作者：詹榮開 摘要 本文主要從內核實現的角度分析Linux 2.4.0內核IO子系統中對IO端口資源的管理的實現原理。本文是為那些想要深入分析Linux的IO子系統的讀者和設備驅動程序開發人員而寫的。 申明：這份文檔是按照自由軟件開放源代碼的精神發布的，任何人可以免費獲得、使用和重新發布，但是你沒有限制別人重新發布你發布內容的權利。發布本文的目的是希望它能對讀者有用，但沒有任何擔保，甚至沒有適合特定目的的隱含的擔保。更詳細的情況請參閱GNU通用公共許可證(GPL)，以及GNU自由文檔協議(GFDL)。 幾乎每一種外設都是通過讀寫設備上的寄存器來進行的。外設寄存器也稱為“I/O端口”，通常包括：控制寄存器、狀態寄存器和數據寄存器三大類，而且一個外設的寄存器通常被連續地編址。CPU對外設IO端口物理地址的編址方式有兩種：一種是I/O映射方式（I/O－mapped），另一種是內存映射方式（Memory－mapped）。而具體采用哪一種則取決於CPU的體系結構。 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將基於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。 基於上述這個思想，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，在這裡也就是圖中的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最後，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必須大於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，並將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，於是就可以把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。然後函數就可以返回了（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，以便於繼續掃描child鏈表。然後，判斷tmp->end是否小於new->start，如果小於，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大於或等於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()用於實現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。由於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，因此最後返回錯誤值－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，然後將old－>parent指針設置為NULL。最後返回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()用於實現檢查某一段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最後根據conflict是否為NULL，返回－EBUSY或0值。 3．2．4 尋找可用資源 函數find_resource()用於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，其初始值等於root->child，即指向child鏈表中的第一個節點，並讓new->start的初始值等於root->start，然後用一個for循環開始掃描child鏈表，對於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等於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等於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表示最後一個子資源後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然後，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必須大於或等於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的值進行修正後，然後就可以返回了（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，並讓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()用於獲取根節點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，這裡就不在詳細解釋了。 3．3 管理I/O Region資源 Linux將基於I/O映射方式的I/O端口和基於內存映射方式的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實現了用於分配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然後，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），於是讓parent指針等於conflict，並在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。於是調用kfree（）函數釋放所分配的resource結構，並將res指針置為NULL，最後用break語句推出for循環。 ④最後，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。如果不屬於，則讓p指向當前資源節點的sibling成員，然後繼續for循環。如果屬於，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，於是修改p指針，使它指向res->child，然後執行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，然後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），最後調用kfree（）函數釋放當前資源節點的resource結構。然後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。於是調用__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），然後調用kfree（）函數釋放res結構所占用的內存。最後，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台上都實現了“I/O端口空間”這一概念。 由於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是基於“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，來分別描述基於I/O映射方式的整個I/O端口空間和基於內存映射方式的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，對於X86平台而言，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 基於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 基於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後，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，大多數平台都區分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（對於i386平台就是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。在大多數平台上（如x86）它都是unsigned short類型的，其它的一些平台上則是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 在一些平台上（典型地如X86），對於老式總線（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。對於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”。 對於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)展開後可得如下定義： 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平台上被廣泛使用，但是由於它非常小，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。基於內存映射方式的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於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分配並寫到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通常並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後才已知的（某種意義上講是動態的），所以驅動程序並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），然後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); 函數用於取消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後，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，由於在某些平台上，對I/O內存和系統內存有不同的訪問處理，因此為了確保跨平台的兼容性，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台上有不同的實現。但在x86平台上，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平台上訪問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台的可移植性，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。