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Linux對I/O端口資源的管理 (1)
發表于：2007-05-26來源：作者：點擊數：
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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、
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。
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 */
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。
基于上述這個思想，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：
?、儋Y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;
?、诳梢钥闯?，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。
?、圩詈?，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
?。╧ernel/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：
?、偾叭齻€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。
?、诮酉聛碛靡粋€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。
3．2．2 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：
?、偈紫?，讓tmp指針指向當前被掃描的節點（tmp＝*p）。
?、谌绻鹴mp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。
?、劢酉聛?，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。
?、苋绻斍氨粧呙韫濣c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：
?、贅嬙煲粋€臨時資源tmp，表示所要檢查的資源[start,start+end-1]。
?、谡{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。
?、圩詈蟾鶕onflict是否為NULL，返回－EBUSY或0值。
3．2．4 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：
?、偈紫?，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。
?、谌绻鹴his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。
?、鄹鶕祄in和max修正new->[start,end]的值，以使資源new被包含在[min,max]區域內。
?、芙酉聛磉M行對齊操作。
?、萑缓?，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）。
?、奕绻鲜鰞蓷l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。
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。
原文轉自：http://www.anti-gravitydesign.com
