linux 設備驅動編程

驅動

Linux系統支持三種類型的硬件設備：字符設備、塊設備和網絡設備。

字符設備是直接讀取的，不必使用緩沖區。例如，系統的串行口/dev/cua0和/dev/cua1。塊設備每次只能讀取一定大小的塊的倍數，通常一塊是512或者1024字節。塊設備通過緩沖區讀寫，并且可以隨機地讀寫。塊設備可以通過它們的設備文件存取，但通常是通過文件系統存取。只有塊設備支持掛接的文件系統。網絡設備是通過BSD套接字界面存取的。

Linux系統支持多種設備，這些設備的驅動程序之間有一些共同的特點：
* 內核代碼：設備驅動程序是系統內核的一部分，所以如果驅動程序出現錯誤的話，將可能嚴重地破壞整個系統。
* 內核接口：設備驅動程序必須為系統內核或者它們的子系統提供一個標準的接口。例如，一個終端驅動程序必須為Linux內核提供一個文件I/O接口；一個SCSI設備驅動程序應該為SCSI子系統提供一個SCSI設備接口，同時SCSI子系統也應為系統內核提供文件I/O和緩沖區。
* 內核機制和服務：設備驅動程序利用一些標準的內核服務，例如內存分配等。
* 可裝入：大多數的Linux設備驅動程序都可以在需要時裝入內核，在不需要時卸載。
* 可設置：Linux系統設備驅動程序可以集成為系統內核的一部分，至于哪一部分需要集成到內核中，可以在系統編譯時設置。

I/O端口

　　　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于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。

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。

2. Linux對I/O資源的管理

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。

　
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。

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。

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。

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;
}

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．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。

　　3．1 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->flagsIORESOURCE_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。

　　3．2 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 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。

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。

　　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。

　　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。

　　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。

　　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)

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）；



　　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）；



　　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）。

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。

　　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。

　　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。