分类： LINUX
2007-05-16 10:14:04
| 驱动 |
Linux系统支持多种设备，这些设备的驱动程序之间有一些共同的特点：
* 内核代码：设备驱动程序是系统内核的一部分，所以如果驱动程序出现错误的话，将可能严重地破坏整个系统。
* 内核接口：设备驱动程序必须为系统内核或者它们的子系统提供一个标准的接口。例如，一个终端驱动程序必须为Linux内核提供一个文件I/O接口；一个SCSI设备驱动程序应该为SCSI子系统提供一个SCSI设备接口，同时SCSI子系统也应为系统内核提供文件I/O和缓冲区。
* 内核机制和服务：设备驱动程序利用一些标准的内核服务，例如内存分配等。
* 可装入：大多数的Linux设备驱动程序都可以在需要时装入内核，在不需要时卸载。
* 可设置：Linux系统设备驱动程序可以集成为系统内核的一部分，至于哪一部分需要集成到内核中，可以在系统编译时设置。
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。
3．1 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。
3．2 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。
3．2．1 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：
l 让tmp指向当前正被扫描的resource结构（tmp＝*p）。
l 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）。
l 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。
3．2．2 资源的释放
函数release_resource()用于实现I/O资源的释放。该函数只有一个参数——即指针old，它指向所要释放的资源。起源代码如下：
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，它实际上通过调用__release_resource()这个内部静态函数来完成实际的资源释放工作。函数__release_resource()的主要任务就是将资源区域old（如果已经存在的话）从其父资源的child链表重摘除，它的源代码如下：
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;
}
对上述函数代码的NOTE如下：
同函数__request_resource()相类似，该函数也是通过一个for循环来遍历父资源的child链表。为此，它让tmp指针指向当前被扫描的资源，而指针p则指向当前节点的前一个节点的sibling成员（p的初始值为指向父资源的child指针）。循环体的步骤如下：
①首先，让tmp指针指向当前被扫描的节点（tmp＝*p）。
②如果tmp指针为空，说明已经遍历完整个child链表，因此执行break语句推出for循环。由于在遍历过程中没有在child链表中找到参数old所指定的资源节点，因此最后返回错误值－EINVAL，表示参数old是一个无效的值。
③接下来，判断当前被扫描节点是否就是参数old所指定的资源节点。如果是，那就将old从child链表中去除，也即让当前结点tmp的前一个兄弟节点的sibling指针指向tmp的下一个节点，然后将old－>parent指针设置为NULL。最后返回0值表示执行成功。
④如果当前被扫描节点不是资源old，那就继续扫描child链表中的下一个元素。因此将指针p指向tmp－>sibling成员。
3．2．3 检查资源是否已被占用，
函数check_resource()用于实现检查某一段I/O资源是否已被占用。其源代码如下：
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;
}
对该函数的NOTE如下：
①构造一个临时资源tmp，表示所要检查的资源[start,start+end-1]。
②调用__request_resource()函数在根节点root申请tmp所表示的资源。如果tmp所描述的资源还被人使用，则该函数返回NULL，否则返回非空指针。因此接下来在conflict为NULL的情况下，调用__release_resource()将刚刚申请的资源释放掉。
③最后根据conflict是否为NULL，返回－EBUSY或0值。
3．2．4 寻找可用资源
函数find_resource()用于在一颗资源树中寻找未被使用的、且满足给定条件的（也即资源长度大小为size，且在[min,max]区间内）的资源。其函数源代码如下：
/*
* 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;
}
对该函数的NOTE如下：
同样，该函数也要遍历root的child链表，以寻找未被使用的资源空洞。为此，它让this指针表示当前正被扫描的子资源节点，其初始值等于root->child，即指向child链表中的第一个节点，并让new->start的初始值等于root->start，然后用一个for循环开始扫描child链表，对于每一个被扫描的节点，循环体执行如下操作：
①首先，判断this指针是否为NULL。如果不为空，就让new->end等于this->start，也即让资源new表示当前资源节点this前面那一段未使用的资源区间。
②如果this指针为空，那就让new->end等于root->end。这有两层意思：第一种情况就是根结点的child指针为NULL（即根节点没有任何子资源）。因此此时先暂时将new->end放到最大。第二种情况就是已经遍历完整个child链表，所以此时就让new表示最后一个子资源后面那一段未使用的资源区间。
③根据参数min和max修正new->[start,end]的值，以使资源new被包含在[min,max]区域内。
④接下来进行对齐操作。
⑤然后，判断经过上述这些步骤所形成的资源区域new是否是一段有效的资源（end必须大于或等于start），而且资源区域的长度满足size参数的要求（end－start＋1>=size）。如果这两个条件均满足，则说明我们已经找到了一段满足条件的资源空洞。因此在对new->end的值进行修正后，然后就可以返回了（返回值0表示成功）。
⑥如果上述两条件不能同时满足，则说明还没有找到，因此要继续扫描链表。在继续扫描之前，我们还是要判断一下this指针是否为空。如果为空，说明已经扫描完整个child链表，因此就可以推出for循环了。否则就将new->start的值修改为this->end+1，并让this指向下一个兄弟资源节点，从而继续扫描链表中的下一个子资源节点。
3．2．5 分配接口allocate_resource()
在find_resource()函数的基础上，函数allocate_resource()实现：在一颗资源树中分配一条指定大小的、且包含在指定区域[min,max]中的、未使用资源区域。其源代码如下：
/*
* 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 获取资源的名称列表
函数get_resource_list()用于获取根节点root的子资源名字列表。该函数主要用来支持/proc/文件系统（比如实现proc/ioports文件和/proc/iomem文件）。其源代码如下：
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，该函数主要通过调用内部静态函数do_resource_list()来实现其功能，其源代码如下：
/*
* 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;
}
函数do_resource_list()主要通过一个while{}循环以及递归嵌套调用来实现，较为简单，这里就不在详细解释了。
3．3 管理I/O Region资源
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，相应的根据参数值初始化所分配的resource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。
字符设备接口支持面向字符的I/O操作，它不经过系统的快速缓存，所以它们负责管理自己的缓冲区结构。字符设备接口只支持顺序存取的功能，一般不能进行任意长度的I/O请求，而是限制I/O请求的长度必须是设备要求的基本块长的倍数。显然，本程序所驱动的串行卡只能提供顺序存取的功能，属于是字符设备，因此后面的讨论在两种设备有所区别时都只涉及字符型设备接口。设备由一个主设备号和一个次设备号标识。主设备号唯一标识了设备类型，即设备驱动程序类型，它是块设备表或字符设备表中设备表项的索引。次设备号仅由设备驱动程序解释，一般用于识别在若干可能的硬件设备中，I/O请求所涉及到的那个设备。
设备驱动程序可以分为三个主要组成部分：
(1) 自动配置和初始化子程序，负责检测所要驱动的硬件设备是否存在和是否能正常工作。如果该设备正常，则对这个设备及其相关的、设备驱动程序需要的软件状态进行初始化。这部分驱动程序仅在初始化的时候被调用一次。
(2) 服务于I/O请求的子程序，又称为驱动程序的上半部分。调用这部分是由于系统调用的结果。这部分程序在执行的时候，系统仍认为是和进行调用的进程属于同一个进程，只是由用户态变成了核心态，具有进行此系统调用的用户程序的运行环境，因此可以在其中调用sleep()等与进程运行环境有关的函数。
(3) 中断服务子程序，又称为驱动程序的下半部分。在UNIX系统中，并不是直接从中断向量表中调用设备驱动程序的中断服务子程序，而是由UNIX系统来接收硬件中断，再由系统调用中断服务子程序。中断可以产生在任何一个进程运行的时候，因此在中断服务程序被调用的时候，不能依赖于任何进程的状态，也就不能调用任何与进程运行环境有关的函数。因为设备驱动程序一般支持同一类型的若干设备，所以一般在系统调用中断服务子程序的时候，都带有一个或多个参数，以唯一标识请求服务的设备。
在系统内部，I/O设备的存取通过一组固定的入口点来进行，这组入口点是由每个设备的设备驱动程序提供的。一般来说，字符型设备驱动程序能够提供如下几个入口点：
(1) open入口点。打开设备准备I/O操作。对字符特别设备文件进行打开操作，都会调用设备的open入口点。open子程序必须对将要进行的I/O操作做好必要的准备工作，如清除缓冲区等。如果设备是独占的，即同一时刻只能有一个程序访问此设备，则open子程序必须设置一些标志以表示设备处于忙状态。
(2) close入口点。关闭一个设备。当最后一次使用设备终结后，调用close子程序。独占设备必须标记设备可再次使用。
(3) read入口点。从设备上读数据。对于有缓冲区的I/O操作，一般是从缓冲区里读数据。对字符特别设备文件进行读操作将调用read子程序。
(4) write入口点。往设备上写数据。对于有缓冲区的I/O操作，一般是把数据写入缓冲区里。对字符特别设备文件进行写操作将调用write子程序。
(5) ioctl入口点。执行读、写之外的操作。
(6) select入口点。检查设备，看数据是否可读或设备是否可用于写数据。select系统调用在检查与设备特别文件相关的文件描述符时使用select入口点。如果设备驱动程序没有提供上述入口点中的某一个，系统会用缺省的子程序来代替。对于不同的系统，也还有一些其它的入口点。
#include
struct file_operations {
int (*lseek)(struct inode *inode,struct file *filp,
off_t off,int pos);
int (*read)(struct inode *inode,struct file *filp,
char *buf, int count);
int (*write)(struct inode *inode,struct file *filp,
char *buf,int count);
int (*readdir)(struct inode *inode,struct file *filp,
struct dirent *dirent,int count);
int (*select)(struct inode *inode,struct file *filp,
int sel_type,select_table *wait);
int (*ioctl) (struct inode *inode,struct file *filp,
unsigned int cmd,unsigned int arg);
int (*mmap) (void);
int (*open) (struct inode *inode, struct file *filp);
void (*release) (struct inode *inode, struct file *filp);
int (*fsync) (struct inode *inode, struct file *filp);
};
其中，struct inode提供了关于特别设备文件/dev/driver（假设此设备名为driver）的信息，它的定义为：
#include
struct inode {
dev_t i_dev;
unsigned long i_ino; /* Inode number */
umode_t i_mode; /* Mode of the file */
nlink_t i_nlink;
uid_t i_uid;
gid_t i_gid;
dev_t i_rdev; /* Device major and minor numbers*/
off_t i_size;
time_t i_atime;
time_t i_mtime;
time_t i_ctime;
unsigned long i_blksize;
unsigned long i_blocks;
struct inode_operations * i_op;
struct super_block * i_sb;
struct wait_queue * i_wait;
struct file_lock * i_flock;
struct vm_area_struct * i_mmap;
struct inode * i_next, * i_prev;
struct inode * i_hash_next, * i_hash_prev;
struct inode * i_bound_to, * i_bound_by;
unsigned short i_count;
unsigned short i_flags; /* Mount flags (see fs.h) */
unsigned char i_lock;
unsigned char i_dirt;
unsigned char i_pipe;
unsigned char i_mount;
unsigned char i_seek;
unsigned char i_update;
union {
struct pipe_inode_info pipe_i;
struct minix_inode_info minix_i;
struct ext_inode_info ext_i;
struct msdos_inode_info msdos_i;
struct iso_inode_info isofs_i;
struct nfs_inode_info nfs_i;
} u;
};
struct file主要用于与文件系统对应的设备驱动程序使用。当然，其它设备驱动程序也可以使用它。它提供关于被打开的文件的信息，定义为：#include
struct file {
mode_t f_mode;
dev_t f_rdev; /* needed for /dev/tty */
off_t f_pos; /* Curr. posn in file */
unsigned short f_flags; /* The flags arg passed to open */
unsigned short f_count; /* Number of opens on this file */
unsigned short f_reada;
struct inode *f_inode; /* pointer to the inode struct */
struct file_operations *f_op;/* pointer to the fops struct*/
};
在结构file_operations里，指出了设备驱动程序所提供的入口点位置，分别是
(1) lseek，移动文件指针的位置，显然只能用于可以随机存取的设备。
(2) read，进行读操作，参数buf为存放读取结果的缓冲区，count为所要读取的数据长度。返回值为负表示读取操作发生错误，否则返回实际读取的字节数。对于字符型，要求读取的字节数和返回的实际读取字节数都必须是inode->i_blksize的的倍数。
(3) write，进行写操作，与read类似。
(4) readdir，取得下一个目录入口点，只有与文件系统相关的设备驱动程序才使用。
(5) selec，进行选择操作，如果驱动程序没有提供select入口，select操作将会认为设备已经准备好进行任何的I/O操作。
(6) ioctl，进行读、写以外的其它操作，参数cmd为自定义的的命令。
(7) mmap，用于把设备的内容映射到地址空间，一般只有块设备驱动程序使用。
(8) open，打开设备准备进行I/O操作。返回0表示打开成功，返回负数表示失败。如果驱动程序没有提供open入口，则只要/dev/driver文件存在就认为打开成功。
(9) release，即close操作。
设备驱动程序所提供的入口点，在设备驱动程序初始化的时候向系统进行登记，以便系统在适当的时候调用。LINUX系统里，通过调用register_chrdev向系统注册字符型设备驱动程序。register_chrdev定义为：
#include
#include
int register_chrdev(unsigned int major, const char *name, struct file_operations *fops);
其中，major是为设备驱动程序向系统申请的主设备号，如果为0则系统为此驱动程序动态地分配一个主设备号。name是设备名。fops就是前面所说的对各个调用的入口点的说明。此函数返回0表示成功。返回-EINVAL表示申请的主设备号非法，一般来说是主设备号大于系统所允许的最大设备号。返回-EBUSY表示所申请的主设备号正在被其它设备驱动程序使用。如果是动态分配主设备号成功，此函数将返回所分配的主设备号。如果register_chrdev操作成功，设备名就会出现在/proc/devices文件里。
初始化部分一般还负责给设备驱动程序申请系统资源，包括内存、中断、时钟、I/O端口等，这些资源也可以在open子程序或别的地方申请。在这些资源不用的时候，应该释放它们，以利于资源的共享。在UNIX系统里，对中断的处理是属于系统核心的部分，因此如果设备与系统之间以中断方式进行数据交换的话，就必须把该设备的驱动程序作为系统核心的一部分。设备驱动程序通过调用request_irq函数来申请中断，通过free_irq来释放中断。它们的定义为：
#include
int request_irq(unsigned int irq,
void (*handler)(int irq,void dev_id,struct pt_regs *regs),
unsigned long flags,
const char *device,
void *dev_id);
void free_irq(unsigned int irq, void *dev_id);
参数irq表示所要申请的硬件中断号。handler为向系统登记的中断处理子程序，中断产生时由系统来调用，调用时所带参数irq为中断号，dev_id为申请时告诉系统的设备标识，regs为中断发生时寄存器内容。device为设备名，将会出现在/proc/interrupts文件里。flag是申请时的选项，它决定中断处理程序的一些特性，其中最重要的是中断处理程序是快速处理程序（flag里设置了SA_INTERRUPT）还是慢速处理程序（不设置SA_INTERRUPT），快速处理程序运行时，所有中断都被屏蔽，而慢速处理程序运行时，除了正在处理的中断外，其它中断都没有被屏蔽。
在LINUX系统中，中断可以被不同的中断处理程序共享，这要求每一个共享此中断的处理程序在申请中断时在flags里设置SA_SHIRQ，这些处理程序之间以dev_id来区分。如果中断由某个处理程序独占，则dev_id可以为NULL。request_irq返回0表示成功，返回-INVAL表示irq>15或handler==NULL，返回-EBUSY表示中断已经被占用且不能共享。作为系统核心的一部分，设备驱动程序在申请和释放内存时不是调用malloc和free，而代之以调用kmalloc和kfree，它们被定义为：
#include
void * kmalloc(unsigned int len, int priority);
void kfree(void * obj);
参数len为希望申请的字节数，obj为要释放的内存指针。priority为分配内存操作的优先级，即在没有足够空闲内存时如何操作，一般用GFP_KERNEL。与中断和内存不同，使用一个没有申请的I/O端口不会使CPU产生异常，也就不会导致诸如“segmentation fault"一类的错误发生。任何进程都可以访问任何一个I/O端口。此时系统无法保证对I/O端口的操作不会发生冲突，甚至会因此而使系统崩溃。因此，在使用I/O端口前，也应该检查此I/O端口是否已有别的程序在使用，若没有，再把此端口标记为正在使用，在使用完以后释放它。这样需要用到如下几个函数：
int check_region(unsigned int from, unsigned int extent);
void request_region(unsigned int from, unsigned int extent, const char *name);
void release_region(unsigned int from, unsigned int extent);
调用这些函数时的参数为：from表示所申请的I/O端口的起始地址；extent为所要申请的从from开始的端口数；name为设备名，将会出现在/proc/ioports文件里。check_region返回0表示I/O端口空闲，否则为正在被使用。
在申请了I/O端口之后，就可以如下几个函数来访问I/O端口：
#include
inline unsigned int inb(unsigned short port);
inline unsigned int inb_p(unsigned short port);
inline void outb(char value, unsigned short port);
inline void outb_p(char value, unsigned short port);
其中inb_p和outb_p插入了一定的延时以适应某些慢的I/O端口。在设备驱动程序里，一般都需要用到计时机制。在LINUX系统中，时钟是由系统接管，设备驱动程序可以向系统申请时钟。与时钟有关的系统调用有：
#include
#include
void add_timer(struct timer_list * timer);
int del_timer(struct timer_list * timer);
inline void init_timer(struct timer_list * timer);
struct timer_list的定义为：
struct timer_list {
struct timer_list *next;
struct timer_list *prev;
unsigned long expires;
unsigned long data;
void (*function)(unsigned long d);
};
其中expires是要执行function的时间。系统核心有一个全局变量JIFFIES表示当前时间，一般在调用add_timer时jiffies=JIFFIES+num,表示在num个系统最小时间间隔后执行function。系统最小时间间隔与所用的硬件平台有关，在核心里定义了常数HZ表示一秒内最小时间间隔的数目，则num*HZ表示num秒。系统计时到预定时间就调用function，并把此子程序从定时队列里删除，因此如果想要每隔一定时间间隔执行一次的话，就必须在function里再一次调用add_timer。function的参数d即为timer里面的data项。在设备驱动程序里，还可能会用到如下的一些系统函数：
#include
#define cli() __asm__ __volatile__ ("cli"::)
#define sti() __asm__ __volatile__ ("sti"::)
这两个函数负责打开和关闭中断允许。
#include
void memcpy_fromfs(void * to,const void * from,unsigned long n);
void memcpy_tofs(void * to,const void * from,unsigned long n);
在用户程序调用read 、write时，因为进程的运行状态由用户态变为核心态，地址空间也变为核心地址空间。而read、write中参数buf是指向用户程序的私有地址空间的，所以不能直接访问，必须通过上述两个系统函数来访问用户程序的私有地址空间。memcpy_fromfs由用户程序地址空间往核心地址空间复制，memcpy_tofs则反之。参数to为复制的目的指针，from为源指针，n为要复制的字节数。在设备驱动程序里，可以调用printk来打印一些调试信息，用法与printf类似。printk打印的信息不仅出现在屏幕上，同时还记录在文件syslog里。
LINUX中，模块可以用C语言编写，用gcc编译成目标文件（不进行链接，作为*.o文件存在），为此需要在gcc命令行里加上-c的参数。在编译时，还应该在gcc的命令行里加上这样的参数：-D__KERNEL__ -DMODULE。由于在不链接时，gcc只允许一个输入文件，因此一个模块的所有部分都必须在一个文件里实现。编译好的模块*.o放在/lib/modules/xxxx/misc下（xxxx表示核心版本，如在核心版本为2.0.30时应该为/lib/modules/2.0.30/misc），然后用depmod -a使此模块成为可加载模块。模块用insmod命令加载，用rmmod命令来卸载，并可以用lsmod命令来查看所有已加载的模块的状态。
编写模块程序的时候，必须提供两个函数，一个是int init_module(void)，供insmod在加载此模块的时候自动调用，负责进行设备驱动程序的初始化工作。init_module返回0以表示初始化成功，返回负数表示失败。另一个函数是voidcleanup_module (void)，在模块被卸载时调用，负责进行设备驱动程序的清除工作。
在成功的向系统注册了设备驱动程序后（调用register_chrdev成功后），就可以用mknod命令来把设备映射为一个特别文件，其它程序使用这个设备的时候，只要对此特别文件进行操作就行了。
* PCI BIOS仅存在于PC上；
* PCI BIOS只代表特定的结构，非PC类机器的某些PCI设置不能用PCI BIOS来描述；
* 个别机子的PCI BIOS函数不象预期的那样工作。
Linux 2.2提供了一个通用的PCI接口。Linux x86内核实际上努力直接驱动硬件，只有当它发现某些东西不能理解时，它才会调用PCI BIOS32函数。
驱动程序可以继续使用老的PCI接口，但是为了兼容将来的内核，可能需要更新。
如果驱动程序将要跨平台工作，那就更加需要更新了。多数新、老函数有简单的对应关系。PCI BIOS基于总线号/设备号/功能号的思想，而新的代码使用pci_bus和pci_dev结构。第一个新PCI函数是：
pci_present()
这个函数检查机器是否存在一条或更多的PCI总线。老内核有一个pcibios_present()函数，它们的用法完全相同。
确认PCI存在之后，你可以扫描PCI总线来查找设备。PCI设备通过几个配置寄存器来标识，主要是供应商ID和设备ID。每个供应商被分配了一个唯一的标识（ID），并且假设供应商给他们的设备（板子、芯片等）分配唯一的设备ID。PCI的一个好处是它提供了版本和编程接口信息，因此可以发现板子的变化。
在Linux 2.2中，扫描PCI总线一般用pci_find_device()函数。范例如下：
struct pci_dev *pdev = NULL;
while ((pdev = pci_find_device(PCI_MY_VENDOR,
PCI_MY_DEVICE, pdev)) != NULL)
{
/* Found a device */
setup_device(pdev);
}
pci_find_device()有3个参数：第一个是供应商ID，第二个是设备ID，第三个是函数的返回值，NULL表示你想从头开始查找。在这个例子中，对找到的设备调用setup_device()来进行设置。
另一个值得高兴的事情，是PCI为你处理了所有资源配置工作。一般来说PCI BIOS具体做这些工作，但是在其他平台上，这项工作由固件或者体系结构相关的Linux代码来做。到你的驱动程序查找PCI卡的时候，它已经被分配了系统资源。
Linux在pci_dev结构中提供了PCI相关的核心信息。同时还允许读写每个卡的PCI配置空间。当你可以直接查找资源数据时应该小心，对许多系统来说，卡上配置的数据与内核提供的数据并不相符。因为许多非PC机器有多条PCI总线，PCI总线以设备卡不知道的方式映射到系统中。
Linux直接提供了IRQ和PCI BARs（基址寄存器）。为了避免代码在非PC平台上出现意外，你应该总是使用内核提供的数据。下面代码列出了setup_device()例程：
Listing One: The setup_device () Function
void setup_device(struct pci_dev *dev)
{
int io_addr = dev->base_address[0] & PCI_BASE_ADDRESS_IO_MASK;
int irq = dev->irq;
u8 rev;
pci_read_config_byte(dev, PCI_REVISION_ID, &rev);
if (rev<64)
printk("Found a WonderWidget 500 at I/O 0x%04X, IRQ %d.\n",
io_addr, irq);
else
printk("Found a WonderWidget 600 at I/O 0x%04X, IRQ %d.\n",
io_addr, irq);
/* Check for a common BIOS problem - if you
* expect an IRQ you might not get it */
if (irq==0)
{
printk(KERN_ERR "BIOS has not assigned the WonderWidget"
" an interrupt.\n");
return;
}
/* Now do the board initialization knowing the resources */
init_device(io_addr, irq, rev<64 ? 0 : 1);
pci_set_master(dev);
}
当你的卡被BIOS配置后，某些特性可能会被屏蔽掉。比如，多数BIOS都会清掉“master”位，这导致板卡不能随意向主存中拷贝数据。Linux 2.2提供了一个辅助函数：
pci_set_master(struct pci_dev *)
这个函数会检查是否需要设置标志位，如果需要，则会将“master”位置位。例子函数setup_device还使用了pci_read_config_byte来读取配置空间数据。内核提供了一整套与配置空间相关的函数：
pci_read_config_byte，
pci_read_config_word，
和pci_read_config_dword
分别从配置空间获取8，16和32位数据；
pci_write_config_byte，
pci_write_config_word，
和pci_write_config_dword
分别向配置空间写入8，16和32位数据。PCI配置空间独立于I/O和内存空间，只能通过这些函数访问。
最后一组有用的PCI函数以不同的方式扫描PCI总线。pci_find_class查找符合给定类别（class）的设备。PCI规范把设备分为不同的类别，你可以根据类别查找设备。例如，为了查找一个USB控制器，可以用
struct pci_dev *pdev = NULL;
while((pdev=pci_find_class
(PCI_CLASS_SERIAL_USB <<8, pdev))!=NULL)
{
u8 type;
pci_read_config_byte(dev,
PCI_CLASS_PROG, &type);
if(type!=0)
continue;
/* FOUND IT */
}
另一个例子是I2O。这时，供应商ID只用来确定板卡的实际类型（type），偶尔用来对付特定板卡的bug。
扫描PCI设备的最后一种途径是pci_find_slot，使你按照特定的顺序扫描PCI插槽和功能。它很少使用，但是，如果你要控制查找某一类型设备时扫描PCI总线的顺序，你可以用它。这种情况通常出现在你需要遵照主板BIOS报告设备的顺序时，或者你想使Linux和非Linux驱动程序以相同的顺序报告设备时。传递给pci_find_slot()的是总线号slot和设备-功能号function（slot<<3 | function）。
PCI中断和其他注意事项
PCI总线一个重要的概念是共享中断处理，这在ISA总线设备中一般是看不到的。PCI总线中断也是电平触发的（level-triggered），也就是说，中断一直在那里，直到设备去清除它。这些特性给驱动程序处理中断加上了一些重要的限制。
驱动程序注册PCI中断时，总是应该带上SA_SHIRQ标志，用来指明中断线是可以共享的。如果不这样做，那么系统中的其他设备有可能不能正常工作，用户也可能遇到麻烦。
由于中断是共享的，PCI设备驱动程序和内核都需要与每个中断处理例程进行沟通的方法。你必须用一个非空（non-NULL）的dev_id来注册共享中断，否则，当你需要用free_irq来释放一个中断时，内核不能区分不同的中断处理例程。dev_id被送到中断处理例程，因此它非常重要。例如，你可以这样：
if (request_irq(dev->irq, dev_interrupt,
SA_SHIRQ, "wonderwidget",
dev))
return -EAGAIN;
结束时，用下面的语句来正确释放中断：
free_irq(dev->irq, dev)
中断处理例程被调用时收到dev参数，这使事情很简单了。你不必搜寻使用该中断的设备，通常可以这样做：
Listing Two: Using the dev_id
static void dev_interrupt(int irq, void *dev_id, struct pt_regs *regs)
{
struct wonderwidget *dev = dev_id;
u32 status;
/* It is important to exit interrupt handlers
* that are not for us as fast as possible */
if((status=inl(dev->port))==0) /* Not our interrupt */
return;
if(status&1)
handle_rx_intr(dev);
....
}
你必须总是小心处理中断。永远不要在安装中断处理例程之前产生中断。因为PCI中断是电平触发的，如果你产生了中断而又不能处理它，可能会导致死机。这意味着写初始化代码时必须特别小心，你必须在打开设备的中断之前注册中断处理例程。同样，关闭时必须在注销中断处理例程之前屏蔽设备的中断。与ISA总线相比，Linux对PCI总线的支持用到较多的函数，并且要小心处理中断。
作为回报，不需要你的介入，系统把一切都配置好了。
if (atomic_read(&skb->users)!=1){
/*判断有几个人用skb. 是会有多出用skb,例如一边运行一边sniff.有些时候会修改skb, 这就要clone,如果这/个skb也被其他人用了.. */
struct sk_buff * skb2 = skb;
skb=skb_clone(skb,GFP_ATOMIC);
if(skb==NULL){
kfree_skb(skb2);
return 0;/*这里系统内存不足，为什么不报错？因为对kernel来说,mem 不够不是错,是会出现的实际情况,. 在这里的处理方式就是把这个包drop调.不loopback了. */
}
kfree_skb(skb2);
}
else
skb_orphan(skb);/*查
skb_orphan ---- orphan a buffer
@skb: buffer to orphan
If a buffer currently has an owner then we
call the owner's destructor function and
make the @skb unowned.The buffer continues
to exist but is no longer charged to its
former owner
那么skb_orphan以后，原来skb所指向的sk_buff
结构如何使用呢？skb是否成了一个空指针？
skb_orphan和kfree_skb有什么本质的区别？
其实这里应该不是free调的.还是可以用的.但是取消
原来的owner的引用而已. */
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}
