本文假设你已经具备一些计算机的基本知识，包括但不限于：
- Linux系统运行基础知识，如用户态、内核态。
- Linux内存管理相关知识，如虚拟地址、物理地址、页表。
- 汇编语言。
- C语言。
参考书籍和博客列表如下：
- 《深入理解计算机系统》
- 《操作系统导论》
- 《计算机组成与结构（清华大学出版社）》
- 《新一代汇编语言程序设计（高等教育出版社）》
- 博客：设备I/O模型（链接：https://github.com/zhangjaycee/real_tech/wiki/distri_018）
- 博客：Linux系统对IO端口和IO内存的管理（链接：https://blog.csdn.net/iteye_21199/article/details/82248794）
- 博客：浅谈内存映射I/O（MMIO）与端口映射I/O（PMIO）的区别（链接：https://www.cnblogs.com/idorax/p/7691334.html）
- 博客：PCI设备的地址空间（链接：https://www.cnblogs.com/zszmhd/archive/2012/05/08/2490105.html）
- 博客：PCIE的内存地址空间、I/O地址空间和配置地址空间（链接：https://www.cnblogs.com/yangxingsha/p/11551472.html）
- 博客：Linux内存寻址和内存管理（链接：https://www.cnblogs.com/zszmhd/archive/2012/08/29/2661461.html）
- StackOverflow：What does request_mem_region() actually do and when it is needed?（链接：https://stackoverflow.com/questions/7682422/what-does-request-mem-region-actually-do-and-when-it-is-needed）
- StackOverflow：What is the difference between DMA and memory-mapped IO（链接：https://stackoverflow.com/questions/3851677/what-is-the-difference-between-dma-and-memory-mapped-io）
- 文档：INS/INSB/INSW/INSD-从端口输入到字符串（链接：http://www.hgy413.com/hgydocs/IA32/instruct32_hh/vc139.htm）
- 博客：cpu指令如何读写硬盘（链接：https://blog.csdn.net/farmwang/article/details/49999879）
一、I/O体系结构
下图是计算机中I/O体系的分层结构图，其中操作系统又分为了文件系统、通用块层、设备驱动程序三个层次，分层设计的目的是将具体实现对用户进行屏蔽，方便上层用户使用以及下层扩展新类型的硬件I/O设备。
二、I/O设备与总线
本节我们学习I/O分层中的最底层，即与I/O设备相关的硬件知识。
2.1.标准I/O设备
标准I/O设备，指的是I/O设备的模型规范。一般来说，任何一个真实的I/O设备（例如HDD，即磁盘驱动器）都是基于此标准I/O设备模型进行设计的：
一个标准的I/O设备分为两部分，分别是硬件接口和内部结构：
（1）硬件接口：硬件接口本质就是I/O设备提供的各式寄存器，系统软件通过与这些寄存器进行交互，达到控制I/O设备的目的。
（2）内部结构：实现硬件接口提供的功能，不同的I/O设备具有不同功能，因此它们的内部实现和包含的元器件也不尽相同。
2.2.计算机总线
总线（Bus）是计算机各种功能部件之间传送信息的公共通信干线，传送的信息包括了数据、数据地址和控制信号。下面的图片引用自《深入理解计算机原理》，它形象的描述了CPU、内存、I/O设备之间如何通过总线相连：
可以看到，不同的I/O设备（如键盘、鼠标、磁盘等）需要通过相应的接口电路与总线相连接，这些接口电路由“控制器”或“适配器”提供（后面统称为“设备控制器”）。不同的设备控制器能够支持不同的接口协议，下图引用自《操作系统导论》，它描述了几种常见的接口协议的I/O设备能够接入I/O总线这个事实：
值得一提的是，根据接口协议的性能区别，现代计算机对I/O总线进行了分层。在上图中，图像或者其他高性能的I/O设备通过常规的I/O总线连接到系统，在许多现代系统中会是PCI或它的衍生形式。而一些相对较慢的I/O设备则通过外围总线（peripheral bus）连接到系统，比如使用SCSI、SATA或者USB等协议的I/O设备。
三、与I/O设备交互
本节我们站在I/O分层中软件与硬件的边界，去学习现代计算机如何与I/O设备交互。
3.1.访问I/O设备
主机对I/O设备进行访问的目标是I/O设备的寄存器或者内存。常见的I/O设备都只提供寄存器供主机访问，对于低速外设这样的模式是足够的，但是对于需要大量、高速数据交互的外设（如显卡、网卡），就需要主机能够直接访问外设的内存了。
现代计算机提供了两种方式来访问I/O设备，它们分别是PMIO和MMIO：
- PMIO：端口映射I/O（Port-mapped I/O）。将I/O设备独立看待，并使用CPU提供的专用I/O指令（如X86架构的in和out）访问。
- MMIO：内存映射I/O（Memory-mapped I/O）。将I/O设备看作内存的一部分，不使用单独的I/O指令，而是使用内存读写指令访问。
3.1.1.PMIO
端口映射I/O，又叫做被隔离的I/O（isolated I/O），它提供了一个专门用于I/O设备“注册”的地址空间，该地址空间被称为I/O地址空间，最大寻址范围为64K，如下图所示：
为了使I/O地址空间与内存地址空间隔离，要么在CPU物理接口上增加一个I/O引脚，要么增加一条专用的I/O总线。因此，并不是所有的平台都支持PMIO，常见的ARM平台就不支持PMIO。支持PMIO的CPU通常具有专门执行I/O操作的指令，例如在Intel-X86架构的CPU中，I/O指令是in和out，这两个指令可以读/写1、2、4个字节（outb, outw, outl）从内存到I/O接口上。
由于I/O地址空间比较小，因此I/O设备一般只在其中“注册”自己的寄存器，之后系统可以通过PMIO对它们进行访问。
3.1.2.MMIO
在MMIO中，物理内存和I/O设备共享内存地址空间（注意，这里的内存地址空间实际指的是内存的物理地址空间），如下图所示：
当CPU访问某个虚拟内存地址时，该虚拟地址首先转换为一个物理地址，对该物理地址的访问，会通过南北桥（现在被合并为I/O桥）的路由机制被定向到物理内存或者I/O设备上。因此，用于访问内存的CPU指令也可用于访问I/O设备，并且在内存（的物理）地址空间上，需要给I/O设备预留一个地址区域，该地址区域不能给物理内存使用。
MMIO是应用得最为广泛的一种I/O方式，由于内存地址空间远大于I/O地址空间，I/O设备可以在内存地址空间上暴露自己的内存或者寄存器，以供主机进行访问。
3.1.3.PCI设备
PCI及其衍生的接口（如PCIE）主要服务于高速I/O设备（如显卡或网卡），使用PCI接口的设备又被称为PCI设备。与慢速I/O设备不同，计算机既需要访问它们的寄存器，也需要访问它们的内存。
每个PCI设备都有一个配置空间（实际就是设备上一组连续的寄存器），大小为256byte。配置空间中包含了6个BAR(Base Address Registers，基址寄存器)，BAR中记录了设备所需要的地址空间类型、基址以及其他属性，格式如下：
可以看到，PCI设备能够申请两类地址空间，即内存地址空间和I/O地址空间，它们用BAR的最后一位区别开来。因此，PCI设备可以通过PMIO和MMIO将自己的I/O存储器（Registers/RAM/ROM）暴露给CPU（通常寄存器使用PMIO，而内存使用MMIO的方式暴露）。
配置空间中的每个BAR可以映射一个地址空间，因此每个PCI设备最多能映射6段地址空间，但实际上很多设备用不了这么多。PCI配置空间的初始值是由厂商预设在设备中的，也就是说，设备需要哪些地址空间都是其自己定的，这可能会造成不同的PCI设备所映射的地址空间冲突，因此在PCI设备枚举（也叫总线枚举，由BIOS或者OS在启动时完成）的过程中，会重新为其分配地址空间，然后写入PCI配置空间中。
在PCI总线之前的ISA总线是使用跳线帽来分配外设的物理地址，每插入一个新设备都要改变跳线帽以分配物理地址，这是十分麻烦且易错的，但这样的方式似乎我们更容易理解。能够分配自己总线上挂载设备的物理地址这也是PCI总线相较于I2C、SPI等低速总线一个最大的特色。
3.2.数据交互流程
使用I/O设备的目的是为了交互数据，不管是网卡、磁盘，亦或是键盘，总归要将数据进行输入输出。本小节以循序渐进的方式讲解主机与I/O设备的交互流程（或者称为“协议”），在其中我们可以看到PMIO的实际使用以及理解PIO、DMA的概念。
3.2.1.标准交互流程
一般来说，主机与I/O设备要进行数据交互，会经过这样一个过程：
（1）CPU通过I/O设备的硬件接口（以下简称I/O接口）获取设备状态（即状态寄存器的值），只有“就绪”状态的设备才能进行数据传输。
（2）CPU通过I/O接口下达交互指令：如果是读数据，则向I/O接口的命令寄存器输入要获取的数据在I/O设备的内部位置以及读设备指令；如果是写数据，则向I/O接口的命令寄存器输入要存放的数据在I/O设备的内部位置、写设备指令，以及向数据寄存器写入数据。
（3）I/O设备内部根据I/O接口中寄存器的值，开始执行数据传输工作。
（4）CPU在I/O设备完成工作后，执行其他操作，完成数据传送。
标准交互流程实现起来比较简单，但是难免会有一些低效和不方便。第一个问题就是轮询过程比较低效，在等待设备是否满足某种状态时浪费大量CPU时间（下图描述的就是磁盘在执行数据传输过程中，CPU不能执行其他任务，只能等待传输完成），如果此时操作系统可以切换执行下一个就绪进程，就可以大大提高CPU的利用率。
3.2.2.引入中断
为了解决标准交互流程中CPU轮询低效的问题，我们需要引入中断来实现计算与I/O重叠。有了中断机制，CPU向设备发出I/O请求后，就可以让对应进程进入睡眠等待，从而切换执行其他进程。当设备完成I/O请求后，它会抛出一个硬件中断，引发CPU跳转执行操作系统预先定义好的中断处理程序，中断处理程序会挂起正在执行的进程，同时唤醒等待I/O的进程并继续执行。如下图所示，在磁盘执行进程1的I/O过程中，CPU同时执行进程2，并且在I/O请求执行完毕后，回过头来再次执行进程1：
为了深入理解，我们引入一段《操作系统导论》中的代码：
1 /** 2 * 等待设备就绪 3 */ 4 static int ide_wait_ready() { 5 while (((int r = inb(0x1f7)) & IDE_BSY) || !(r & IDE_DRDY))) 6 ; //轮询直到设备状态不为busy 7 } 8 9 /** 10 * 开始执行IO请求 11 */ 12 static void ide_start_request(struct buf *b) { 13 ide_wait_ready(); 14 outb(0x3f6, 0); //向IDE磁盘控制寄存器写入0，即开启中断 15 outb(0x1f2, 1); //向IDE磁盘命令寄存器的0x1f2地址写入扇区数 16 outb(0x1f3, b->sector & 0xff); //向IDE磁盘命令寄存器的0x1f3地址写入对应逻辑块地址的低字节 17 outb(0x1f4, (b->sector >> 8) & 0xff); //向IDE磁盘命令寄存器的0x1f3地址写入对应逻辑块地址的中字节 18 outb(0x1f5, (b->sector >> 16) & 0xff); //向IDE磁盘命令寄存器的0x1f3地址写入对应逻辑块地址的高字节 19 outb(0x1f6, 0xe0 | ((b->dev&1) << 4) | ((b->sector >> 24) & 0x0f)); //向IDE磁盘命令寄存器的0x1f6地址写入驱动编号 20 if (b->flags & B_DIRTY) { 21 outb(0x1f7, IDE_CMD_WRITE); //如果是写操作，向IDE磁盘命令寄存器的0x1f7地址写入写操作命令 22 outsl(0x1f0, b->data, 512/4); //向IDE磁盘命令寄存器的0x1f0地址写入数据 23 } else { 24 outb(0x1f7, IDE_CMD_READ); //如果是读操作，向IDE磁盘命令寄存器的0x1f7地址写入读操作命令 25 } 26 } 27 28 /** 29 * IDE磁盘读写 30 */ 31 void ide_rw(struct buf *b) { 32 acquire(&ide_lock); 33 for (struct buf **pp = &ide_queue; *pp; pp = &(*pp)->qnext) 34 ; //遍历链式队列，获取队尾元素 35 *pp = b; //将请求入队 36 if (ide_queue == b) 37 ide_start_request(b); //如果队列为空，直接执行请求 38 while ((b->flags & (B_VALID | B_DIRTY)) != B_VALID) 39 sleep(b, &ide_lock); //进程睡眠等待IO设备执行完请求，会释放锁ide_lock 40 release(&ide_lock); 41 } 42 43 /** 44 * 中断响应程序 45 */ 46 void ide_intr() { 47 struct buf *b; 48 acquire(&ide_lock); 49 if (!(b->flags & B_DIRTY) && ide_wait_ready() >= 0) 50 insl(0x1f0, b->data, 512/4); //如果是读请求，获取数据到内存 51 b->flags != B_VALID; 52 b->flags &= ~B_DIRTY; 53 wakeup(b); //唤醒等待的主线程 54 if ((ide_queue = b->qnext) != 0) 55 ide_start_request(ide_queue); //如果队列还有其他请求，则开始新的请求 56 release(&ide_lock); 57 }
这段代码描述了操作系统通过中断的方式向IDE磁盘发送I/O请求，通过3个主要函数来实现：
（1）第一个函数是ide_rw()：它会将一个请求加入队列（如果前面还有请求未处理完成），或者直接将请求发送到磁盘（如果队列为空，直接调用ide_start_request()函数），但不论哪种情况，调用进程进入睡眠状态，等待请求处理完成。
（2）第二个函数是ide_start_request()：它使用outb等函数（这些函数封装了PMIO的out指令），向I/O接口的命令寄存器写入指令（见代码注释），如果是写请求，还会向数据寄存器写入数据。在发起请求之前，ide_start_request()会调用ide_wait_ready()，来确保驱动处于就绪状态。
（3）第三个函数是ide_intr()：它是一个中断响应处理程序，当IDE磁盘执行完I/O操作，会发出一个硬件中断，ide_intr()会被调用。如果是写操作，表示写操作已经执行完毕；如果是读操作，表示磁盘已经将内部数据送至I/O接口的数据寄存器，可以进行使用（即insl(0x1f0, b->data, 512/4)这行代码，操作系统使用in命令读取到内存去）。之后唤醒等待的进程，如果此时在队列中还有别的未处理的请求，则调用ide_start_request()接着处理下一个I/O请求。
3.2.3.引入DMA
在标准交互流程和引入中断流程中，数据在硬件中的移动都是通过CPU完成的，比如CPU从内存读取数据到CPU寄存器，然后将CPU寄存器的数据写入I/O设备寄存器。但是对CPU来说，它的主要功能是使用内部的算数/逻辑单元（ALU）执行计算，而不是做一个数据搬运工，如果CPU参与大量数据的移动，就白白浪费了宝贵的时间和算力。为了让CPU从数据移动的工作中解放出来，我们需要引入DMA机制。
DMA，全称为direct memory access，直接内存访问。它是I/O设备与主存之间由硬件组成的直接数据通路，用于高速I/O设备与主存之间的成组数据（即数据块）传送。实现DMA机制的硬件叫做DMA控制器，一个典型的DMA控制器组成如下：
DMA控制器包含了多个设备寄存器（如ADR、DBR），以及中断控制逻辑、DMA控制逻辑、DMA接口连接线，这些构件的具体功能，有兴趣的读者可以阅读《计算机组成与结构（清华大学出版社）》一书的“DMA输入输出方式”章节，此处不属于本文讨论的范畴，略过不表。
引入了DMA机制之后，与I/O设备的数据交互流程变为下图所示：
（1）DMA预处理：在进行DMA数据传送之前要用程序做一些必要的准备工作。先由CPU执行几条IN/OUT指令，测试设备状态，向DMA控制器的设备地址寄存器中送入I/O设备地址并启动I/O设备，向主存地址寄存器中送入交换数据的主存起始地址，在数据字数寄存器中送入交换的数据个数。这些工作完成之后，CPU继续执行原来的程序。
（2）DMA控制I/O设备与主存之间的数据交换，并且在数据交换完毕或者出错时，向CPU发出结束中断请求或出错中断请求。
（3）CPU中断程序进行后处理，若需继续交换数据，则要对DMA控制器进行初始化；若不需要交换数据，则停止外设；若为出错，则转错误诊断及处理程序。
下图仍然是与磁盘交互时各硬件执行进程任务的时间轴，可以看到，CPU将原本用于移动进程1的I/O数据的时间用于执行进程2，相应的，DMA代替了数据移动的工作：
3.2.4.总结与补充
如果根据CPU是否参与数据移动来划分I/O类型，可以将I/O分为以下2种：
- PIO：即编程的I/O（programmed I/O），CPU参与数据移动，数据流向为"device <-> CPU register <-> memory"。
- DMA：CPU不参与数据移动，它只要启动I/O设备并向DMA控制器发送数据传输相关信息，就可以去执行其他任务，数据流向为"device <-> DMA <-> memory"。
最后，纵观上文，我们只使用PMIO来访问I/O设备，以磁盘访问的C代码为例，如何使用MMIO的方式向设备写入控制指令呢？Linux为我们封装了一切，只需要使I/O设备通过MMIO来访问，然后使用Linux提供的MMIO函数即可，我们将在下面小节详细讨论Linux是如何支持PMIO与MMIO的。
四、Linux的具体实现
不同架构的CPU访问I/O设备的方式不尽相同，对Linux来说，它需要兼容多种访问方式，并尽可能提供统一的抽象。
4.1.共享内存地址空间
PMIO的I/O地址空间独立于内存地址空间，管理起来比较简单，而MMIO需要I/O设备和物理内存共享内存（的物理）地址空间，Linux必须精心管理内存以实现共享。我并不打算从头开始讲解Linux如何管理内存，而是在分页和分段内存管理的基础上进一步深入讨论。
4.1.1.划分物理地址空间
以X86架构为例，32位CPU最大支持4G物理地址空间，该空间被划分为若干段：
- ZONE_DMA：范围是0~16M，该段的内存页专门供I/O设备的DMA使用。之所以需要单独管理DMA的物理页，是因为DMA使用物理地址访问内存，不经过MMU，并且需要连续的缓冲区，所以为了能够提供物理上连续的缓冲区，必须从物理地址空间专门划分一段区域用于DMA。其中640K~1M这段地址空间被BIOS和VGA适配器所占据。
- ZONE_NORMAL：范围是16M~896M，该区域的物理页是内核能够直接使用的。
- ZONE_HIGHMEM：范围是896M~结束，该区域即为高端内存，内核不能直接使用。
可以看到，ZONE_DMA中640K~1M的区域以及ZONE_HIGHMEM中用于MMIO的区域，其被I/O设备等占用。当CPU访问这两个区域的物理地址时，北桥会自动将物理地址路由到相应的I/O设备上，不会发送给物理内存，因此在此处的物理内存无法被访问，从而形成RAM空洞。
4.1.2.内核虚拟地址空间
虚拟地址空间中内核使用的部分与物理地址空间存在映射关系：
Linux使用分页机制管理内存，内核想要访问物理地址空间的话，必须先建立映射关系，然后通过虚拟地址来访问。为了能够访问所有的物理地址空间，就要将全部物理地址空间映射到1G的虚拟地址空间中，这显然不可能，于是内核采用了分类的思想来解决这个问题：
（1）内核将0~896M的物理地址空间一对一映射到自己的虚拟地址空间中，这样它便可以随时访问ZONE_DMA和ZONE_NORMAL里的物理页面，所以内核会将频繁使用的数据，如kernel代码、GDT、IDT、PGD、mem_map数组等放在ZONE_NORMAL里。
（2）此时内核剩下的128M虚拟地址空间不足以完全映射所有ZONE_HIGHMEM，Linux采取了动态映射的方法，即按需的将ZONE_HIGHMEM里的物理页面映射到kernel space的最后128M虚拟地址空间里，使用完之后释放映射关系，以供其它物理页面映射，虽然这样存在效率的问题，但是内核毕竟可以正常的访问所有的物理地址空间了。128M虚拟地址空间主要由3部分组成，分别为vmalloc area、持久化内核映射区、临时内核映射区，类似用户数据、页表(PT)等不常用数据放在ZONE_HIGHMEM里，只在要访问这些数据时才建立映射关系。
4.1.3.用户虚拟地址空间
虚拟地址空间中用户使用的部分与物理地址空间存在映射关系，下图是实际情况中的一种映射关系：
可以看到，用户虚拟地址空间是无法访问内核直接映射的0~896M这一块物理地址，这与用户态无法访问内核使用的内存保持了一致。用户虚拟地址空间的详细布局如下，每个分段的功能不属于本文所讲内容范围：
总的来说，内核态可以访问所有的物理地址空间，而用户态只能访问ZONE_HIGHMEM区域中的物理地址空间，并且其中被内核动态映射的部分无法访问，而且不能超过其虚拟地址空间中用户区域大小。
4.2.抽象：I/O资源
为了统一管理PMIO和MMIO这两种访问方式的I/O设备，Linux提供了一个统一的抽象，叫做“I/O资源”，它是一个树状结构，每个结点记录已分配地址的设备信息，包括设备名称、地址范围、状态/权限标识、父节点/兄弟节点/孩子节点指针，并且PMIO和MMIO有各自独立的I/O资源。I/O资源的结构体定义代码如下：
1 struct resource { 2 resource_size_t start; //资源范围的开始 3 resource_size_t end; //资源范围的结束 4 const char *name; //资源拥有者的名字 5 unsigned long flags; //各种标志 6 struct resource *parent, *sibling, *child; //指向资源树中父亲，兄弟和孩子的指针 7 };
此外，Linux为PMIO和MMIO提供了2个独立的函数用于申请I/O资源，它们分别是request_region()、request_mem_region()，在使用I/O设备前，必须先通过它们申请I/O资源。我们可以简单看一下这两个函数的部分代码和注释：
1 //可以看到，这两个函数本质上都是宏定义，真正调用的是函数__request_region，但是传入的第一个参数不同 2 #define request_region(start, n, name) __request_region(&ioport_resource, (start), (n), (name)) 3 #define request_mem_region(start, n, name) __request_region(&iomem_resource, (start), (n), (name)) 4 5 //ioport_resouce，是I/O资源resource结构体的一个变量 6 struct resource ioport_resource = { 7 .name = "PCI IO", 8 .start = 0x0000, 9 .end = IO_SPACE_LIMIT, 10 .flags = IORESOURCE_IO, 11 }; 12 13 //iomem_resource，也是I/O资源resource结构体的一个变量 14 struct resource iomem_resource = { 15 .name = "PCI mem", 16 .start = 0UL, 17 .end = ~0UL, 18 .flags = IORESOURCE_MEM, 19 }; 20 21 //__request_region方法，代码略。该函数没有做实际性的映射工作，只是告诉内核要使用一块内存地址， 22 //并声明占有，内核会为其找到符合条件的一块内存地址 23 struct resource * __request_region(struct resource *parent, unsigned long start, unsigned long n, const char *name) { 24 //...... 25 }
Linux在使用I/O设备之前必须先申请I/O资源的做法，目的是告诉内核某个I/O设备的驱动程序将使用此范围的I/O地址，这将防止其他驱动程序对同一地址区域重复申请使用，该函数不进行任何类型的映射，它只是一种纯保留机制。
4.3.访问MMIO设备
为了使用MMIO寻址方式来访问I/O设备，第一步先调用request_mem_region()申请I/O资源，此时只是完成了对该I/O设备使用的声明，在物理地址空间上完成了占用。接着调用ioremap()将I/O设备的物理地址映射到操作系统内核虚拟地址空间，之后就可以通过Linux提供的函数访问这些I/O设备接口了。访问完成后，释放申请的地址映射以及I/O资源。
4.4.访问PMIO设备
Linux实现了2种方式来访问PMIO的I/O设备。
第一种方式比较好理解，就是直接使用IN/OUT指令，Linux为in、out、ins和outs汇编指令包装了一系列辅助函数：
| 函数 | 说明 |
| inb()、inw()、inl() | 分别从I/O接口读取1、2或4个连续字节。后缀“b”、“w”、“l”分别代表一个字节（8位）、一个字（16位）以及一个长整型（32位） |
| inb_p()、inw_p()、inl_p() | 分别从I/O接口读取1、2或4个连续字节，然后执行一条“哑元（dummy，即空指令）”指令使CPU暂停 |
| outb()、outw()、outl() | 分别向一个I/O接口写入1、2或4个连续字节 |
| outb_p()、outw_p()、outl_p() | 分别向一个I/O端口写入1、2或4个连续字节，然后执行一条“哑元”指令使CPU暂停 |
| insb()、insw()、insl() | 分别从I/O端口读入以1、2或4个字节为一组的连续字节序列，字节序列的长度由该函数的参数给出 |
| outsb()、outsw()、outsl() | 分别向I/O端口写入以1、2或4个字节为一组的连续字节序列 |
使用这些辅助函数，I/O设备访问流程如下：
第二种方式在第一种方式上增加了一层映射，目的是使用与MMIO相同的辅助函数来访问PMIO下的I/O设备，流程如下：
可以看到，第二种方式的整体流程与MMIO非常相似，都是先调用request_region()申请I/O资源，然后调用ioport_map()这个函数，将其分配的地址映射到一个新的“内存地址”，接着可以使用Linux提供的包装辅助函数来访问I/O设备，访问完毕后，释放映射与I/O资源。值得重点关注的是，ioport_map()函数到底做了什么“内存映射”，是否同MMIO的ioremap()一样？下面是ioremap的源码：
1 void __iomem *ioport_map(unsigned long port, unsigned int nr) { 2 if (port > PIO_MASK) 3 return NULL; 4 return (void __iomem *) (unsigned long) (port + PIO_OFFSET); 5 }
ioport_map仅仅是将I/O设备接口的物理地址简单加上PIO_OFFSET(64k)，这样PMIO的64k地址空间就被映射到64k~128k之间，而ioremap()返回的虚拟地址则肯定在3G之上。ioport_map所谓的映射到内存空间行为实际上是给开发人员制造的一个“假象”，它并没有实际映射到内核虚拟地址，仅仅是为了让用户可以使用统一的辅助函数来访问I/O接口，这些辅助函数如下：
| 函数 | 说明 |
| unsigned int ioread8(void *addr) | 在I/O设备的端口地址被映射到虚拟地址之后，尽管可以直接通过指针访问这些地址，但是还是建议使用Linux内核的提供的函数来访问I/O映射内存。此函数用于读取指定I/O映射内存地址的连续8位 |
| unsigned int ioread16(void *addr) | 使用方式同ioread8，功能为读取指定I/O映射内存地址的连续16位 |
| unsigned int ioread32(void *addr) | 使用方式同ioread8，功能为读取指定I/O映射内存地址的连续32位 |
| void iowrite8(u8 value, void *addr) | 使用方式同ioread8，功能为向指定I/O映射内存地址写入8位数据 |
| void iowrite16(u16 value, void *addr) | 使用方式同ioread8，功能为向指定I/O映射内存地址写入16位数据 |
| void iowrite32(u32 value, void *addr) | 使用方式同ioread8，功能为向指定I/O映射内存地址写入32位数据 |
最后来看一下ioread8的源码，它内部对虚拟地址进行了判断，以区分PMIO映射地址和MMIO映射地址，然后分别使用inb/outb和readb/writeb来读写，readb/writeb是普通的内存访问函数：
1 //ioread8源码，调用一个宏命令 2 unsigned int fastcall ioread8(void __iomem *addr) { 3 IO_COND(addr, return inb(port), return readb(addr)); 4 } 5 6 //宏命令IO_COND 7 #define VERIFY_PIO(port) BUG_ON((port & ~PIO_MASK) != PIO_OFFSET) 8 #define IO_COND(addr, is_pio, is_mmio) do { 9 unsigned long port = (unsigned long __force)addr; 10 if (port < PIO_RESERVED) { 11 VERIFY_PIO(port); 12 port &= PIO_MASK; 13 is_pio; 14 } else { 15 is_mmio; 16 } 17 } while (0) 18 19 //宏展开后的ioread8源码 20 unsigned int fastcall ioread8(void __iomem *addr) 21 { 22 unsigned long port = (unsigned long __force)addr; 23 if( port < 0x40000UL ) { 24 BUG_ON( (port & ~PIO_MASK) != PIO_OFFSET ); 25 port &= PIO_MASK; 26 return inb(port); 27 }else{ 28 return readb(addr); 29 } 30 }