幾乎每一種外設(shè)都是通過讀寫設(shè)備上的寄存器來進行的，通常包括控制寄存器、狀態(tài)寄存器和數(shù)據(jù)寄存器三大類，外設(shè)的寄存器通常被連續(xù)地編址。根據(jù)CPU體系結(jié)構(gòu)的不同，CPU對IO端口的編址方式有兩種：

　　（1）I/O映射方式（I/O-mapped）

　　典型地，如X86處理器為外設(shè)專門實現(xiàn)了一個單獨的地址空間，稱為"I/O地址空間"或者"I/O端口空間"，CPU通過專門的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。

　　（2）內(nèi)存映射方式（Memory-mapped）

　　RISC指令系統(tǒng)的CPU（如MIPS ARM PowerPC等）通常只實現(xiàn)一個物理地址空間，像這種情況,外設(shè)的I/O端口的物理地址就被映射到內(nèi)存地址空間中，外設(shè)I/O端口成為內(nèi)存的一部分。此時，CPU可以象訪問一個內(nèi)存單元那樣訪問外設(shè)I/O端口，而不需要設(shè)立專門的外設(shè)I/O指令。

　　但是，這兩者在硬件實現(xiàn)上的差異對于軟件來說是完全透明的，驅(qū)動程序開發(fā)人員可以將內(nèi)存映射方式的I/O端口和外設(shè)內(nèi)存統(tǒng)一看作是"I/O內(nèi)存"資源。

　　一般來說，在系統(tǒng)運行時，外設(shè)的I/O內(nèi)存資源的物理地址是已知的，由硬件的設(shè)計決定。但是CPU通常并沒有為這些已知的外設(shè)I/O內(nèi)存資源的物理地址預定義虛擬地址范圍，驅(qū)動程序并不能直接通過物理地址訪問I/O內(nèi)存資源，而必須將它們映射到核心虛地址空間內(nèi)（通過頁表），然后才能根據(jù)映射所得到的核心虛地址范圍，通過訪內(nèi)指令訪問這些I/O內(nèi)存資源。Linux在io.h頭文件中聲明了函數(shù)ioremap()，用來將I/O內(nèi)存資源的物理地址映射到核心虛地址空間。

但要使用I/O內(nèi)存首先要申請,然后才能映射,使用I/O端口首先要申請,或者叫請求,對于I/O端口的請求意思是讓內(nèi)核知道你要訪問這個端口,這樣內(nèi)核知道了以后它就不會再讓別人也訪問這個端口了.畢竟這個世界僧多粥少啊.申請I/O端口的函數(shù)是request_region, 申請I/O內(nèi)存的函數(shù)是request_mem_region，來自include/linux/ioport.h,?如下：

Cpp代碼??

??/*?Convenience?shorthand?with?allocation?*/??

#define?request_region(start,n,name)????__request_region(&ioport_resource,?(start),?(n),?(name))??

#define?request_mem_region(start,n,name)?__request_region(&iomem_resource,?(start),?(n),?(name))??

#define?rename_region(region,?newname)?do?{?(region)->name?=?(newname);?}?while?(0)??

extern?struct?resource?*?__request_region(struct?resource?*,??

?????????????????????????????????????????resource_size_t?start,??

?????????????????????????????????????????resource_size_t?n,?const?char?*name);??

這里關(guān)鍵來解析一下request_mem_region函數(shù)。

Linux把基于I/O映射方式的I/O端口和基于內(nèi)存映射方式的I/O端口資源統(tǒng)稱為“I/O區(qū)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(jié)構(gòu)類型來描述。

Linux是以一種倒置的樹形結(jié)構(gòu)來管理每一類I/O資源（如：I/O端口、外設(shè)內(nèi)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(jié)點都是一個resource結(jié)構(gòu)，而樹的根結(jié)點root則描述了該類資源的整個資源空間。

1.結(jié)構(gòu)體

Cpp代碼??

1.1>struct?resource?iomem_resource?=?{?"PCI?mem",?0x00000000,?0xffffffff,?IORESOURCE_MEM?};??

???1.2>struct?resource?{??

????????????????const?char?*name;??

????????????????unsigned?long?start,?end;??

????????????????unsigned?long?flags;??

????????????????struct?resource?*parent,?*sibling,?*child;??

?????????????};??

2.調(diào)用函數(shù)
request_mem_region(S1D_PHYSICAL_REG_ADDR,S1D_PHYSICAL_REG_SIZE, "EpsonFB_RG")
#define request_mem_region(start,n,name) __request_region(&iomem_resource, (start), (n), (name))
__request_region檢查是否可以安全占用起始物理地址S1D_PHYSICAL_REG_ADDR之后的連續(xù)S1D_PHYSICAL_REG_SIZE字節(jié)大小空間

Cpp代碼??

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);??????

?????????????//sibling?parent下的所有單元,檢測申請部分是否存在交疊沖突??

????????????if?(!conflict)???????????????????????????????????

?????????????//conflict=0;申請成功,正常安置了[start,end]到相應位置??

????????????????break;??

????????????if?(conflict?!=?parent)?{??

?????????????????parent?=?conflict;??

????????????????if?(!(conflict->flags?&?IORESOURCE_BUSY))??

????????????????????continue;??

????????????}??

??????????????kfree(res);?????????????????????????????????????

?????????????//檢測到了資源交疊沖突,kfree歸還kmalloc申請的內(nèi)存??

?????????????res?=?NULL;??

????????????break;??

????????}??

?????????write_unlock(&resource_lock);??

????}??

????return?res;??

}??

??

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;????????????????????????????????????????

????//root下的第一個鏈表元素*p.[child鏈表是以I/O資源物理地址從低到高的順序排列的]??

????for?(;;)?{??

?????????tmp?=?*p;??

????????if?(!tmp?||?tmp->start?>?end)?{??

????????????new->sibling?=?tmp;??

????????????*p?=?new;??

//可以從root->child=null開始我們的分析考慮,此時tmp=null,那么第一個申請將以!tmp條件滿足而進入??

//這時root->child的值為new指針,new->sibling?=?tmp?=?null;當?shù)诙紊暾埌l(fā)生時:如果tmp->start?>?end成立,??

//那么,root->child的值為new指針,new->sibling?=?tmp;這樣就鏈接上了，空間分布圖如:??

//child=[start,end]-->[tmp->start,tmp->end](1);??

//如果條件tmp->start?>?end不成立，那么只能是!tmp條件進入??

//那么,root->child的值不變,tmp->sibling?=?new;new->sibling?=?tmp?=?null這樣就鏈接上了，空間分布圖如:??

//child=[child->start,child->end]-->[start,end](2);??

//當?shù)谌紊暾埌l(fā)生時:如果start在(2)中的[child->end,end]之間,那么tmp->end?<?start將成立,繼而continue,??

//此時tmp?=?(2)中的[start,end],因為tmp->start?<?end,所以繼續(xù)執(zhí)行p?=?&tmp->slibing?=?null,??

//因為tmp->end?>?start,所以資源沖突,返回(2)中的[start,end]域??

//綜上的兩個邊界值情況和一個中間值情況的分析,可以知道代碼實現(xiàn)了一個從地地址到高地址的順序鏈表??

//模型圖:childe=[a,b]-->[c,d]-->[e,f],此時有一個[x,y]需要插入進去,tmp作為sibling指針游動??

//tmp指向child=[a,b],??

//tmp指向[a,b],當tmp->start>y時,插入后的鏈接圖為:child=[x,y]-->[a,b]-->[c,d]-->[e,f]-->null;當tmp->end>=x時,沖突返回tmp??

//tmp指向[c,d],當tmp->start>y時,插入后的鏈接圖為:child=[a,b]-->[x,y]-->[c,d]-->[e,f]-->null;當tmp->end>=x時,沖突返回tmp??

//tmp指向[e,f],當tmp->start>y時,插入后的鏈接圖為:child=[a,b]-->[c,d]-->[x,y]-->[e,f]-->null;當tmp->end>=x時,沖突返回tmp??

//tmp指向null??????????????????,插入后的鏈接圖為:child=[a,b]-->[c,d]-->[e,f]-->[x,y]-->null;??

//順利的達到了檢測沖突,順序鏈接的目的??

????????????new->parent?=?root;??????

????????????return?NULL;??

????????}??

?????????p?=?&tmp->sibling;??

????????if?(tmp->end?<?start)??

????????????continue;??

????????return?tmp;??

????}??

}??

其實說白了，request_mem_region函數(shù)并沒有做實際性的映射工作，只是告訴內(nèi)核要使用一塊內(nèi)存地址，聲明占有，也方便內(nèi)核管理這些資源。

重要的還是ioremap函數(shù)，ioremap主要是檢查傳入地址的合法性，建立頁表（包括訪問權(quán)限），完成物理地址到虛擬地址的轉(zhuǎn)換。

void * ioremap(unsigned long phys_addr, unsigned long size, unsigned long flags);

　　iounmap函數(shù)用于取消ioremap（）所做的映射，原型如下：

void iounmap(void * addr);

　　這兩個函數(shù)都是實現(xiàn)在mm/ioremap.c文件中。

　　在將I/O內(nèi)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(nèi)存資源了。為了保證驅(qū)動程序的跨平臺的可移植性，我們應該使用Linux中特定的函數(shù)來訪問I/O內(nèi)存資源，而不應該通過指向核心虛地址的指針來訪問。如在x86平臺上，讀寫I/O的函數(shù)如下所示：

Cpp代碼??

#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))??

最后，特別強調(diào)驅(qū)動程序中mmap函數(shù)的實現(xiàn)方法。用mmap映射一個設(shè)備，意味著使用戶空間的一段地址關(guān)聯(lián)到設(shè)備內(nèi)存上，這使得只要程序在分配的地址范圍內(nèi)進行讀取或者寫入，實際上就是對設(shè)備的訪問。

總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的内核request_mem_region 和 ioremap的理解的全部內(nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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