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?**跏蓟峙涞膔esource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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