IO端口，io内存， 物理地址， 虚拟地址

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摘要
　　本文主要从内核实现的角度分析Linux2.4.0内核IO子系统中对IO端口资源的管理的实现原理。本文是为那些想要深入分析Linux的IO子系统的读者和设备驱动程序开发人员而写的。(2002-10-0814:14:05)

By阿开

　　Copyright©2002by詹荣开
　　E-mail:zhanrk@sohu.com
　　Linux-2.4.0
　　Version1.0.0，2002-10-1

　　关键词：设备管理、驱动程序、I/O端口、资源

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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x86CPU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/Oregion）。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。

3．1Linux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：

[/code] 　　 structresource{ [/code] constchar*name; [/code] unsignedlongstart,end; [/code] unsignedlongflags; [/code] structresource*parent,*sibling,*child; [/code] 　　 }; [/code]

　　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unsignedlong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）：

[/code] /* [/code] *IOresourceshavethesedefinedflags. [/code] */ [/code] #defineIORESOURCE_BITS0x000000ff/*Bus-specificbits*/ [/code] [/code] #defineIORESOURCE_IO0x00000100/*Resourcetype*/ [/code] #defineIORESOURCE_MEM0x00000200 [/code] #defineIORESOURCE_IRQ0x00000400 [/code] #defineIORESOURCE_DMA0x00000800 [/code] [/code] #defineIORESOURCE_PREFETCH0x00001000/*Nosideeffects*/ [/code] #defineIORESOURCE_READONLY0x00002000 [/code] #defineIORESOURCE_CACHEABLE0x00004000 [/code] #defineIORESOURCE_RANGELENGTH0x00008000 [/code] #defineIORESOURCE_SHADOWABLE0x00010000 [/code] #defineIORESOURCE_BUS_HAS_VGA0x00080000 [/code] [/code] #defineIORESOURCE_UNSET0x20000000 [/code] #defineIORESOURCE_AUTO0x40000000 [/code] #defineIORESOURCE_BUSY0x80000000 [/code] /*Driverhasmarkedthisresourcebusy*/ [/code]

　　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。

3．2Linux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。

　　3．2．1I/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）:

[/code] 　　 intrequest_resource(structresource*root,structresource*new) [/code] 　　 { [/code] structresource*conflict; [/code] [/code] write_lock(&resource_lock); [/code] conflict=__request_resource(root,new); [/code] write_unlock(&resource_lock); [/code] returnconflict?-EBUSY:0; [/code] 　　 } [/code]

　　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）：

[/code] 　　 staticrwlock_tresource_lock=RW_LOCK_UNLOCKED; [/code]

　　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

[/code] （kernel/Resource.c）： [/code] /*Returntheconflictentryifyoucan'trequestit*/ [/code] staticstructresource*__request_resource [/code] 　　(structresource*root,structresource*new) [/code] { [/code] unsignedlongstart=new->start; [/code] unsignedlongend=new->end; [/code] structresource*tmp,**p; [/code] [/code] if(end<start) [/code] returnroot; [/code] if(start<root->start) [/code] returnroot; [/code] if(end>root->end) [/code] returnroot; [/code] p=&root->child; [/code] for(;;){ [/code] tmp=*p; [/code] if(!tmp||tmp->start>end){ [/code] new->sibling=tmp; [/code] *p=new; [/code] new->parent=root; [/code] returnNULL; [/code] } [/code] p=&tmp->sibling; [/code] if(tmp->end<start) [/code] continue; [/code] returntmp; [/code] } [/code] } [/code]

　　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：

[/code] intrelease_resource(structresource*old) [/code] { [/code] intretval; [/code] [/code] write_lock(&resource_lock); [/code] retval=__release_resource(old); [/code] write_unlock(&resource_lock); [/code] returnretval; [/code] } [/code]

　　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：

[/code] staticint__release_resource(structresource*old) [/code] { [/code] structresource*tmp,**p; [/code] [/code] p=&old->parent->child; [/code] for(;;){ [/code] tmp=*p; [/code] if(!tmp) [/code] break; [/code] if(tmp==old){ [/code] *p=tmp->sibling; [/code] old->parent=NULL; [/code] return0; [/code] } [/code] p=&tmp->sibling; [/code] } [/code] return-EINVAL; [/code] } [/code]

　　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：

[/code] intcheck_resource(structresource*root,unsignedlongstart,unsignedlonglen) [/code] { [/code] structresource*conflict,tmp; [/code] [/code] tmp.start=start; [/code] tmp.end=start+len-1; [/code] write_lock(&resource_lock); [/code] conflict=__request_resource(root,&tmp); [/code] if(!conflict) [/code] __release_resource(&tmp); [/code] write_unlock(&resource_lock); [/code] returnconflict?-EBUSY:0; [/code] } [/code]

　　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：

[/code] /* [/code] *Findemptyslotintheresourcetreegivenrangeandalignment. [/code] */ [/code] staticintfind_resource(structresource*root,structresource*new, [/code] unsignedlongsize, [/code] unsignedlongmin,unsignedlongmax, [/code] unsignedlongalign, [/code] void(*alignf)(void*,structresource*,unsignedlong), [/code] void*alignf_data) [/code] { [/code] structresource*this=root->child; [/code] [/code] new->start=root->start; [/code] for(;;){ [/code] if(this) [/code] new->end=this->start; [/code] else [/code] new->end=root->end; [/code] if(new->start<min) [/code] new->start=min; [/code] if(new->end>max) [/code] new->end=max; [/code] new->start=(new->start+align-1)&~(align-1); [/code] if(alignf) [/code] alignf(alignf_data,new,size); [/code] if(new->start<new->end&&new->end-new->start+1>=size) [/code] { [/code] new->end=new->start+size-1; [/code] return0; [/code] } [/code] if(!this) [/code] break; [/code] new->start=this->end+1; [/code] this=this->sibling; [/code] } [/code] return-EBUSY; [/code] } [/code]

　　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：

[/code] /* [/code] *Allocateemptyslotintheresourcetreegivenrangeandalignment. [/code] */ [/code] intallocate_resource(structresource*root,structresource*new, [/code] unsignedlongsize, [/code] unsignedlongmin,unsignedlongmax, [/code] unsignedlongalign, [/code] void(*alignf)(void*,structresource*,unsignedlong), [/code] void*alignf_data) [/code] { [/code] interr; [/code] [/code] write_lock(&resource_lock); [/code] err=find_resource(root,new,size,min,max,align,alignf,alignf_data); [/code] if(err>=0&&__request_resource(root,new)) [/code] err=-EBUSY; [/code] write_unlock(&resource_lock); [/code] returnerr; [/code] } [/code]

　　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：

[/code] intget_resource_list(structresource*root,char*buf,intsize) [/code] { [/code] char*fmt; [/code] intretval; [/code] [/code] fmt="%08lx-%08lx:%s [/code] "; [/code] if(root->end<0x10000) [/code] fmt="%04lx-%04lx:%s [/code] "; [/code] read_lock(&resource_lock); [/code] retval=do_resource_list(root->child,fmt,8,buf,buf+size)-buf; [/code] read_unlock(&resource_lock); [/code] returnretval; [/code] } [/code]

　　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：

[/code] /* [/code] *Thisgeneratesreportsfor/proc/ioportsand/proc/iomem [/code] */ [/code] staticchar*do_resource_list(structresource*entry,constchar*fmt, [/code] 　　intoffset,char*buf,char*end) [/code] { [/code] if(offset<0) [/code] offset=0; [/code] [/code] while(entry){ [/code] constchar*name=entry->name; [/code] unsignedlongfrom,to; [/code] [/code] if((int)(end-buf)<80) [/code] returnbuf; [/code] [/code] from=entry->start; [/code] to=entry->end; [/code] if(!name) [/code] name=""; [/code] [/code] buf+=sprintf(buf,fmt+offset,from,to,name); [/code] if(entry->child) [/code] buf=do_resource_list(entry->child,fmt,offset-2,buf,end); [/code] entry=entry->sibling; [/code] } [/code] [/code] returnbuf; [/code] } [/code]

　　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。