milkyway的窩

[轉]linux下I/O資源的實現,管理和操作

　　有些體系結構的CPU（如，PowerPC、m68k等）通常只實現一個物理地址空間（RAM）。在這種情況下，外設I/O端口的物理地址就被映射到CPU的單一物理地址空間中，而成為內存的一部分。此時，CPU可以象訪問一個內存單元那樣訪問外設I/O端口，而不需要設立專門的外設I/O指令。這就是所謂的“內存映射方式”（Memory－mapped）。

　　而另外一些體系結構的CPU（典型地如X86）則為外設專門實現了一個單獨地地址空間，稱為“I/O地址空間”或者“I/O端口空間”。這是一個與CPU地RAM物理地址空間不同的地址空間，所有外設的I/O端口均在這一空間中進行編址。CPU通過設立專門的I/O指令（如X86的IN和OUT指令）來訪問這一空間中的地址單元（也即I/O端口）。這就是所謂的“I/O映射方式”（I/O－mapped）。與RAM物理地址空間相比，I/O地址空間通常都比較小，如x86 CPU的I/O空間就只有64KB（0－0xffff）。這是“I/O映射方式”的一個主要缺點。

　　Linux將基于I/O映射方式的或內存映射方式的I/O端口通稱為“I/O區域”（I/O region）。在討論對I/O區域的管理之前，我們首先來分析一下Linux是如何實現“I/O資源”這一抽象概念的。

3．1 Linux對I/O資源的描述

　　Linux設計了一個通用的數據結構resource來描述各種I/O資源（如：I/O端口、外設內存、DMA和IRQ等）。該結構定義在include/linux/ioport.h頭文件中：

　　struct resource {
??????? const char *name;
??????? unsigned long start, end;
??????? unsigned long flags;
??????? struct resource *parent, *sibling, *child;
　　};

　　各成員的含義如下：

　　1. name指針：指向此資源的名稱。
　　2. start和end：表示資源的起始物理地址和終止物理地址。它們確定了資源的范圍，也即是一個閉區間[start,end]。
　　3. flags：描述此資源屬性的標志（見下面）。
　　4. 指針parent、sibling和child：分別為指向父親、兄弟和子資源的指針。

　　屬性flags是一個unsigned long類型的32位標志值，用以描述資源的屬性。比如：資源的類型、是否只讀、是否可緩存，以及是否已被占用等。下面是一部分常用屬性標志位的定義（ioport.h）：

/*
* IO resources have these defined flags.
*/
#define IORESOURCE_BITS??????? ??????? 0x000000ff??????? /* Bus-specific bits */

#define IORESOURCE_IO??????? ??????? 0x00000100??????? /* Resource type */
#define IORESOURCE_MEM??????? ??????? 0x00000200
#define IORESOURCE_IRQ??????? ??????? 0x00000400
#define IORESOURCE_DMA??????? ??????? 0x00000800

#define IORESOURCE_PREFETCH??????? 0x00001000??????? /* No side effects */
#define IORESOURCE_READONLY??????? 0x00002000
#define IORESOURCE_CACHEABLE??????? 0x00004000
#define IORESOURCE_RANGELENGTH??????? 0x00008000
#define IORESOURCE_SHADOWABLE??????? 0x00010000
#define IORESOURCE_BUS_HAS_VGA??????? 0x00080000

#define IORESOURCE_UNSET??????? 0x20000000
#define IORESOURCE_AUTO??????? ??????? 0x40000000
#define IORESOURCE_BUSY??????? ??????? 0x80000000
??????? /* Driver has marked this resource busy */

?

　　指針parent、sibling和child的設置是為了以一種樹的形式來管理各種I/O資源。

3．2 Linux對I/O資源的管理

　　Linux是以一種倒置的樹形結構來管理每一類I/O資源（如：I/O端口、外設內存、DMA和IRQ）的。每一類I/O資源都對應有一顆倒置的資源樹，樹中的每一個節點都是一個resource結構，而樹的根結點root則描述了該類資源的整個資源空間。

　　基于上述這個思想，Linux在kernel/Resource.c文件中實現了對資源的申請、釋放及查找等操作。

　　3．2．1 I/O資源的申請

　　假設某類資源有如下這樣一顆資源樹：

　　節點root、r1、r2和r3實際上都是一個resource結構類型。子資源r1、r2和r3通過sibling指針鏈接成一條單向非循環鏈表，其表頭由root節點中的child指針定義，因此也稱為父資源的子資源鏈表。r1、r2和r3的parent指針均指向他們的父資源節點，在這里也就是圖中的root節點。

　　假設想在root節點中分配一段I/O資源（由圖中的陰影區域表示）。函數request_resource()實現這一功能。它有兩個參數：①root指針，表示要在哪個資源根節點中進行分配；②new指針，指向描述所要分配的資源（即圖中的陰影區域）的resource結構。該函數的源代碼如下（kernel/resource.c）:

　　int request_resource(struct resource *root, struct resource *new)
　　{
??????? struct resource *conflict;

??????? write_lock(&resource_lock);
??????? conflict = __request_resource(root, new);
??????? write_unlock(&resource_lock);
??????? return conflict ? -EBUSY : 0;
　　}

?

　　對上述函數的NOTE如下：

　　①資源鎖resource_lock對所有資源樹進行讀寫保護，任何代碼段在訪問某一顆資源樹之前都必須先持有該鎖。其定義如下（kernel/Resource.c）：

　　static rwlock_t resource_lock = RW_LOCK_UNLOCKED;

　　②可以看出，函數實際上是通過調用內部靜態函數__request_resource()來完成實際的資源分配工作。如果該函數返回非空指針，則表示有資源沖突；否則，返回NULL就表示分配成功。

　　③最后，如果conflict指針為NULL，則request_resource()函數返回返回值0，表示成功；否則返回－EBUSY表示想要分配的資源已被占用。

　　函數__request_resource()完成實際的資源分配工作。如果參數new所描述的資源中的一部分或全部已經被其它節點所占用，則函數返回與new相沖突的resource結構的指針。否則就返回NULL。該函數的源代碼如下

（kernel/Resource.c）：
/* Return the conflict entry if you can't request it */
static struct resource * __request_resource
　　(struct resource *root, struct resource *new)
{
??????? unsigned long start = new->start;
??????? unsigned long end = new->end;
??????? struct resource *tmp, **p;

??????? if (end < start)
??????? ??????? return root;
??????? if (start < root->start)
??????? ??????? return root;
??????? if (end > root->end)
??????? ??????? return root;
??????? p = &root->child;
??????? for (;;) {
??????? ??????? tmp = *p;
??????? ??????? if (!tmp || tmp->start > end) {
??????? ??????? ??????? new->sibling = tmp;
??????? ??????? ??????? *p = new;
??????? ??????? ??????? new->parent = root;
??????? ??????? ??????? return NULL;
??????? ??????? }
??????? ??????? p = &tmp->sibling;
??????? ??????? if (tmp->end < start)
??????? ??????? ??????? continue;
??????? ??????? return tmp;
??????? }
}

?

　　對函數的NOTE：

　　①前三個if語句判斷new所描述的資源范圍是否被包含在root內，以及是否是一段有效的資源（因為end必須大于start）。否則就返回root指針，表示與根結點相沖突。

　　②接下來用一個for循環遍歷根節點root的child鏈表，以便檢查是否有資源沖突，并將new插入到child鏈表中的合適位置（child鏈表是以I/O資源物理地址從低到高的順序排列的）。為此，它用tmp指針指向當前正被掃描的resource結構，用指針p指向前一個resource結構的sibling指針成員變量，p的初始值為指向root－>sibling。For循環體的執行步驟如下：

　　l 讓tmp指向當前正被掃描的resource結構（tmp＝*p）。

　　l 判斷tmp指針是否為空（tmp指針為空說明已經遍歷完整個child鏈表），或者當前被掃描節點的起始位置start是否比new的結束位置end還要大。只要這兩個條件之一成立的話，就說明沒有資源沖突，于是就可以把new鏈入child鏈表中：①設置new的sibling指針指向當前正被掃描的節點tmp（new->sibling=tmp）；②當前節點tmp的前一個兄弟節點的sibling指針被修改為指向new這個節點（*p=new）；③將new的parent指針設置為指向root。然后函數就可以返回了（返回值NULL表示沒有資源沖突）。

　　l 如果上述兩個條件都不成立，這說明當前被掃描節點的資源域有可能與new相沖突（實際上就是兩個閉區間有交集），因此需要進一步判斷。為此它首先修改指針p，讓它指向tmp->sibling，以便于繼續掃描child鏈表。然后，判斷tmp->end是否小于new->start，如果小于，則說明當前節點tmp和new沒有資源沖突，因此執行continue語句，繼續向下掃描child鏈表。否則，如果tmp->end大于或等于new->start，則說明tmp->[start,end]和new->[start,end]之間有交集。所以返回當前節點的指針tmp，表示發生資源沖突。

　　3．2．2 資源的釋放

　　函數release_resource()用于實現I/O資源的釋放。該函數只有一個參數——即指針old，它指向所要釋放的資源。起源代碼如下：

int release_resource(struct resource *old)
{
??????? int retval;

??????? write_lock(&resource_lock);
??????? retval = __release_resource(old);
??????? write_unlock(&resource_lock);
??????? return retval;
}

?

　　可以看出，它實際上通過調用__release_resource()這個內部靜態函數來完成實際的資源釋放工作。函數__release_resource()的主要任務就是將資源區域old（如果已經存在的話）從其父資源的child鏈表重摘除，它的源代碼如下：

static int __release_resource(struct resource *old)
{
??????? struct resource *tmp, **p;

??????? p = &old->parent->child;
??????? for (;;) {
??????? ??????? tmp = *p;
??????? ??????? if (!tmp)
??????? ??????? ??????? break;
??????? ??????? if (tmp == old) {
??????? ??????? ??????? *p = tmp->sibling;
??????? ??????? ??????? old->parent = NULL;
??????? ??????? ??????? return 0;
??????? ??????? }
??????? ??????? p = &tmp->sibling;
??????? }
??????? return -EINVAL;
}

?

　　對上述函數代碼的NOTE如下：

　　同函數__request_resource()相類似，該函數也是通過一個for循環來遍歷父資源的child鏈表。為此，它讓tmp指針指向當前被掃描的資源，而指針p則指向當前節點的前一個節點的sibling成員（p的初始值為指向父資源的child指針）。循環體的步驟如下：

　　①首先，讓tmp指針指向當前被掃描的節點（tmp＝*p）。

　　②如果tmp指針為空，說明已經遍歷完整個child鏈表，因此執行break語句推出for循環。由于在遍歷過程中沒有在child鏈表中找到參數old所指定的資源節點，因此最后返回錯誤值－EINVAL，表示參數old是一個無效的值。

　　③接下來，判斷當前被掃描節點是否就是參數old所指定的資源節點。如果是，那就將old從child鏈表中去除，也即讓當前結點tmp的前一個兄弟節點的sibling指針指向tmp的下一個節點，然后將old－>parent指針設置為NULL。最后返回0值表示執行成功。

　　④如果當前被掃描節點不是資源old，那就繼續掃描child鏈表中的下一個元素。因此將指針p指向tmp－>sibling成員。

　　3．2．3 檢查資源是否已被占用，

　　函數check_resource()用于實現檢查某一段I/O資源是否已被占用。其源代碼如下：

int check_resource(struct resource *root, unsigned long start, unsigned long len)
{
??????? struct resource *conflict, tmp;

??????? tmp.start = start;
??????? tmp.end = start + len - 1;
??????? write_lock(&resource_lock);
??????? conflict = __request_resource(root, &tmp);
??????? if (!conflict)
??????? ??????? __release_resource(&tmp);
??????? write_unlock(&resource_lock);
??????? return conflict ? -EBUSY : 0;
}

?

　　對該函數的NOTE如下：

　　①構造一個臨時資源tmp，表示所要檢查的資源[start,start+end-1]。

　　②調用__request_resource()函數在根節點root申請tmp所表示的資源。如果tmp所描述的資源還被人使用，則該函數返回NULL，否則返回非空指針。因此接下來在conflict為NULL的情況下，調用__release_resource()將剛剛申請的資源釋放掉。

　　③最后根據conflict是否為NULL，返回－EBUSY或0值。

　　3．2．4 尋找可用資源

　　函數find_resource()用于在一顆資源樹中尋找未被使用的、且滿足給定條件的（也即資源長度大小為size，且在[min,max]區間內）的資源。其函數源代碼如下：

/*
* Find empty slot in the resource tree given range and alignment.
*/
static int find_resource(struct resource *root, struct resource *new,
??????? ??????? ? unsigned long size,
??????? ??????? ? unsigned long min, unsigned long max,
??????? ??????? ? unsigned long align,
??????? ??????? ? void (*alignf)(void *, struct resource *, unsigned long),
??????? ??????? ? void *alignf_data)
{
??????? struct resource *this = root->child;

??????? new->start = root->start;
??????? for(;;) {
??????? ??????? if (this)
??????? ??????? ??????? new->end = this->start;
??????? ??????? else
??????? ??????? ??????? new->end = root->end;
??????? ??????? if (new->start < min)
??????? ??????? ??????? new->start = min;
??????? ??????? if (new->end > max)
??????? ??????? ??????? new->end = max;
??????? ??????? new->start = (new->start + align - 1) & ~(align - 1);
??????? ??????? if (alignf)
??????? ??????? ??????? alignf(alignf_data, new, size);
??????? ??????? if (new->start < new->end && new->end - new->start + 1 >= size)
????????????????? {
??????? ??????? ??????? new->end = new->start + size - 1;
??????? ??????? ??????? return 0;
??????? ??????? }
??????? ??????? if (!this)
??????? ??????? ??????? break;
??????? ??????? new->start = this->end + 1;
??????? ??????? this = this->sibling;
??????? }
??????? return -EBUSY;
}

?

　　對該函數的NOTE如下：

　　同樣，該函數也要遍歷root的child鏈表，以尋找未被使用的資源空洞。為此，它讓this指針表示當前正被掃描的子資源節點，其初始值等于root->child，即指向child鏈表中的第一個節點，并讓new->start的初始值等于root->start，然后用一個for循環開始掃描child鏈表，對于每一個被掃描的節點，循環體執行如下操作：

　　①首先，判斷this指針是否為NULL。如果不為空，就讓new->end等于this->start，也即讓資源new表示當前資源節點this前面那一段未使用的資源區間。

　　②如果this指針為空，那就讓new->end等于root->end。這有兩層意思：第一種情況就是根結點的child指針為NULL（即根節點沒有任何子資源）。因此此時先暫時將new->end放到最大。第二種情況就是已經遍歷完整個child鏈表，所以此時就讓new表示最后一個子資源后面那一段未使用的資源區間。

　　③根據參數min和max修正new->[start,end]的值，以使資源new被包含在[min,max]區域內。

　　④接下來進行對齊操作。

　　⑤然后，判斷經過上述這些步驟所形成的資源區域new是否是一段有效的資源（end必須大于或等于start），而且資源區域的長度滿足size參數的要求（end－start＋1>=size）。如果這兩個條件均滿足，則說明我們已經找到了一段滿足條件的資源空洞。因此在對new->end的值進行修正后，然后就可以返回了（返回值0表示成功）。

　　⑥如果上述兩條件不能同時滿足，則說明還沒有找到，因此要繼續掃描鏈表。在繼續掃描之前，我們還是要判斷一下this指針是否為空。如果為空，說明已經掃描完整個child鏈表，因此就可以推出for循環了。否則就將new->start的值修改為this->end+1，并讓this指向下一個兄弟資源節點，從而繼續掃描鏈表中的下一個子資源節點。

　　3．2．5 分配接口allocate_resource()

　　在find_resource()函數的基礎上，函數allocate_resource()實現：在一顆資源樹中分配一條指定大小的、且包含在指定區域[min,max]中的、未使用資源區域。其源代碼如下：

/*
* Allocate empty slot in the resource tree given range and alignment.
*/
int allocate_resource(struct resource *root, struct resource *new,
??????? ??????? ????? unsigned long size,
??????? ??????? ????? unsigned long min, unsigned long max,
??????? ??????? ????? unsigned long align,
??????? ??????? ????? void (*alignf)(void *, struct resource *, unsigned long),
??????? ??????? ????? void *alignf_data)
{
??? int err;

??? write_lock(&resource_lock);
??? err = find_resource(root, new, size, min, max, align, alignf, alignf_data);
??? if (err >= 0 && __request_resource(root, new))
??????? err = -EBUSY;
??? write_unlock(&resource_lock);
??? return err;
}

?

　　3．2．6 獲取資源的名稱列表

　　函數get_resource_list()用于獲取根節點root的子資源名字列表。該函數主要用來支持/proc/文件系統（比如實現proc/ioports文件和/proc/iomem文件）。其源代碼如下：

int get_resource_list(struct resource *root, char *buf, int size)
{
??????? char *fmt;
??????? int retval;

??????? fmt = "??????? %08lx-%08lx : %s
";
??????? if (root->end < 0x10000)
??????? ??????? fmt = "??????? %04lx-%04lx : %s
";
??????? read_lock(&resource_lock);
??????? retval = do_resource_list(root->child, fmt, 8, buf, buf + size) - buf;
??????? read_unlock(&resource_lock);
??????? return retval;
}

?

　　可以看出，該函數主要通過調用內部靜態函數do_resource_list()來實現其功能，其源代碼如下：

/*
* This generates reports for /proc/ioports and /proc/iomem
*/
static char * do_resource_list(struct resource *entry, const char *fmt,
　　int offset, char *buf, char *end)
{
??????? if (offset < 0)
??????? ??????? offset = 0;

??????? while (entry) {
??????? ??????? const char *name = entry->name;
??????? ??????? unsigned long from, to;

??????? ??????? if ((int) (end-buf) < 80)
??????? ??????? ??????? return buf;

??????? ??????? from = entry->start;
??????? ??????? to = entry->end;
??????? ??????? if (!name)
??????? ??????? ??????? name = "";

??????? ??????? buf += sprintf(buf, fmt + offset, from, to, name);
??????? ??????? if (entry->child)
??????? ??????? ?? buf = do_resource_list(entry->child, fmt, offset-2, buf, end);
??????? ??????? entry = entry->sibling;
??????? }

??????? return buf;
}

?

　　函數do_resource_list()主要通過一個while{}循環以及遞歸嵌套調用來實現，較為簡單，這里就不在詳細解釋了。

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：

　　①首先，調用kmalloc（）函數在SLAB分配器緩存中分配一個resource結構。

　　②然后，相應的根據參數值初始化所分配的resource結構。注意！flags成員被初始化為IORESOURCE_BUSY。

　　③接下來，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。

　　④最后，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：

　　①讓res指針指向當前被掃描的子資源節點（res＝*p）。

　　②如果res指針為NULL，說明已經掃描完整個child鏈表，所以退出for循環。

　　③如果res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：

　　⑴讀寫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。

　　⑵讀寫16位寬的I/O端口

　　unsigned short inw（unsigned port）；
　　void outw（unsigned short value，unsigned port）；

?

　　⑶讀寫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：

　　⑴8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）；

?

　　⑵16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）；

?

　　⑶32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。基于內存映射方式的I/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，因此為了確保跨平臺的兼容性，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。

posted on 2007-01-02 14:39 milkyway 閱讀(573) 評論(0)  編輯 收藏 引用 所屬分類: linux