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Linux对I/O端口资源的管理  

2009-11-02 13:48:22|  分类: linux内核 |  标签: |举报 |字号 订阅

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几乎每一种外设都是通过读写设备上的寄存器来进行的。外设寄存器也称为“I/O端口”,通常包括:控制寄存器、状态寄存器和数据寄存器三大类,而且一个外设的寄存器通常被连续地编址。CPU对外设IO端口物理地址的编址方式有两种:一种是I/O映射方式(I/O-mapped),另一种是内存映射方式(Memory-mapped)。而具体采用哪一种则取决于CPU的体系结构。

  有些体系结构的CPU(如,PowerPC、m68k等)通常只实现一个物理地址空间(RAM)。在这种情况下,外设I/O端口的物理地址就被映射到CPU的单一物理地址空间中,而成为内存的一部分。此时,CPU可以象访问一个内存单元那样访问外设I/O端口,而不需要设立专门的外设I/O指令。这就是所谓的“内存映射方式”(Memory-mapped)。

  而另外一些体系结构的CPU(典型地如X86)则为外设专门实现了一个单独地地址空间,称为“I/O地址空间”或者“I/O端口空间”。这是一个与CPU地RAM物理地址空间不同的地址空间,所有外设的I/O端口均在这一空间中进行编址。CPU通过设立专门的I/O指令(如X86的IN和OUT 指令)来访问这一空间中的地址单元(也即I/O端口)。这就是所谓的“I/O映射方式”(I/O-mapped)。与RAM物理地址空间相比,I/O地址空间通常都比较小,如x86 CPU的I/O空间就只有64KB(0-0xffff)。这是“I/O映射方式”的一个主要缺点。

  Linux将基于I/O映射方式的或内存映射方式的I/O端口通称为“I/O区域”(I/O region)。在讨论对I/O区域的管理之前,我们首先来分析一下Linux是如何实现“I/O资源”这一抽象概念的。

3.1 Linux对I/O资源的描述

  Linux设计了一个通用的数据结构resource来描述各种I/O资源(如:I/O端口、外设内存、DMA和IRQ等)。该结构定义在include/linux/ioport.h头文件中:

  struct resource {

const char *name;

unsigned long start, end;

unsigned long flags;

struct resource *parent, *sibling, *child;

  };

  各成员的含义如下:

  1. name指针:指向此资源的名称。

  2. start和end:表示资源的起始物理地址和终止物理地址。它们确定了资源的范围,也即是一个闭区间[start,end]。

  3. flags:描述此资源属性的标志(见下面)。

  4. 指针parent、sibling和child:分别为指向父亲、兄弟和子资源的指针。

  属性flags是一个unsigned long类型的32位标志值,用以描述资源的属性。比如:资源的类型、是否只读、是否可缓存,以及是否已被占用等。下面是一部分常用属性标志位的定义(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 */

  指针parent、sibling和child的设置是为了以一种树的形式来管理各种I/O资源。

3.2 Linux对I/O资源的管理

  Linux是以一种倒置的树形结构来管理每一类I/O资源(如:I/O端口、外设内存、DMA和IRQ)的。每一类I/O资源都对应有一颗倒置的资源树,树中的每一个节点都是一个resource结构,而树的根结点root则描述了该类资源的整个资源空间。

  基于上述这个思想,Linux在kernel/Resource.c文件中实现了对资源的申请、释放及查找等操作。

  3.2.1 I/O资源的申请

  假设某类资源有如下这样一颗资源树:

  节点root、r1、r2和r3实际上都是一个resource结构类型。子资源r1、r2和r3通过sibling指针链接成一条单向非循环链表,其表头由root节点中的child指针定义,因此也称为父资源的子资源链表。r1、r2和r3的parent指针均指向他们的父资源节点,在这里也就是图中的root节点。

  假设想在root节点中分配一段I/O资源(由图中的阴影区域表示)。函数request_resource()实现这一功能。它有两个参数: ①root指针,表示要在哪个资源根节点中进行分配;②new指针,指向描述所要分配的资源(即图中的阴影区域)的resource结构。该函数的源代码如下(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;

  }

  对上述函数的NOTE如下:

  ①资源锁resource_lock对所有资源树进行读写保护,任何代码段在访问某一颗资源树之前都必须先持有该锁。其定义如下(kernel/Resource.c):

  static rwlock_t resource_lock = RW_LOCK_UNLOCKED;

  ②可以看出,函数实际上是通过调用内部静态函数__request_resource()来完成实际的资源分配工作。如果该函数返回非空指针,则表示有资源冲突;否则,返回NULL就表示分配成功。

  ③最后,如果conflict指针为NULL,则request_resource()函数返回返回值0,表示成功;否则返回-EBUSY表示想要分配的资源已被占用。

  函数__request_resource()完成实际的资源分配工作。如果参数new所描述的资源中的一部分或全部已经被其它节点所占用,则函数返回与new相冲突的resource结构的指针。否则就返回NULL。该函数的源代码如下

(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;

}

}

  对函数的NOTE:

  ①前三个if语句判断new所描述的资源范围是否被包含在root内,以及是否是一段有效的资源(因为end必须大于start)。否则就返回root指针,表示与根结点相冲突。

  ②接下来用一个for循环遍历根节点root的child链表,以便检查是否有资源冲突,并将new插入到child链表中的合适位置(child链表是以I/O资源物理地址从低到高的顺序排列的)。为此,它用tmp指针指向当前正被扫描的resource结构,用指针p指向前一个 resource结构的sibling指针成员变量,p的初始值为指向root->sibling。For循环体的执行步骤如下:

  l 让tmp指向当前正被扫描的resource结构(tmp=*p)。

  l 判断tmp指针是否为空(tmp指针为空说明已经遍历完整个child链表),或者当前被扫描节点的起始位置start是否比new的结束位置end还要大。只要这两个条件之一成立的话,就说明没有资源冲突,于是就可以把new链入child链表中:①设置new的sibling指针指向当前正被扫描的节点tmp(new->sibling=tmp);②当前节点tmp的前一个兄弟节点的sibling指针被修改为指向new这个节点(*p= new);③将new的parent指针设置为指向root。然后函数就可以返回了(返回值NULL表示没有资源冲突)。

  l 如果上述两个条件都不成立,这说明当前被扫描节点的资源域有可能与new相冲突(实际上就是两个闭区间有交集),因此需要进一步判断。为此它首先修改指针 p,让它指向tmp->sibling,以便于继续扫描child链表。然后,判断tmp->end是否小于new->start,如果小于,则说明当前节点tmp和new没有资源冲突,因此执行continue语句,继续向下扫描child链表。否则,如果tmp->end大于或等于new->start,则说明tmp->[start,end]和new->[start,end]之间有交集。所以返回当前节点的指针tmp,表示发生资源冲突。

  3.2.2 资源的释放

  函数release_resource()用于实现I/O资源的释放。该函数只有一个参数——即指针old,它指向所要释放的资源。起源代码如下:

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,它实际上通过调用__release_resource()这个内部静态函数来完成实际的资源释放工作。函数__release_resource()的主要任务就是将资源区域old(如果已经存在的话)从其父资源的child链表重摘除,它的源代码如下:

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;

}

  对上述函数代码的NOTE如下:

  同函数__request_resource()相类似,该函数也是通过一个for循环来遍历父资源的child链表。为此,它让tmp指针指向当前被扫描的资源,而指针p则指向当前节点的前一个节点的sibling成员(p的初始值为指向父资源的child指针)。循环体的步骤如下:

  ①首先,让tmp指针指向当前被扫描的节点(tmp=*p)。

  ②如果tmp指针为空,说明已经遍历完整个child链表,因此执行break语句推出for循环。由于在遍历过程中没有在child链表中找到参数old所指定的资源节点,因此最后返回错误值-EINVAL,表示参数old是一个无效的值。

  ③接下来,判断当前被扫描节点是否就是参数old所指定的资源节点。如果是,那就将old从child链表中去除,也即让当前结点tmp的前一个兄弟节点的sibling指针指向tmp的下一个节点,然后将old->parent指针设置为NULL。最后返回0值表示执行成功。

  ④如果当前被扫描节点不是资源old,那就继续扫描child链表中的下一个元素。因此将指针p指向tmp->sibling成员。

  3.2.3 检查资源是否已被占用,

  函数check_resource()用于实现检查某一段I/O资源是否已被占用。其源代码如下:

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;

}

  对该函数的NOTE如下:

  ①构造一个临时资源tmp,表示所要检查的资源[start,start+end-1]。

  ②调用__request_resource()函数在根节点root申请tmp所表示的资源。如果tmp所描述的资源还被人使用,则该函数返回NULL,否则返回非空指针。因此接下来在conflict为NULL的情况下,调用__release_resource()将刚刚申请的资源释放掉。

  ③最后根据conflict是否为NULL,返回-EBUSY或0值。

  3.2.4 寻找可用资源

  函数find_resource()用于在一颗资源树中寻找未被使用的、且满足给定条件的(也即资源长度大小为size,且在[min,max]区间内)的资源。其函数源代码如下:

/*

* 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;

}

  对该函数的NOTE如下:

  同样,该函数也要遍历root的child链表,以寻找未被使用的资源空洞。为此,它让this指针表示当前正被扫描的子资源节点,其初始值等于root->child,即指向child链表中的第一个节点,并让new->start的初始值等于root->start,然后用一个for循环开始扫描child链表,对于每一个被扫描的节点,循环体执行如下操作:

  ①首先,判断this指针是否为NULL。如果不为空,就让new->end等于this->start,也即让资源new表示当前资源节点this前面那一段未使用的资源区间。

  ②如果this指针为空,那就让new->end等于root->end。这有两层意思:第一种情况就是根结点的child指针为 NULL(即根节点没有任何子资源)。因此此时先暂时将new->end放到最大。第二种情况就是已经遍历完整个child链表,所以此时就让 new表示最后一个子资源后面那一段未使用的资源区间。

  ③根据参数min和max修正new->[start,end]的值,以使资源new被包含在[min,max]区域内。

  ④接下来进行对齐操作。

  ⑤然后,判断经过上述这些步骤所形成的资源区域new是否是一段有效的资源(end必须大于或等于start),而且资源区域的长度满足 size参数的要求(end-start+1>=size)。如果这两个条件均满足,则说明我们已经找到了一段满足条件的资源空洞。因此在对new ->end的值进行修正后,然后就可以返回了(返回值0表示成功)。

  ⑥如果上述两条件不能同时满足,则说明还没有找到,因此要继续扫描链表。在继续扫描之前,我们还是要判断一下this指针是否为空。如果为空,说明已经扫描完整个child链表,因此就可以推出for循环了。否则就将new->start的值修改为this->end+1,并让 this指向下一个兄弟资源节点,从而继续扫描链表中的下一个子资源节点。

  3.2.5 分配接口allocate_resource()

  在find_resource()函数的基础上,函数allocate_resource()实现:在一颗资源树中分配一条指定大小的、且包含在指定区域[min,max]中的、未使用资源区域。其源代码如下:

/*

* 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 获取资源的名称列表

  函数get_resource_list()用于获取根节点root的子资源名字列表。该函数主要用来支持/proc/文件系统(比如实现proc/ioports文件和/proc/iomem文件)。其源代码如下:

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,该函数主要通过调用内部静态函数do_resource_list()来实现其功能,其源代码如下:

/*

* 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)

>";

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;

}

  函数do_resource_list()主要通过一个while{}循环以及递归嵌套调用来实现,较为简单,这里就不在详细解释了。

3.3 管理I/O Region资源

  Linux将基于I/O映射方式的I/O端口和基于内存映射方式的I/O端口资源统称为“I/O区域”(I/O Region)。I/O Region仍然是一种I/O资源,因此它仍然可以用resource结构类型来描述。下面我们就来看看Linux是如何管理I/O Region的。

  3.3.1 I/O Region的分配

  在函数__request_resource()的基础上,Linux实现了用于分配I/O区域的函数__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,调用kmalloc()函数在SLAB分配器缓存中分配一个resource结构。

  ②然后,相应的根据参数值初始化所分配的resource结构。注意!flags成员被初始化为IORESOURCE_BUSY。

  ③接下来,用一个for循环开始进行资源分配,循环体的步骤如下:

  l 首先,调用__request_resource()函数进行资源分配。如果返回NULL,说明分配成功,因此就执行break语句推出for循环,返回所分配的resource结构的指针,函数成功地结束。

  l 如果__request_resource()函数分配不成功,则进一步判断所返回的冲突资源节点是否就是父资源节点parent。如果不是,则将分配行为下降一个层次,即试图在当前冲突的资源节点中进行分配(只有在冲突的资源节点没有设置IORESOURCE_BUSY的情况下才可以),于是让 parent指针等于conflict,并在conflict->flags&IORESOURCE_BUSY为0的情况下执行 continue语句继续for循环。

  l 否则如果相冲突的资源节点就是父节点parent,或者相冲突资源节点设置了IORESOURCE_BUSY标志位,则宣告分配失败。于是调用kfree ()函数释放所分配的resource结构,并将res指针置为NULL,最后用break语句推出for循环。

  ④最后,返回所分配的resource结构的指针。

  3.3.2 I/O Region的释放

  函数__release_region()实现在一个父资源节点parent中释放给定范围的I/O Region。实际上该函数的实现思想与__release_resource()相类似。其源代码如下:

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);

}

  类似地,该函数也是通过一个for循环来遍历父资源parent的child链表。为此,它让指针res指向当前正被扫描的子资源节点,指针p 指向前一个子资源节点的sibling成员变量,p的初始值为指向parent->child。For循环体的步骤如下:

  ①让res指针指向当前被扫描的子资源节点(res=*p)。

  ②如果res指针为NULL,说明已经扫描完整个child链表,所以退出for循环。

  ③如果res指针不为NULL,则继续看看所指定的I/O区域范围是否完全包含在当前资源节点中,也即看看[start,start+n-1] 是否包含在res->[start,end]中。如果不属于,则让p指向当前资源节点的sibling成员,然后继续for循环。如果属于,则执行下列步骤:

  l 先看看当前资源节点是否设置了IORESOURCE_BUSY标志位。如果没有设置该标志位,则说明该资源节点下面可能还会有子节点,因此将扫描过程下降一个层次,于是修改p指针,使它指向res->child,然后执行continue语句继续for循环。

  l 如果设置了IORESOURCE_BUSY标志位。则一定要确保当前资源节点就是所指定的I/O区域,然后将当前资源节点从其父资源的child链表中去除。这可以通过让前一个兄弟资源节点的sibling指针指向当前资源节点的下一个兄弟资源节点来实现(即让*p=res->sibling),最后调用kfree()函数释放当前资源节点的resource结构。然后函数就可以成功返回了。

  3.3.3 检查指定的I/O Region是否已被占用

  函数__check_region()检查指定的I/O Region是否已被占用。其源代码如下:

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;

}

  该函数的实现与__check_resource()的实现思想类似。首先,它通过调用__request_region()函数试图在父资源 parent中分配指定的I/O Region。如果分配不成功,将返回NULL,因此此时函数返回错误值-EBUSY表示所指定的I/O Region已被占用。如果res指针不为空则说明所指定的I/O Region没有被占用。于是调用__release_resource()函数将刚刚分配的资源释放掉(实际上是将res结构从parent的 child链表去除),然后调用kfree()函数释放res结构所占用的内存。最后,返回0值表示指定的I/O Region没有被占用。

3.4 管理I/O端口资源

  我们都知道,采用I/O映射方式的X86处理器为外设实现了一个单独的地址空间,也即“I/O空间”(I/O Space)或称为“I/O端口空间”,其大小是64KB(0x0000-0xffff)。Linux在其所支持的所有平台上都实现了“I/O端口空间” 这一概念。

  由于I/O空间非常小,因此即使外设总线有一个单独的I/O端口空间,却也不是所有的外设都将其I/O端口(指寄存器)映射到“I/O端口空间”中。比如,大多数PCI卡都通过内存映射方式来将其I/O端口或外设内存映射到CPU的RAM物理地址空间中。而老式的ISA卡通常将其I/O端口映射到I/O端口空间中。

  Linux是基于“I/O Region”这一概念来实现对I/O端口资源(I/O-mapped 或 Memory-mapped)的管理的。

  3.4.1 资源根节点的定义

  Linux在kernel/Resource.c文件中定义了全局变量ioport_resource和iomem_resource,来分别描述基于I/O映射方式的整个I/O端口空间和基于内存映射方式的I/O内存资源空间(包括I/O端口和外设内存)。其定义如下:

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表示整个I/O空间的大小,对于X86平台而言,它是0xffff(定义在include/asm-i386/io.h头文件中)。显然,I/O内存空间的大小是4GB。

  3.4.2 对I/O端口空间的操作

  基于I/O Region的操作函数__XXX_region(),Linux在头文件include/linux/ioport.h中定义了三个对I/O端口空间进行操作的宏:①request_region()宏,请求在I/O端口空间中分配指定范围的I/O端口资源。②check_region()宏,检查 I/O端口空间中的指定I/O端口资源是否已被占用。③release_region()宏,释放I/O端口空间中的指定I/O端口资源。这三个宏的定义如下:

#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,宏参数start指定I/O端口资源的起始物理地址(是I/O端口空间中的物理地址),宏参数n指定I/O端口资源的大小。

  3.4.3 对I/O内存资源的操作

  基于I/O Region的操作函数__XXX_region(),Linux在头文件include/linux/ioport.h中定义了三个对I/O内存资源进行操作的宏:①request_mem_region()宏,请求分配指定的I/O内存资源。②check_ mem_region()宏,检查指定的I/O内存资源是否已被占用。③release_ mem_region()宏,释放指定的I/O内存资源。这三个宏的定义如下:

#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,参数start是I/O内存资源的起始物理地址(是CPU的RAM物理地址空间中的物理地址),参数n指定I/O内存资源的大小。

  3.4.4 对/proc/ioports和/proc/iomem的支持

  Linux在ioport.h头文件中定义了两个宏:

  get_ioport_list()和get_iomem_list(),分别用来实现/proc/ioports文件和/proc/iomem文件。其定义如下:

#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 访问I/O端口空间

  在驱动程序请求了I/O端口空间中的端口资源后,它就可以通过CPU的IO指定来读写这些I/O端口了。在读写I/O端口时要注意的一点就是,大多数平台都区分8位、16位和32位的端口,也即要注意I/O端口的宽度。

  Linux在include/asm/io.h头文件(对于i386平台就是include/asm-i386/io.h)中定义了一系列读写不同宽度I/O端口的宏函数。如下所示:

  ⑴读写8位宽的I/O端口

  unsigned char inb(unsigned port);

  void outb(unsigned char value,unsigned port);

  其中,port参数指定I/O端口空间中的端口地址。在大多数平台上(如x86)它都是unsigned short类型的,其它的一些平台上则是unsigned int类型的。显然,端口地址的类型是由I/O端口空间的大小来决定的。

  ⑵读写16位宽的I/O端口

  unsigned short inw(unsigned port);

  void outw(unsigned short value,unsigned port);

  ⑶读写32位宽的I/O端口

  unsigned int inl(unsigned port);

  void outl(unsigned int value,unsigned port);

  3.5.1 对I/O端口的字符串操作

  除了上述这些“单发”(single-shot)的I/O操作外,某些CPU也支持对某个I/O端口进行连续的读写操作,也即对单个I/O端口读或写一系列字节、字或32位整数,这就是所谓的“字符串I/O指令”(String Instruction)。这种指令在速度上显然要比用循环来实现同样的功能要快得多。

  Linux同样在io.h文件中定义了字符串I/O读写函数:

  ⑴8位宽的字符串I/O操作

  void insb(unsigned port,void * addr,unsigned long count);

  void outsb(unsigned port ,void * addr,unsigned long count);

  ⑵16位宽的字符串I/O操作

  void insw(unsigned port,void * addr,unsigned long count);

  void outsw(unsigned port ,void * addr,unsigned long count);

  ⑶32位宽的字符串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),对于老式总线(如ISA)上的慢速外设来说,如果CPU读写其I/O端口的速度太快,那就可能会发生丢失数据的现象。对于这个问题的解决方法就是在两次连续的I/O操作之间插入一段微小的时延,以便等待慢速外设。这就是所谓的“Pausing I/O”。

  对于Pausing I/O,Linux也在io.h头文件中定义了它的I/O读写函数,而且都以XXX_p命名,比如:inb_p()、outb_p()等等。下面我们就以out_p()为例进行分析。

  将io.h中的宏定义__OUT(b,”b”char)展开后可得如下定义:

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()函数的实现中被插入了宏__FULL_SLOWN_DOWN_IO,以实现微小的延时。宏__FULL_SLOWN_DOWN_IO在头文件io.h中一开始就被定义:

#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

  显然,__FULL_SLOW_DOWN_IO就是一个或四个__SLOW_DOWN_IO(根据是否定义了宏REALLY_SLOW_IO来决定),而宏__SLOW_DOWN_IO则被定义成毫无意义的跳转语句或写端口0x80的操作(根据是否定义了宏SLOW_IO_BY_JUMPING 来决定)。

3.6 访问I/O内存资源

  尽管I/O端口空间曾一度在x86平台上被广泛使用,但是由于它非常小,因此大多数现代总线的设备都以内存映射方式(Memory- mapped)来映射它的I/O端口(指I/O寄存器)和外设内存。基于内存映射方式的I/O端口(指I/O寄存器)和外设内存可以通称为“I/O内存” 资源(I/O Memory)。因为这两者在硬件实现上的差异对于软件来说是完全透明的,所以驱动程序开发人员可以将内存映射方式的I/O端口和外设内存统一看作是 “I/O内存”资源。

  从前几节的阐述我们知道,I/O内存资源是在CPU的单一内存物理地址空间内进行编址的,也即它和系统RAM同处在一个物理地址空间内。因此通过CPU的访内指令就可以访问I/O内存资源。

  一般来说,在系统运行时,外设的I/O内存资源的物理地址是已知的,这可以通过系统固件(如BIOS)在启动时分配得到,或者通过设备的硬连线(hardwired)得到。比如,PCI卡的I/O内存资源的物理地址就是在系统启动时由PCI BIOS分配并写到PCI卡的配置空间中的BAR中的。而ISA卡的I/O内存资源的物理地址则是通过设备硬连线映射到640KB-1MB范围之内的。但是CPU通常并没有为这些已知的外设I/O内存资源的物理地址预定义虚拟地址范围,因为它们是在系统启动后才已知的(某种意义上讲是动态的),所以驱动程序并不能直接通过物理地址访问I/O内存资源,而必须将它们映射到核心虚地址空间内(通过页表),然后才能根据映射所得到的核心虚地址范围,通过访内指令访问这些I/O内存资源。

  3.6.1 映射I/O内存资源

  Linux在io.h头文件中声明了函数ioremap(),用来将I/O内存资源的物理地址映射到核心虚地址空间(3GB-4GB)中,如下:

void * ioremap(unsigned long phys_addr, unsigned long size, unsigned long flags);

void iounmap(void * addr);

  函数用于取消ioremap()所做的映射,参数addr是指向核心虚地址的指针。这两个函数都是实现在mm/ioremap.c文件中。具体实现可参考《情景分析》一书。

  3.6.2 读写I/O内存资源

  在将I/O内存资源的物理地址映射成核心虚地址后,理论上讲我们就可以象读写RAM那样直接读写I/O内存资源了。但是,由于在某些平台上,对 I/O内存和系统内存有不同的访问处理,因此为了确保跨平台的兼容性,Linux实现了一系列读写I/O内存资源的函数,这些函数在不同的平台上有不同的实现。但在x86平台上,读写I/O内存与读写RAM无任何差别。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))

  上述定义中的宏__io_virt()仅仅检查虚地址addr是否是核心空间中的虚地址。该宏在内核2.4.0中的实现是临时性的。具体的实现函数在arch/i386/lib/Iodebug.c文件。

  显然,在x86平台上访问I/O内存资源与访问系统主存RAM是无差别的。但是为了保证驱动程序的跨平台的可移植性,我们应该使用上面的函数来访问I/O内存资源,而不应该通过指向核心虚地址的指针来访问。

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