模板
教程
環境
性能
功能
管理
【轉帖】Linux對I/O端口資源的管理 (2)
發表于：2007-05-26來源：作者：點擊數：
標簽：
3．3 管理I/O Region資源 Linux 將基于I/O映射方式的I/O端口和基于內存映射方式的I/O端口資源統稱為I/O區域（I/O Region）。I/O Region仍然是一種I/O資源，因此它仍然可以用resource結構類型來描述。下面我們就來看看Linux是如何管理I/O Region的。 3．3．1
clearcase/" target="_blank" >cccccc">3．3 管理I/O Region資源Linux將基于I/O映射方式的I/O端口和基于內存映射方式的I/O端口資源統稱為“I/O區域”（I/O Region）。I/O Region仍然是一種I/O資源，因此它仍然可以用resource結構類型來描述。下面我們就來看看Linux是如何管理I/O Region的。
3．3．1 I/O Region的分配
在函數__request_resource()的基礎上，Linux實現了用于分配I/O區域的函數__request_region()，如下:
struct resource * __request_region(struct resource *parent,
unsigned long start, unsigned long n, const char *name)
{
struct resource *res = kmalloc(sizeof(*res), GFP_KERNEL);
if (res) {
memset(res, 0, sizeof(*res));
res->name = name;
res->start = start;
res->end = start + n - 1;
res->flags = IORESOURCE_BUSY;
write_lock(&resource_lock);
for (;;) {
struct resource *conflict;
conflict = __request_resource(parent, res);
if (!conflict)
break;
if (conflict != parent) {
parent = conflict;
if (!(conflict->flags & IORESOURCE_BUSY))
continue;
}
/* Uhhuh, that didn't work out.. */
kfree(res);
res = NULL;
break;
}
write_unlock(&resource_lock);
}
return res;
}
NOTE：
?、偈紫?，調用kmalloc（）函數在SLAB分配器緩存中分配一個resource結構。
?、谌缓?，相應的根據參數?**跏薊??峙淶膔esource結構。注意！flags成員被初始化為IORESOURCE_BUSY。
?、劢酉聛?，用一個for循環開始進行資源分配，循環體的步驟如下：
l 首先，調用__request_resource()函數進行資源分配。如果返回NULL，說明分配成功，因此就執行break語句推出for循環，返回所分配的resource結構的指針，函數成功地結束。
l 如果__request_resource()函數分配不成功，則進一步判斷所返回的沖突資源節點是否就是父資源節點parent。如果不是，則將分配行為下降一個層次，即試圖在當前沖突的資源節點中進行分配（只有在沖突的資源節點沒有設置IORESOURCE_BUSY的情況下才可以），于是讓 parent指針等于conflict，并在conflict->flags&IORESOURCE_BUSY為0的情況下執行 continue語句繼續for循環。
l 否則如果相沖突的資源節點就是父節點parent，或者相沖突資源節點設置了IORESOURCE_BUSY標志位，則宣告分配失敗。于是調用kfree （）函數釋放所分配的resource結構，并將res指針置為NULL，最后用break語句推出for循環。
?、茏詈?，返回所分配的resource結構的指針。
3．3．2 I/O Region的釋放
函數__release_region()實現在一個父資源節點parent中釋放給定范圍的I/O Region。實際上該函數的實現思想與__release_resource()相類似。其源代碼如下：
void __release_region(struct resource *parent,
unsigned long start, unsigned long n)
{
struct resource **p;
unsigned long end;
p = &parent->child;
end = start + n - 1;
for (;;) {
struct resource *res = *p;
if (!res)
break;
if (res->start <= start && res->end >= end) {
if (!(res->flags & IORESOURCE_BUSY)) {
p = &res->child;
continue;
}
if (res->start != start' 'res->end != end)
break;
*p = res->sibling;
kfree(res);
return;
}
p = &res->sibling;
}
printk(Trying to free nonexistent resource <%08lx-%08lx>
, start, end);
}
類似地，該函數也是通過一個for循環來遍歷父資源parent的child鏈表。為此，它讓指針res指向當前正被掃描的子資源節點，指針p指向前一個子資源節點的sibling成員變量，p的初始值為指向parent->child。For循環體的步驟如下：
?、僮宺es指針指向當前被掃描的子資源節點（res＝*p）。
?、谌绻鹯es指針為NULL，說明已經掃描完整個child鏈表，所以退出for循環。
?、廴绻鹯es指針不為NULL，則繼續看看所指定的I/O區域范圍是否完全包含在當前資源節點中，也即看看[start,start+n-1]是否包含在res->[start,end]中。如果不屬于，則讓p指向當前資源節點的sibling成員，然后繼續for循環。如果屬于，則執行下列步驟：
l 先看看當前資源節點是否設置了IORESOURCE_BUSY標志位。如果沒有設置該標志位，則說明該資源節點下面可能還會有子節點，因此將掃描過程下降一個層次，于是修改p指針，使它指向res->child，然后執行continue語句繼續for循環。
l 如果設置了IORESOURCE_BUSY標志位。則一定要確保當前資源節點就是所指定的I/O區域，然后將當前資源節點從其父資源的child鏈表中去除。這可以通過讓前一個兄弟資源節點的sibling指針指向當前資源節點的下一個兄弟資源節點來實現（即讓*p=res->sibling），最后調用kfree（）函數釋放當前資源節點的resource結構。然后函數就可以成功返回了。
3．3．3 檢查指定的I/O Region是否已被占用
函數__check_region()檢查指定的I/O Region是否已被占用。其源代碼如下：
int __check_region(struct resource *parent, unsigned long start, unsigned long n)
{
struct resource * res;
res = __request_region(parent, start, n, check-region);
if (!res)
return -EBUSY;
release_resource(res);
kfree(res);
return 0;
}
該函數的實現與__check_resource()的實現思想類似。首先，它通過調用__request_region()函數試圖在父資源 parent中分配指定的I/O Region。如果分配不成功，將返回NULL，因此此時函數返回錯誤值－EBUSY表示所指定的I/O Region已被占用。如果res指針不為空則說明所指定的I/O Region沒有被占用。于是調用__release_resource()函數將剛剛分配的資源釋放掉（實際上是將res結構從parent的 child鏈表去除），然后調用kfree（）函數釋放res結構所占用的內存。最后，返回0值表示指定的I/O Region沒有被占用。
3．4 管理I/O端口資源
我們都知道，采用I/O映射方式的X86處理器為外設實現了一個單獨的地址空間，也即“I/O空間”（I/O Space）或稱為“I/O端口空間”，其大小是64KB（0x0000－0xffff）。Linux在其所支持的所有平臺上都實現了“I/O端口空間” 這一概念。
由于I/O空間非常小，因此即使外設總線有一個單獨的I/O端口空間，卻也不是所有的外設都將其I/O端口（指寄存器）映射到“I/O端口空間”中。比如，大多數PCI卡都通過內存映射方式來將其I/O端口或外設內存映射到CPU的RAM物理地址空間中。而老式的 ISA卡通常將其I/O端口映射到I/O端口空間中。
Linux是基于“I/O Region”這一概念來實現對I/O端口資源（I/O－mapped 或 Memory－mapped）的管理的。
3．4．1 資源根節點的定義
Linux在kernel/Resource.c文件中定義了全局變量ioport_resource和iomem_resource，來分別描述基于I/O映射方式的整個I/O端口空間和基于內存映射方式的I/O內存資源空間（包括I/O端口和外設內存）。其定義如下：
struct resource ioport_resource =
{ PCI IO, 0x0000, IO_SPACE_LIMIT, IORESOURCE_IO };
struct resource iomem_resource =
{ PCI mem, 0x00000000, 0xffffffff, IORESOURCE_MEM };
其中，宏IO_SPACE_LIMIT表示整個I/O空間的大小，對于X86平臺而言，它是0xffff（定義在include/asm-i386/io.h頭文件中）。顯然，I/O內存空間的大小是4GB。
3．4．2 對I/O端口空間的操作
基于I/O Region的操作函數__XXX_region()，Linux在頭文件include/linux/ioport.h中定義了三個對I/O端口空間進行操作的宏：①request_region()宏，請求在I/O端口空間中分配指定范圍的I/O端口資源。②check_region()宏，檢查 I/O端口空間中的指定I/O端口資源是否已被占用。③release_region()宏，釋放I/O端口空間中的指定I/O端口資源。這三個宏的定義如下：
#define request_region(start,n,name)
__request_region(&ioport_resource, (start), (n), (name))
#define check_region(start,n)
__check_region(&ioport_resource, (start), (n))
#define release_region(start,n)
__release_region(&ioport_resource, (start), (n))
其中，宏參數start指定I/O端口資源的起始物理地址（是I/O端口空間中的物理地址），宏參數n指定I/O端口資源的大小。
3．4．3 對I/O內存資源的操作
基于I/O Region的操作函數__XXX_region()，Linux在頭文件include/linux/ioport.h中定義了三個對I/O內存資源進行操作的宏：①request_mem_region()宏，請求分配指定的I/O內存資源。②check_ mem_region()宏，檢查指定的I/O內存資源是否已被占用。③release_ mem_region()宏，釋放指定的I/O內存資源。這三個宏的定義如下：
#define request_mem_region(start,n,name)
__request_region(&iomem_resource, (start), (n), (name))
#define check_mem_region(start,n)
__check_region(&iomem_resource, (start), (n))
#define release_mem_region(start,n)
__release_region(&iomem_resource, (start), (n))
其中，參數start是I/O內存資源的起始物理地址（是CPU的RAM物理地址空間中的物理地址），參數n指定I/O內存資源的大小。
3．4．4 對/proc/ioports和/proc/iomem的支持
Linux在ioport.h頭文件中定義了兩個宏：
get_ioport_list()和get_iomem_list()，分別用來實現/proc/ioports文件和/proc/iomem文件。其定義如下：
#define get_ioport_list(buf) get_resource_list(&ioport_resource, buf, PAGE_SIZE)
#define get_mem_list(buf) get_resource_list(&iomem_resource, buf, PAGE_SIZE)
3．5 訪問I/O端口空間
在驅動程序請求了I/O端口空間中的端口資源后，它就可以通過CPU的IO指定來讀寫這些I/O端口了。在讀寫I/O端口時要注意的一點就是，大多數平臺都區分8位、16位和32位的端口，也即要注意I/O端口的寬度。
Linux在include/asm/io.h頭文件（對于i386平臺就是include/asm-i386/io.h）中定義了一系列讀寫不同寬度I/O端口的宏函數。如下所示：
?、抛x寫8位寬的I/O端口
unsigned char inb（unsigned port）；
void outb（unsigned char value，unsigned port）；
其中，port參數指定I/O端口空間中的端口地址。在大多數平臺上（如x86）它都是unsigned short類型的，其它的一些平臺上則是unsigned int類型的。顯然，端口地址的類型是由I/O端口空間的大小來決定的。
?、谱x寫16位寬的I/O端口
unsigned short inw（unsigned port）；
void outw（unsigned short value，unsigned port）；
?、亲x寫32位寬的I/O端口
unsigned int inl（unsigned port）；
void outl（unsigned int value，unsigned port）；
3．5．1 對I/O端口的字符串操作
除了上述這些“單發”（single－shot）的I/O操作外，某些CPU也支持對某個I/O端口進行連續的讀寫操作，也即對單個I/O端口讀或寫一系列字節、字或32位整數，這就是所謂的“字符串I/O指令”（String Instruction）。這種指令在速度上顯然要比用循環來實現同樣的功能要快得多。
Linux同樣在io.h文件中定義了字符串I/O讀寫函數：
?、?位寬的字符串I/O操作
void insb（unsigned port，void * addr，unsigned long count）；
void outsb（unsigned port ，void * addr，unsigned long count）；
?、?6位寬的字符串I/O操作
void insw（unsigned port，void * addr，unsigned long count）；
void outsw（unsigned port ，void * addr，unsigned long count）；
?、?2位寬的字符串I/O操作
void insl（unsigned port，void * addr，unsigned long count）；
void outsl（unsigned port ，void * addr，unsigned long count）；
3．5．2 Pausing I/O
在一些平臺上（典型地如X86），對于老式總線（如ISA）上的慢速外設來說，如果CPU讀寫其I/O端口的速度太快，那就可能會發生丟失數據的現象。對于這個問題的解決方法就是在兩次連續的I/O操作之間插入一段微小的時延，以便等待慢速外設。這就是所謂的“Pausing I/O”。
對于Pausing I/O，Linux也在io.h頭文件中定義了它的I/O讀寫函數，而且都以XXX_p命名，比如：inb_p()、outb_p()等等。下面我們就以out_p()為例進行分析。
將io.h中的宏定義__OUT(b,”b”char)展開后可得如下定義：
extern inline void outb(unsigned char value, unsigned short port) {
__asm__ __volatile__ (outb % b 0,% w 1
: : a (value), Nd (port));
}
extern inline void outb_p(unsigned char value, unsigned short port) {
__asm__ __volatile__ (outb % b 0,% w 1
__FULL_SLOW_DOWN_IO
: : a (value), Nd (port));
}
可以看出，outb_p()函數的實現中被插入了宏__FULL_SLOWN_DOWN_IO，以實現微小的延時。宏__FULL_SLOWN_DOWN_IO在頭文件io.h中一開始就被定義：
#ifdef SLOW_IO_BY_JUMPING
#define __SLOW_DOWN_IO
jmp 1f
1: jmp 1f
1:
#else
#define __SLOW_DOWN_IO
outb %%al,$0x80
#endif
#ifdef REALLY_SLOW_IO
#define __FULL_SLOW_DOWN_IO __SLOW_DOWN_IO
__SLOW_DOWN_IO __SLOW_DOWN_IO __SLOW_DOWN_IO
#else
#define __FULL_SLOW_DOWN_IO __SLOW_DOWN_IO
#endif
顯然，__FULL_SLOW_DOWN_IO就是一個或四個__SLOW_DOWN_IO（根據是否定義了宏REALLY_SLOW_IO來決定），而宏__SLOW_DOWN_IO則被定義成毫無意義的跳轉語句或寫端口0x80的操作（根據是否定義了宏SLOW_IO_BY_JUMPING來決定）。
3．6 訪問I/O內存資源
盡管I/O端口空間曾一度在x86平臺上被廣泛使用，但是由于它非常小，因此大多數現代總線的設備都以內存映射方式（Memory－mapped）來映射它的I/O端口（指I/O寄存器）和外設內存?；趦却嬗成浞绞降腎/O端口（指I/O寄存器）和外設內存可以通稱為“I/O內存”資源（I/O Memory）。因為這兩者在硬件實現上的差異對于軟件來說是完全透明的，所以驅動程序開發人員可以將內存映射方式的I/O端口和外設內存統一看作是 “I/O內存”資源。
從前幾節的闡述我們知道，I/O內存資源是在CPU的單一內存物理地址空間內進行編址的，也即它和系統RAM同處在一個物理地址空間內。因此通過CPU的訪內指令就可以訪問I/O內存資源。
一般來說，在系統運行時，外設的I/O內存資源的物理地址是已知的，這可以通過系統固件（如BIOS）在啟動時分配得到，或者通過設備的硬連線（hardwired）得到。比如，PCI卡的I/O內存資源的物理地址就是在系統啟動時由PCI BIOS分配并寫到PCI卡的配置空間中的BAR中的。而ISA卡的I/O內存資源的物理地址則是通過設備硬連線映射到640KB－1MB范圍之內的。但是CPU通常并沒有為這些已知的外設I/O內存資源的物理地址預定義虛擬地址范圍，因為它們是在系統啟動后才已知的（某種意義上講是動態的），所以驅動程序并不能直接通過物理地址訪問I/O內存資源，而必須將它們映射到核心虛地址空間內（通過頁表），然后才能根據映射所得到的核心虛地址范圍，通過訪內指令訪問這些I/O內存資源。
3．6．1 映射I/O內存資源
Linux在io.h頭文件中聲明了函數ioremap（），用來將I/O內存資源的物理地址映射到核心虛地址空間（3GB－4GB）中，如下：
void * ioremap(unsigned long phys_addr, unsigned long size, unsigned long flags);
void iounmap(void * addr);
函數用于取消ioremap（）所做的映射，參數addr是指向核心虛地址的指針。這兩個函數都是實現在mm/ioremap.c文件中。具體實現可參考《情景分析》一書。
3．6．2 讀寫I/O內存資源
在將I/O內存資源的物理地址映射成核心虛地址后，理論上講我們就可以象讀寫RAM那樣直接讀寫I/O內存資源了。但是，由于在某些平臺上，對 I/O內存和系統內存有不同的訪問處理，因此為了確?？缙脚_的兼容性，Linux實現了一系列讀寫I/O內存資源的函數，這些函數在不同的平臺上有不同的實現。但在x86平臺上，讀寫I/O內存與讀寫RAM無任何差別。如下所示（include/asm-i386/io.h）：
#define readb(addr) (*(volatile unsigned char *) __io_virt(addr))
#define readw(addr) (*(volatile unsigned short *) __io_virt(addr))
#define readl(addr) (*(volatile unsigned int *) __io_virt(addr))
#define writeb(b,addr) (*(volatile unsigned char *) __io_virt(addr) = (b))
#define writew(b,addr) (*(volatile unsigned short *) __io_virt(addr) = (b))
#define writel(b,addr) (*(volatile unsigned int *) __io_virt(addr) = (b))
#define memset_io(a,b,c) memset(__io_virt(a),(b),(c))
#define memcpy_fromio(a,b,c) memcpy((a),__io_virt(b),(c))
#define memcpy_toio(a,b,c) memcpy(__io_virt(a),(b),(c))
上述定義中的宏__io_virt()僅僅檢查虛地址addr是否是核心空間中的虛地址。該宏在內核2.4.0中的實現是臨時性的。具體的實現函數在arch/i386/lib/Iodebug.c文件。
顯然，在x86平臺上訪問I/O內存資源與訪問系統主存RAM是無差別的。但是為了保證驅動程序的跨平臺的可移植性，我們應該使用上面的函數來訪問I/O內存資源，而不應該通過指向核心虛地址的指針來訪問。
