摘要

　　本文主要从内核实现的角度分析Linux 2.4.0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。

　　申明

　　这份文档是按照自由软件开放源代码的精神发布的，任何人可以免费获得、使用和重新发布，但是你没有限制别人重新发布你发布内容的权利。发布本文的目的是希望它能对读者有用，但没有任何担保，甚至没有适合特定目的的隐含的担保。更详细的情况请参阅GNU通用公共许可证(GPL)，以及GNU自由文档协议(GFDL)。

　　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。

　　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。

　　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。

　　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：

　　让tmp指向当前正被扫描的resource结构（tmp＝*p）。

　　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）。

　　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。

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