREAD_EXIT，则调用binder_free_thread，释放binder_thread

如果命令是BINDER_VERSION，则返回当前的Binder版本号

这其中，最关键的就是binder_thread_write方法。当Client请求Server的时候，便会发送一个BINDER_WRITE_READ命令，同时框架会将将实际的数据包装好。此时，binder_transaction_data中的code将是BC_TRANSACTION，由此便会调用到binder_transaction方法，这个方法是对一次Binder事务的处理，这其中会调用binder_alloc_buf函数为此次事务申请一个缓存。这里提到到调用关系如下：



binder_update_page_range这个函数在上文中，我们已经看到过了。其作用就是：进行内存分配并且完成内存的映射。而binder_alloc_buf函数，正如其名称那样的：完成缓存的分配。

在驱动中，通过binder_buffer结构体描述缓存。一次Binder事务就会对应一个binder_buffer，其结构如下所示：

struct binder_buffer {

struct list_head entry;

struct rb_node rb_node;

unsigned free:1;

unsigned allow_user_free:1;

unsigned async_transaction:1;

unsigned debug_id:29;

struct binder_transaction *transaction;

struct binder_node *target_node;

size_t data_size;

size_t offsets_size;

uint8_t data[0];

};

而在binder_proc（描述了使用Binder的进程）中，包含了几个字段用来管理进程在Binder IPC过程中缓存，如下：

struct binder_proc {

...

struct list_head buffers; // 进程拥有的buffer列表

struct rb_root free_buffers; // 空闲buffer列表

struct rb_root allocated_buffers; // 已使用的buffer列表

size_t free_async_space; // 剩余的异步调用的空间

size_t buffer_size;
// 缓存的上限

...

};

进程在mmap时，会设定支持的总缓存大小的上限（下文会讲到）。而进程每当收到BC_TRANSACTION，就会判断已使用缓存加本次申请的和有没有超过上限。如果没有，就考虑进行内存的分配。

进程的空闲缓存记录在binder_proc的free_buffers中，这是一个以红黑树形式存储的结构。每次尝试分配缓存的时候，会从这里面按大小顺序进行查找，找到最接近需要的一块缓存。查找的逻辑如下：

while (n) {

buffer = rb_entry(n, struct binder_buffer, rb_node);

BUG_ON(!buffer->free);

buffer_size = binder_buffer_size(proc, buffer);

if (size <
buffer_size) {

best_fit = n;

n = n->rb_left;

} else if (size > buffer_size)

n = n->rb_right;

else {

best_fit = n;

break;

}

}

找到之后，还需要对binder_proc中的字段进行相应的更新：

rb_erase(best_fit, &proc->free_buffers);

buffer->free = 0;

binder_insert_allocated_buffer(proc, buffer);

if (buffer_size != size) {

struct binder_buffer *new_buffer = (void *)buffer->data + size;

list_add(&new_buffer->entry, &buffer->entry);

new_buffer->free = 1;

binder_insert_free_buffer(proc, new_buffer);

}

binder_debug(BINDER_DEBUG_BUFFER_ALLOC,

"%d: binder_alloc_buf size %zd got %p\n",

proc->pid, size, buffer);

buffer->data_size = data_size;

buffer->offsets_size = offsets_size;

buffer->async_transaction = is_async;

if (is_async) {

proc->free_async_space -= size + sizeof(struct binder_buffer);

binder_debug(BINDER_DEBUG_BUFFER_ALLOC_ASYNC,

"%d: binder_alloc_buf size %zd async free %zd\n",

proc->pid, size, proc->free_async_space);

}

下面我们再来看看内存的释放。

BC_FREE_BUFFER命令是通知驱动进行内存的释放，binder_free_buf函数是真正实现的逻辑，这个函数与binder_alloc_buf是刚好对应的。在这个函数中，所做的事情包括：

重新计算进程的空闲缓存大小

通过binder_update_page_range释放内存

更新binder_proc的buffers，free_buffers，allocated_buffers字段

Binder中的“面向对象”

Binder机制淡化了进程的边界，使得跨越进程也能够调用到指定服务的方法，其原因是因为Binder机制在底层处理了在进程间的“对象”传递。

在Binder驱动中，并不是真的将对象在进程间来回序列化，而是通过特定的标识来进行对象的传递。Binder驱动中，通过flat_binder_object来描述需要跨越进程传递的对象。其定义如下：

struct
flat_binder_object {

__u32 type;

__u32 flags;

union {

binder_uintptr_t binder; /* local object
*/

__u32 handle; /* remote object */

};

binder_uintptr_t cookie;

};

这其中，type有如下5种类型。

enum {

BINDER_TYPE_BINDER = B_PACK_CHARS('s', 'b', '*', B_TYPE_LARGE),

BINDER_TYPE_WEAK_BINDER = B_PACK_CHARS('w', 'b', '*', B_TYPE_LARGE),

BINDER_TYPE_HANDLE = B_PACK_CHARS('s', 'h', '*', B_TYPE_LARGE),

BINDER_TYPE_WEAK_HANDLE = B_PACK_CHARS('w', 'h', '*', B_TYPE_LARGE),

BINDER_TYPE_FD = B_PACK_CHARS('f', 'd', '*', B_TYPE_LARGE),

};

当对象传递到Binder驱动中的时候，由驱动来进行翻译和解释，然后传递到接收的进程。

例如当Server把Binder实体传递给Client时，在发送数据流中，flat_binder_object中的type是BINDER_TYPE_BINDER，同时binder字段指向Server进程用户空间地址。但这个地址对于Client进程是没有意义的（Linux中，每个进程的地址空间是互相隔离的），驱动必须对数据流中的flat_binder_object做相应的翻译：将type该成BINDER_TYPE_HANDLE；为这个Binder在接收进程中创建位于内核中的引用并将引用号填入handle中。对于发生数据流中引用类型的Binder也要做同样转换。经过处理后接收进程从数据流中取得的Binder引用才是有效的，才可以将其填入数据包binder_transaction_data的target.handle域，向Binder实体发送请求。

由于每个请求和请求的返回都会经历内核的翻译，因此这个过程从进程的角度来看是完全透明的。进程完全不用感知这个过程，就好像对象真的在进程间来回传递一样。

驱动层的线程管理

上文多次提到，Binder本身是C/S架构。由Server提供服务，被Client使用。既然是C/S架构，就可能存在多个Client会同时访问Server的情况。 在这种情况下，如果Server只有一个线程处理响应，就会导致客户端的请求可能需要排队而导致响应过慢的现象发生。解决这个问题的方法就是引入多线程。

Binder机制的设计从最底层–驱动层，就考虑到了对于多线程的支持。具体内容如下：

使用Binder的进程在启动之后，通过BINDER_SET_MAX_THREADS告知驱动其支持的最大线程数量

驱动会对线程进行管理。在binder_proc结构中，这些字段记录了进程中线程的信息：max_threads，requested_threads，requested_threads_started，ready_threads

binder_thread结构对应了Binder进程中的线程

驱动通过BR_SPAWN_LOOPER命令告知进程需要创建一个新的线程

进程通过BC_ENTER_LOOPER命令告知驱动其主线程已经ready

进程通过BC_REGISTER_LOOPER命令告知驱动其子线程（非主线程）已经ready

进程通过BC_EXIT_LOOPER命令告知驱动其线程将要退出

在线程退出之后，通过BINDER_THREAD_EXIT告知Binder驱动。驱动将对应的binder_thread对象销毁

再聊ServiceManager

上文已经说过，每一个Binder Server在驱动中会有一个binder_node进行对应。同时，Binder驱动会负责在进程间传递服务对象，并负责底层的转换。另外，我们也提到，每一个Binder服务都需要有一个唯一的名称。由ServiceManager来管理这些服务的注册和查找。

而实际上，为了便于使用，ServiceManager本身也实现为一个Server对象。任何进程在使用ServiceManager的时候，都需要先拿到指向它的标识。然后通过这个标识来使用ServiceManager。

这似乎形成了一个互相矛盾的现象：

通过ServiceManager我们才能拿到Server的标识

ServiceManager本身也是一个Server

解决这个矛盾的办法其实也很简单：Binder机制为ServiceManager预留了一个特殊的位置。这个位置是预先定好的，任何想要使用ServiceManager的进程只要通过这个特定的位置就可以访问到ServiceManager了（而不用再通过ServiceManager的接口）。

在Binder驱动中，有一个全局的变量：

static struct
binder_node *binder_context_mgr_node;

这个变量指向的就是ServiceManager。

当有进程通过ioctl并指定命令为BINDER_SET_CONTEXT_MGR的时候，驱动被认定这个进程是ServiceManager，binder_ioctl函数中对应的处理如下：

case
BINDER_SET_CONTEXT_MGR:

    if
(binder_context_mgr_node != NULL) {

        pr_err("BINDER_SET_CONTEXT_MGR
already set\n");

        ret = -EBUSY;

        goto err;

    }

    ret = security_binder_set_context_mgr(proc->tsk);

    if (ret < 0)

        goto err;

    if (uid_valid(binder_context_mgr_uid))
{

        if
(!uid_eq(binder_context_mgr_uid, current->cred->euid)) {

            pr_err("BINDER_SET_CONTEXT_MGR
bad uid %d != %d\n",

                   from_kuid(&init_user_ns,
current->cred->euid),

                   from_kuid(&init_user_ns,
binder_context_mgr_uid));  

            ret = -EPERM;

            goto err;

        }

    } else

        binder_context_mgr_uid =
current->cred->euid;

    binder_context_mgr_node =
binder_new_node(proc, 0, 0);

    if (binder_context_mgr_node == NULL) {

        ret = -ENOMEM;

        goto err;

    }

    binder_context_mgr_node->local_weak_refs++;

    binder_context_mgr_node->local_strong_refs++;

    binder_context_mgr_node->has_strong_ref
= 1;

    binder_context_mgr_node->has_weak_ref
= 1;

    break;

ServiceManager应当要先于所有Binder Server之前启动。在它启动完成并告知Binder驱动之后，驱动便设定好了这个特定的节点。

在这之后，当有其他模块想要使用ServerManager的时候，只要将请求指向ServiceManager所在的位置即可。

在Binder驱动中，通过handle = 0这个位置来访问ServiceManager。例如，binder_transaction中，判断如果target.handler为0，则认为这个请求是发送给ServiceManager的，相关代码如下：

结束语

本篇文章中，我们对Binder机制做了整体架构和分层的介绍，也详细讲解了Binder机制中的驱动模块。对于驱动之上的模块，会在今后的文章中讲解。