分类： LINUX
2007-05-16 10:15:21
PCI 驱动程序
对一个 PCI 驱动程序而言， Linux 提供了很完整的支援，大部份的 PCI 资讯都由内建的程序读出。对个别的驱动程序而言直接使用就可以了。所以在这个部份，唯一要做的事只是告知 PCI 子系统一个新的驱动程序己经被加入系统之中了。在档案的最末端，你会看到下面的程序，
static struct pci_driver sis900_pci_driver = {
name: SIS900_MODULE_NAME,
id_table: sis900_pci_tbl,
probe: sis900_probe,
remove: sis900_remove,
};
static int __init sis900_init_module(void)
{
printk(KERN_INFO "%s", version);
return pci_module_init(&sis900_pci_driver);
}
static void __exit sis900_cleanup_module(void)
{
pci_unregister_driver(&sis900_pci_driver);
}
pci_module_init 是用来向 PCI 子系统注册一个 PCI 驱动程序。根据 id_table 中所提供的资料， PCI 子系统会在发现符合驱动程序要求的装置时使用它。那 PCI 子系统如何做到这件事呢 ? 我们先看一下 id_table 的内容就很清楚了。
static struct pci_device_id sis900_pci_tbl [] __devinitdata = {
{PCI_VENDOR_ID_SI, PCI_DEVICE_ID_SI_900,
PCI_ANY_ID, PCI_ANY_ID, 0, 0, SIS_900},
{PCI_VENDOR_ID_SI, PCI_DEVICE_ID_SI_7016,
PCI_ANY_ID, PCI_ANY_ID, 0, 0, SIS_7016},
{0,}
};
MODULE_DEVICE_TABLE (pci, sis900_pci_tbl);
看懂了吗 ? 嗯，我想你懂了。不过我还是解释一下。前面四个分别是
vendor id : PCI_VENDOR_ID_SI
device id : PCI_DEVICE_ID_SI_900
sub vendor id : PCI_ANY_ID
sub device id : PCI_ANY_ID
意思是说这个驱动程序支援 SIS 出的 SIS900 系列所有的硬件，我们不介意 subvendor id 和 sub device id 。你可以加入任何你想要的项目。对于不同的网络卡制造商，它们可能会有不同的 sub vendor id 和 sub device id 。但只要它们用SIS900 这个芯片，那这个驱动程序就可能适用。我们可以说这是一个『公版』的驱动程序。初始化好了，那其它的部份呢 ? 还记意 sis900_pci_driver 中其它的二个项目 probe 和remove 吗 ? 它们是用来初始化和移除一个驱动程序的呼叫。你可以把它们想成驱动程序物件的 constructor 和 destructor 。在 probe 中，你应该由硬件中把一些将来可能会用到的资讯准备好。由于这是一个 PCI 驱动程序，你不必特意去检查装置是否真的存在。但如果你的驱动程序只支援某些特定的硬件，或是你想要检查系统中是否有一些特别的硬件存在，你可以在这里做。例如在这个驱动程序中，对不同版本的硬件，我们用不
同的方法去读它的 MAC 位址。
pci_read_config_byte(pci_dev, PCI_CLASS_REVISION, &revision);
if (revision == SIS630E_900_REV || revision == SIS630EA1_900_REV)
ret = sis630e_get_mac_addr(pci_dev, net_dev);
else if (revision == SIS630S_900_REV)
ret = sis630e_get_mac_addr(pci_dev, net_dev);
else
ret = sis900_get_mac_addr(pci_dev, net_dev);
对于 SIS630E SIS630EA1 和 SIS630S 这些整合式芯片而言，其 MAC 位址被储存在 APC CMOS RAM 之中。但对其它独立的芯片而言则是存在网络卡的 EEPROM 之上。为了不要让这篇文章像流水帐一般，我不仔细的说明 probe 的过程。大家自己揣摸一下吧 !
在 probe 中还有一段比较和后文有关的程序码
net_dev->open = &sis900_open;
net_dev->hard_start_xmit = &sis900_start_xmit;
net_dev->stop = &sis900_close;
net_dev->get_stats = &sis900_get_stats;
net_dev->set_config = &sis900_set_config;
net_dev->set_multicast_list = &set_rx_mode;
net_dev->do_ioctl = &mii_ioctl;
net_dev->tx_timeout = sis900_tx_timeout;
net_dev->watchdog_timeo = TX_TIMEOUT;
我想这很清楚，我们透过 net_dev 这个结构告诉 Linux 网络子系统如何来操作这个装置。当你使用 ifconfig 这个 R 令时，系统会使用 sis900_open 打开这个驱动程序，并使用 set_config 来说定装置的参数，如 IP address 。当有资料需要被传送时， sis900_start_xmit 被用来将资料送入装置之中。接下来，我们就一一的检视这些函数。
初始化装置
sis900_open(struct net_device *net_dev);
这个函数会在我们使用 ifconfig 将一网络装置激活时被呼叫。当驱动程序被插入系统之后，通常并不会马上开始接收或传送封包。一般来说，在 probe 的阶段，我们只是单纯的判断装置是否存在。实际激活硬件的动作在这里才会被实际执行。以 SIS900 为例，在其硬件中只有一个大约 2K 的缓冲区。也就是说在装置上只有一个
封包的缓冲区。当一个封包被传送后，装置必须产生一个中断要求操作系统将下一个封包传入。如果由中断到中断驱动程序被执行需要 5ms 的时间，那一秒至多我们可以送出 200 个封包。也就是说网络传送是不可能大于 400K/s ，这对于一般的情况下是不太可能接受的事。SIS900 虽然在装置上只有很小的缓冲区，但它可以透过 PCI master 模式直接控制主机板上的记忆体。事实上，它使用下面的方式来传送资料。你必须在记忆体中分配一组串接成环状串列的缓冲区，然后将 TXDP 指向缓冲区的第一个位址。 SIS900 会在第一个缓冲区传送完后自动的由第二个缓冲区取资料，并更新记忆中的资料将己传送完缓冲区的 OWN 位元清除。当 CPU 将缓冲区串列设定完成后，这个动作可以在完全没有 CPU 的介入下完成。所以硬件不必等待作业系统将新的资料送入，而可以连续的送出多个封包。操作系统只要能来的及让环状串列不会进入空的状态就可以了。
同样的，我们也需要一个接收缓冲区，使用进来的封包不至因操作系统来不及处理而遗失。在 sis900_open 中， sis900_init_rx_ring 和 sis900_init_tx_ring 就是用来负处初始化这二个串列。
在初始化串列之后，我们便可以要求 SIS900 开始接收封包。下面二行程序码便是用来做这件事。
outl((RxSOVR|RxORN|RxERR|RxOK|TxURN|TxERR|TxIDLE), ioaddr + imr);
outl(RxENA, ioaddr + cr);
outl(IE, ioaddr + ier);
第一行设定硬件在下列情况发出一个系统中断，
接收失败时
接收成功 时
传送失败时
所有缓冲区中的资料都传送完时
第二行则告诉硬件操作系统己经准备好要接收资料了。第三行则时硬件实际开始送出中断。
在这个函数的最后，我们安装一个每秒执行五次的 timer 。在它的处理函数 sis900_timer 中，我们会检查目前的连结状态，这包括了连结的种类 (10/100)和连接的状态 ( 网络卡是否直的被接到网络上去 ) 。
如果各位用过 Window 2000 ，另人印象最深刻的是当你将网络线拔出时， GUI 会自动警言网络己经中断。其实 Linux 也可以做到这件事，只是你需要一个比较好的图形界面就是了。
传送一个封包的 descriptor 给网络卡
sis900_start_xmit(struct sk_buff *skb, struct net_device *net_dev);
这个函数是用来将一个由 skb 描述的网络资料缓冲区送进传送缓冲区中准备传送。其中最重要的程序码为
sis_priv->tx_ring[entry].bufptr = virt_to_bus(skb->data);
sis_priv->tx_ring[entry].cmdsts = (OWN | skb->len);
outl(TxENA, ioaddr + cr);
SIS900 会使用 DMA 由缓冲区中取得封包的资料。由于缓冲区的数目有限，我们必须在缓冲区用完的时后告诉上层的网络协定不要再往下送资料了。在这里我们用下面的程序来做这件事。
if (++sis_priv->cur_tx - sis_priv->dirty_tx < NUM_TX_DESC) {
netif_start_queue(net_dev);
} else {
sis_priv->tx_full = 1;
netif_stop_queue(net_dev);
}
netif_start_queue 用来告诉上层网络协定这个驱动程序还有空的缓冲区可用，请把下一个封包送进来。 netif_stop_queue 则是用来告诉上层网络协定所有的封包都用完了，请不要再送。
接收一个或多个封包
int sis900_rx(struct net_device *net_dev);
这个函式在会在有封包进入系统时被呼叫，因为可能有多于一个的封包在缓冲区之中。这个函数会逐一检查所有的缓冲区，直到遇到一个空的缓冲区为止。当我们发现一个有资料的缓冲区时，我们需要做二件事。首先是告知上层网络协定有一个新的封包进入系统，这件事由下面的程序完成
skb = sis_priv->rx_skbuff[entry];
skb_put(skb, rx_size);
skb->protocol = eth_type_trans(skb, net_dev);
netif_rx(skb);
前三行根据封包的内容更新 skbuff 中的档头。最后一行则是正式通知上层处理封包。
请注意 Linux 为了增加处理效能，在 netif_rx 并不会真的做完整接收封包的动作，而只是将这个封包记下来。真实的动作是在 bottom half 中才去处理。因为如此，原先储存封包的缓冲区暂时不能再被使用，我们必须重新分配一个新的缓冲区供下一个封包使用。下面的程序码是用来取得一个新的缓冲区。
if ((skb = dev_alloc_skb(RX_BUF_SIZE)) == NULL) {
sis_priv->rx_skbuff[entry] = NULL;
sis_priv->rx_ring[entry].cmdsts = 0;
sis_priv->rx_ring[entry].bufptr = 0;
sis_priv->stats.rx_dropped++;
break;
}
skb->dev = net_dev;
sis_priv->rx_skbuff[entry] = skb;
sis_priv->rx_ring[entry].cmdsts = RX_BUF_SIZE;
sis_priv->rx_ring[entry].bufptr = virt_to_bus(skb->tail);
sis_priv->dirty_rx++;
这个函数其馀的部份其实只是用来记录一些统计资料而己。
传送下一个封包
void sis900_finish_xmit (struct net_device *net_dev);
这个函数用来处理传送中断。在收到一个 TX 中断，表示有一个或多数缓冲区中的资料己经传送完成。我们可以把原先的缓冲区释出来供其它的封包使用，并且用下面的程序告诉上层协定可以送新的封包下来了。
if (sis_priv->tx_full && netif_queue_stopped(net_dev) &&
sis_priv->cur_tx - sis_priv->dirty_tx < NUM_TX_DESC - 4) {
sis_priv->tx_full = 0;
netif_wake_queue (net_dev);
}
netif_wake_queue() 会使得上层协定开始传送新的资料下来。
改变装置的设定
int sis900_set_config(struct net_device *dev, struct ifmap *map);
处理由 ifconfig 送来的命令，在驱动程序中我们通常只处理 media type的改变。这个函数会根据 ifconfig 送来的值改变 MII 控制器的 media tyep ，你可以使用
# ifconfig eth0 media 10basT
将目前的输出入界面强迫改到 10basT 。对于某些自动媒体检测做的有问题的switch 而言这可能是必要的设定，但一般而言默认的 auto 是最好的设定。硬件会自动决定要使用那一个界面，使用者完全不必担心，当实体层的设定改变 ( 例如将网络线插到不同的地方 ) ，硬件会自动侦测并改变设定。
void set_rx_mode(struct net_device *net_dev);
改变目前封包过滤器的模式。当你使用
# ifconfig eth0 promisc
# ifconfig eth0 multicast
等命令时会被呼叫。一般而言，驱动程序的默认值是只接受目的位址和网络卡的 MAC address 相同的封包。你可以透过 ifconfig 命令控制驱动程序接受其它种类的封包。结语好了 ! 我己经解析完整个网络卡的驱动程序了。当你了解这个驱动程序后，再去了解其它的驱动程序变成一件很简单的事情。大部份网络驱动程序的架构其实都很类似。事实上， Linux 早期的网络卡驱动程序几乎是由同一个人完成的。而后来的驱动程序也几乎
都以这些驱动程序为蓝本，所以看起来都很类似。你要不要也试著再去读另一个网络驱动程序的源代码呢 ? 也许 你会开始抱怨怎么写驱动程序这么神秘的东西怎么变得如此简单了 !
多馀的一节
这一节多馀的，你不想看就算了 :-) 为了证明网络驱动程序之间有多类似我再简略的trace Intel eepro100 的驱程程序给大家看。不罗唆，马上开始。
初始化
static struct pci_device_id eepro100_pci_tbl[] __devinitdata = {
{ PCI_VENDOR_ID_INTEL, PCI_DEVICE_ID_INTEL_82557,
PCI_ANY_ID, PCI_ANY_ID, },
{ PCI_VENDOR_ID_INTEL, PCI_DEVICE_ID_INTEL_82559ER,
PCI_ANY_ID, PCI_ANY_ID, },
{ PCI_VENDOR_ID_INTEL, PCI_DEVICE_ID_INTEL_ID1029,
PCI_ANY_ID, PCI_ANY_ID, },
{ PCI_VENDOR_ID_INTEL, PCI_DEVICE_ID_INTEL_ID1030,
PCI_ANY_ID, PCI_ANY_ID, },
{ PCI_VENDOR_ID_INTEL, PCI_DEVICE_ID_INTEL_82820FW_4,
PCI_ANY_ID, PCI_ANY_ID, },
{ 0,}
};
MODULE_DEVICE_TABLE(pci, eepro100_pci_tbl);
tatic struct pci_driver eepro100_driver = {
name: "eepro100",
id_table: eepro100_pci_tbl,
probe: eepro100_init_one,
remove: eepro100_remove_one,
#ifdef CONFIG_EEPRO100_PM
suspend: eepro100_suspend,
resume: eepro100_resume,
#endif
};
return pci_module_init(&eepro100_driver);
嗯 ! 一切都不出意类之外，是吧 !
初始化装置
eepro100_init_one()
这个看起来比 SIS900 的复杂多了。不过几个关鉴的函数还是一样，只是它的程序码看起比较乱。 BSD 的人喜欢说 Linux 的程序码太乱 ! 嗯，好像不承认不行 :-) 不过我说它乱的很可爱，行了吧 !
传送封包
speedo_start_xmit(struct sk_buff *skb, struct net_device *dev)
这个函数相似到我不必做任何讲解，也不必有任何文件你就可以知道它在做些什么事了 ! 程序码几乎到了一行对一行的程度 ( 夸张了一点 ! 不过很接近事实。我信相 SIS900 的 driver 是很整个程序 copy 过去再修改的 )
中断处理
void speedo_interrupt(int irq, void *dev_instance, struct pt_regs *regs);
这个函数，我再喜欢 Linux 也不得不抱怨一下了。 Donald Becker 先生，能麻烦程序写的好看一点好吗 ?
基本上，它把 sis900_rx 的内容直接放在中断处理函数之中。不过我想分开还是会清楚一些。
speedo_tx_buffer_gc 基本上就是 sis900_finish_xmit 。下面的程序是不是很眼熟呢 ?
dirty_tx = sp->dirty_tx;
while ((int)(sp->cur_tx - dirty_tx) > 0) {
int entry = dirty_tx % TX_RING_SIZE;
int status = le32_to_cpu(sp->tx_ring[entry].status);
}
连变数名字都很像呢 !
不过 eepro100 的驱动程序没有实作 set_config 的界面，所以你不能用ifconfig 来改变 media type 。不过 eepro100 提供了由模块命令列选项改变的功 能，当然它是不及 set_config 来的方便就是了。
还要再来一个吗 ? 你自己去做吧 !
（By 詹荣开，NUDT dep3）
Copyright ? 2002 by 詹荣开
E-mail:zhanrk@sohu.com
Linux-2.4.0 Version 1.0.0，2002-10-16
关键词：Linux、I/O、ISA总线、设备驱动程序
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DMA是一种无需CPU的参与就可以让外设与系统RAM之间进行双向（to device 或 from device）数据传输的硬件机制。使用DMA可以使系统CPU从实际的I/O数据传输过程中摆脱出来，从而大大提高系统的吞吐率（throughput）。
由于DMA是一种硬件机制，因此它通常与硬件体系结构是相关的，尤其是依赖于外设的总线技术。比如：ISA卡的DMA机制就与PCI卡的DMA机制有区别。本站主要讨论ISA总线的DMA技术。
1.DMA概述
DMA是外设与主存之间的一种数据传输机制。一般来说，外设与主存之间存在两种数据传输方法：（1）Pragrammed I/O（PIO）方法，也即由CPU通过内存读写指令或I/O指令来持续地读写外设的内存单元（8位、16位或32位），直到整个数据传输过程完成。（2）DMA，即由DMA控制器（DMA Controller，简称DMAC）来完成整个数据传输过程。在此期间，CPU可以并发地执行其他任务，当DMA结束后，DMAC通过中断通知CPU数据传输已经结束，然后由CPU执行相应的ISR进行后处理。
DMA技术产生时正是ISA总线在PC中流行的时侯。因此，ISA卡的DMA数据传输是通过ISA总线控制芯片组中的两个级联8237 DMAC来实现的。这种DMA机制也称为“标准DMA”（standard DMA）。标准DMA有时也称为“第三方DMA”（third-party DMA），这是因为：系统DMAC完成实际的传输过程，所以它相对于传输过程的“前两方”（传输的发送者和接收者）来说是“第三方”。
标准DMA技术主要有两个缺点：（1）8237 DMAC的数据传输速度太慢，不能与更高速的总线（如PCI）配合使用。（2）两个8237 DMAC一起只提供了8个DMA通道，这也成为了限制系统I/O吞吐率提升的瓶颈。
鉴于上述两个原因，PCI总线体系结构设计一种成为“第一方DMA”（first-party DMA）的DMA机制，也称为“Bus Mastering”（总线主控）。在这种情况下，进行传输的PCI卡必须取得系统总线的主控权后才能进行数据传输。实际的传输也不借助慢速的ISA DMAC来进行，而是由内嵌在PCI卡中的DMA电路（比传统的ISA DMAC要快）来完成。Bus Mastering方式的DMA可以让PCI外设得到它们想要的传输带宽，因此它比标准DMA功能满足现代高性能外设的要求。
随着计算机外设技术的不断发展，现代能提供更快传输速率的Ultra DMA（UDMA）也已经被广泛使用了。本为随后的篇幅只讨论ISA总线的标准DMA技术在Linux中的实现。记住：ISA卡几乎不使用Bus Mastering模式的DMA；而PCI卡只使用Bus Mastering模式的DMA，它从不使用标准DMA。
2.Intel 8237 DMAC
最初的IBM PC／XT中只有一个8237 DMAC，它提供了4个8位的DMA通道（DMA channel 0－3）。从IBM AT开始，又增加了一个8237 DMAC（提供4个16位的DMA通道，DMA channel 4－7）。两个8237 DMAC一起为系统提供8个DMA通道。与中断控制器8259的级联方式相反，第一个DMAC被级联到第二个DMAC上，通道4被用于DMAC级联，因此它对外设来说是不可用的。第一个DMAC也称为“slave DAMC”，第二个DMAC也称为“Master DMAC”。
下面我们来详细叙述一下Intel 8237这个DMAC的结构。
每个8237 DMAC都提供4个DMA通道，每个DMA通道都有各自的寄存器，而8237本身也有一组控制寄存器，用以控制它所提供的所有DMA通道。
2．1 DMA通道的寄存器
8237 DMAC中的每个DMA通道都有5个寄存器，分别是：当前地址寄存器、当前计数寄存器、地址寄存器（也称为偏移寄存器）、计数寄存器和页寄存器。其中，前两个是8237的内部寄存器，对外部是不可见的。
（1）当前地址寄存器（Current Address Register）：每个DMA通道都有一个16位的当前地址寄存器，表示一个DMA传输事务（Transfer Transaction）期间当前DMA传输操作的DMA物理内存地址。在每个DMA传输开始前，8237都会自动地用该通道的Address Register中的值来初始化这个寄存器；在传输事务期间的每次DMA传输操作之后该寄存器的值都会被自动地增加或减小。
（2）当前计数寄存器（Current Count Register）：每个每个DMA通道都有一个16位的当前计数寄存器，表示当前DMA传输事务还剩下多少未传输的数据。在每个DMA传输事务开始之前，8237都会自动地用该通道的Count Register中的值来初始化这个寄存器。在传输事务期间的每次DMA传输操作之后该寄存器的值都会被自动地增加或减小（步长为1）。
（3）地址寄存器（Address Register）或偏移寄存器（Offset Register）：每个DMA通道都有一个16位的地址寄存器，表示系统RAM中的DMA缓冲区的起始位置在页内的偏移。
（4）计数寄存器（Count Register）：每个DMA通道都有一个16位的计数寄存器，表示DMA缓冲区的大小。
（5）页寄存器（Page Register）：该寄存器定义了DMA缓冲区的起始位置所在物理页的基地址，即页号。页寄存器有点类似于PC中的段基址寄存器。
2．2 8237 DAMC的控制寄存器
（1）命令寄存器（Command Register）
这个8位的寄存器用来控制8237芯片的操作。其各位的定义如下图所示：
（2）模式寄存器（Mode Register）
用于控制各DMA通道的传输模式，如下所示：
（3）请求寄存器（Request Register）
用于向各DMA通道发出DMA请求。各位的定义如下：
（4）屏蔽寄存器（Mask Register）
用来屏蔽某个DMA通道。当一个DMA通道被屏蔽后，它就不能在服务于DMA请求，直到通道的屏蔽码被清除。各位的定义如下：
上述屏蔽寄存器也称为“单通道屏蔽寄存器”（Single Channel Mask Register），因为它一次只能屏蔽一个通道。此外含有一个屏蔽寄存器，可以实现一次屏蔽所有4个DMA通道，如下：
（5）状态寄存器（Status Register）
一个只读的8位寄存器，表示各DMA通道的当前状态。比如：DMA通道是否正服务于一个DMA请求，或者某个DMA通道上的DMA传输事务已经完成。各位的定义如下：
2．3 8237 DMAC的I/O端口地址
主、从8237 DMAC的各个寄存器都是编址在I/O端口空间的。而且其中有些I/O端口地址对于I/O读、写操作有不同的表示含义。如下表示所示：
Slave DMAC’s I/O port Master DMAC’sI/O port read write
0x000 0x0c0 Channel 0/4 的Address Register
0x001 0x0c1 Channel 0／4的Count Register
0x002 0x0c2 Channel 1／5 的Address Register
0x003 0x0c3 Channel 1／5的Count Register
0x004 0x0c4 Channel 2／6的Address Register
0x005 0x0c5 Channel 2／6的Count Register
0x006 0x0c6 Channel 3／7的Address Register
0x007 0x0c7 Channel 3／7的Count Register
0x008 0x0d0 Status Register Command Register
0x009 0x0d2 Request Register
0x00a 0x0d4 Single Channel Mask Register
0x00b 0x0d6 Mode Register
0x00c 0x0d8 Clear Flip-Flop Register
0x00d 0x0da Temporary Register Reset DMA controller
0x00e 0x0dc Reset all channel masks
0x00f 0x0de all-channels Mask Register
各DMA通道的Page Register在I/O端口空间中的地址如下：
DMA channel Page Register’sI/O port address
0 0x087
1 0x083
2 0x081
3 0x082
4 0x08f
5 0x08b
6 0x089
7 0x08a
注意两点：
1. 各DMA通道的Address Register是一个16位的寄存器，但其对应的I/O端口是8位宽，因此对这个寄存器的读写就需要两次连续的I/O端口读写操作，低8位首先被发送，然后紧接着发送高8位。
2. 各DMA通道的Count Register：这也是一个16位宽的寄存器（无论对于8位DMA还是16位DMA），但相对应的I/O端口也是8位宽，因此读写这个寄存器同样需要两次连续的I/O端口读写操作，而且同样是先发送低8位，再发送高8位。往这个寄存器中写入的值应该是实际要传输的数据长度减1后的值。在DMA传输事务期间，这个寄存器中的值在每次DMA传输操作后都会被减1，因此读取这个寄存器所得到的值将是当前DMA事务所剩余的未传输数据长度减1后的值。当DMA传输事务结束时，该寄存器中的值应该被置为0。
2．4 DMA通道的典型使用
在一个典型的PC机中，某些DMA通道通常被固定地用于一些PC机中的标准外设，如下所示：
Channel Size Usage
0 8-bit Memory Refresh
1 8-bit Free
2 8-bit Floppy Disk Controller
3 8-bit Free
4 16-bit Cascading
5 16-bit Free
6 16-bit Free
7 16-bit Free
2．5 启动一个DMA传输事务的步骤
要启动一个DMA传输事务必须对8237进行编程，其典型步骤如下：
1.通过CLI指令关闭中断。
2.Disable那个将被用于此次DMA传输事务的DMA通道。
3.向Flip-Flop寄存器中写入0值，以重置它。
4.设置Mode Register。
5.设置Page Register。
6.设置Address Register。
7.设置Count Register。
8.Enable那个将被用于此次DMA传输事务的DMA通道。
9.用STI指令开中断。
3 Linux对读写操作8237 DMAC的实现
由于DMAC的各寄存器是在I/O端口空间中编址的，因此读写8237 DMAC是平台相关的。对于x86平台来说，Linux在include／asm-i386／Dma.h头文件中实现了对两个8237 DMAC的读写操作。
3．1 端口地址和寄存器值的宏定义
Linux用宏MAX_DMA_CHANNELS来表示系统当前的DMA通道个数，如下：
#define MAX_DMA_CHANNELS 8
然后，用宏IO_DMA1_BASE和IO_DMA2_BASE来分别表示两个DMAC在I/O端口空间的端口基地址：
#define IO_DMA1_BASE 0x00
/* 8 bit slave DMA, channels 0..3 */
#define IO_DMA2_BASE 0xC0
/* 16 bit master DMA, ch 4(=slave input)..7 */
接下来，Linux定义了DMAC各控制寄存器的端口地址。其中，slave SMAC的各控制寄存器的端口地址定义如下：
#define DMA1_CMD_REG 0x08 /* command register (w) */
#define DMA1_STAT_REG 0x08 /* status register (r) */
#define DMA1_REQ_REG 0x09 /* request register (w) */
#define DMA1_MASK_REG 0x0A /* single-channel mask (w) */
#define DMA1_MODE_REG 0x0B /* mode register (w) */
#define DMA1_CLEAR_FF_REG 0x0C /* clear pointer flip-flop (w) */
#define DMA1_TEMP_REG 0x0D /* Temporary Register (r) */
#define DMA1_RESET_REG 0x0D /* Master Clear (w) */
#define DMA1_CLR_MASK_REG 0x0E /* Clear Mask */
#define DMA1_MASK_ALL_REG 0x0F /* all-channels mask (w) */
Master DMAC的各控制寄存器的端口地址定义如下：
#define DMA2_CMD_REG 0xD0 /* command register (w) */
#define DMA2_STAT_REG 0xD0 /* status register (r) */
#define DMA2_REQ_REG 0xD2 /* request register (w) */
#define DMA2_MASK_REG 0xD4 /* single-channel mask (w) */
#define DMA2_MODE_REG 0xD6 /* mode register (w) */
#define DMA2_CLEAR_FF_REG 0xD8 /* clear pointer flip-flop (w) */
#define DMA2_TEMP_REG 0xDA /* Temporary Register (r) */
#define DMA2_RESET_REG 0xDA /* Master Clear (w) */
#define DMA2_CLR_MASK_REG 0xDC /* Clear Mask */
#define DMA2_MASK_ALL_REG 0xDE /* all-channels mask (w) */
8个DMA通道的Address Register的端口地址定义如下：
#define DMA_ADDR_0 0x00 /* DMA address registers */
#define DMA_ADDR_1 0x02
#define DMA_ADDR_2 0x04
#define DMA_ADDR_3 0x06
#define DMA_ADDR_4 0xC0
#define DMA_ADDR_5 0xC4
#define DMA_ADDR_6 0xC8
#define DMA_ADDR_7 0xCC
8个DMA通道的Count Register的端口地址定义如下：
#define DMA_CNT_0 0x01 /* DMA count registers */
#define DMA_CNT_1 0x03
#define DMA_CNT_2 0x05
#define DMA_CNT_3 0x07
#define DMA_CNT_4 0xC2
#define DMA_CNT_5 0xC6
#define DMA_CNT_6 0xCA
#define DMA_CNT_7 0xCE
8个DMA通道的Page Register的端口地址定义如下：
#define DMA_PAGE_0 0x87 /* DMA page registers */
#define DMA_PAGE_1 0x83
#define DMA_PAGE_2 0x81
#define DMA_PAGE_3 0x82
#define DMA_PAGE_5 0x8B
#define DMA_PAGE_6 0x89
#define DMA_PAGE_7 0x8A
Mode Register的几个常用值的定义如下：
#define DMA_MODE_READ 0x44
/* I/O to memory, no autoinit, increment, single mode */
#define DMA_MODE_WRITE 0x48
/* memory to I/O, no autoinit, increment, single mode */
#define DMA_MODE_CASCADE 0xC0
/* pass thru DREQ->HRQ, DACK<-HLDA only */
#define DMA_AUTOINIT 0x10
3．2 读写DMAC的高层接口函数
（1）使能／禁止一个特定的DMA通道
Single Channel Mask Register中的bit［2］为0表示使能一个DMA通道，为1表示禁止一个DMA通道；而该寄存器中的bit［1：0］则用于表示使能或禁止哪一个DMA通道。
函数enable_dma()实现使能某个特定的DMA通道，传输dmanr指定DMA通道号，其取值范围是0～DMA_MAX_CHANNELS－1。如下：
static __inline__ void enable_dma(unsigned int dmanr)
{
if (dmanr<=3)
dma_outb(dmanr, DMA1_MASK_REG);
else
dma_outb(dmanr & 3, DMA2_MASK_REG);
}
宏dma_outb和dma_inb实际上就是outb（或outb_p）和inb函数。注意，当dmanr取值大于3时，对应的是Master DMAC上的DMA通道0～3，因此在写DMA2_MASK_REG之前，要将dmanr与值3进行与操作，以得到它在master DMAC上的局部通道编号。
函数disable_dma()禁止一个特定的DMA通道，其源码如下：
static __inline__ void disable_dma(unsigned int dmanr)
{
if (dmanr<=3)
dma_outb(dmanr | 4, DMA1_MASK_REG);
else
dma_outb((dmanr & 3) | 4, DMA2_MASK_REG);
}
为禁止某个DMA通道，Single Channel Mask Register中的bit［2］应被置为1。
（2）清除Flip-Flop寄存器
函数Clear_dma_ff()实现对slave/Master DMAC的Flip-Flop寄存器进行清零操作。如下：
static __inline__ void clear_dma_ff(unsigned int dmanr)
{
if (dmanr<=3)
dma_outb(0, DMA1_CLEAR_FF_REG);
else
dma_outb(0, DMA2_CLEAR_FF_REG);
}
（3）设置某个特定DMA通道的工作模式
函数set_dma_mode()实现设置一个特定DMA通道的工作模式。如下：
static __inline__ void set_dma_mode(unsigned int dmanr, char mode)
{
if (dmanr<=3)
dma_outb(mode | dmanr, DMA1_MODE_REG);
else
dma_outb(mode | (dmanr&3), DMA2_MODE_REG);
}
DMAC 的Mode Register中的bit［1：0］指定对该DMAC上的哪一个DMA通道进行模式设置。
（4）为DMA通道设置DMA缓冲区的起始物理地址和大小
由于8237中的DMA通道是通过一个8位的Page Register和一个16位的Address Register来寻址位于系统RAM中的DMA缓冲区，因此8237 DMAC最大只能寻址系统RAM中物理地址在0x000000～0xffffff范围内的DMA缓冲区，也即只能寻址物理内存的低16MB（24位物理地址）。反过来讲，Slave／Master 8237 DMAC又是如何寻址低16MB中的物理内存单元的呢？
首先来看Slave 8237 DMAC（即第一个8237 DMAC）。由于Slave 8237 DMAC是一个8位的DMAC，因此DMA通道0～3在一次DMA传输操作（一个DMA传输事务又多次DMA传输操作组成）中只能传输8位数据，即一个字节。Slave 8237 DMAC将低16MB物理内存分成256个64K大小的页（Page），然后用Page Register来表示内存单元物理地址的高8位（bit［23：16］），也即页号；用Address Register来表示内存单元物理地址在一个Page（64KB大小）内的页内偏移量，也即24位物理地址中的低16位（bit［15：0］）。由于这种寻址机制，因此DMA通道0～3的DMA缓冲区必须在一个Page之内，也即DMA缓冲区不能跨越64KB页边界。
再来看看Master 8237 DMAC（即第二个8237 DMAC）。这是一个16位宽的DMAC，因此DMA通道5～7在一次DMA传输操作时可以传输16位数据，也即一个字word。此时DMA通道的Count Register（16位宽）表示以字计的待传输数据块大小，因此数据块最大可达128KB（64K个字），也即系统RAM中的DMA缓冲区最大可达128KB。由于一次可传输一个字，因此Master 8237 DMAC所寻址的内存单元的物理地址肯定是偶数，也即物理地址的bit［0］肯定为0。此时物理内存的低16MB被化分成128个128KB大小的page，Page Register中的bit［7：1］用来表示页号，也即对应内存单元物理地址的bit［23：17］，而Page Register的bit［0］总是被设置为0。Address Register用来表示内存单元在128KB大小的Page中的页内偏移，也即对应内存单元物理地址的bit［16：1］（由于此时物理地址的bit［0］总是为0，因此不需要表示）。由于Master 8237 DMAC的这种寻址机制，因此DMA通道5～7的DMA缓冲区不能跨越128KB的页边界。
下面我们来看看Linux是如何实现为各DMA通道设置其Page寄存器的。NOTE！DMA通道5～7的Page Register中的bit［0］总是为0。如下所示：
static __inline__ void set_dma_page(unsigned int dmanr, char pagenr)
{
switch(dmanr) {
case 0:
dma_outb(pagenr, DMA_PAGE_0);
break;
case 1:
dma_outb(pagenr, DMA_PAGE_1);
break;
case 2:
dma_outb(pagenr, DMA_PAGE_2);
break;
case 3:
dma_outb(pagenr, DMA_PAGE_3);
break;
case 5:
dma_outb(pagenr & 0xfe, DMA_PAGE_5);
break;
case 6:
dma_outb(pagenr & 0xfe, DMA_PAGE_6);
break;
case 7:
dma_outb(pagenr & 0xfe, DMA_PAGE_7);
break;
}
}
在上述函数的基础上，函数set_dma_addr()用来为特定DMA通道设置DMA缓冲区的基地址，传输dmanr指定DMA通道号，传输a指定位于系统RAM中的DMA缓冲区起始位置的物理地址。如下：
/* Set transfer address & page bits for specific DMA channel.
* Assumes dma flipflop is clear.
*/
static __inline__ void set_dma_addr(unsigned int dmanr, unsigned int a)
{
set_dma_page(dmanr, a>>16);
if (dmanr <= 3) {
dma_outb( a & 0xff, ((dmanr&3)<<1) + IO_DMA1_BASE );
dma_outb( (a>>8) & 0xff, ((dmanr&3)<<1) + IO_DMA1_BASE );
} else {
dma_outb( (a>>1) & 0xff, ((dmanr&3)<<2) + IO_DMA2_BASE );
dma_outb( (a>>9) & 0xff, ((dmanr&3)<<2) + IO_DMA2_BASE );
}
}
函数set_dma_count()为特定DMA通道设置其Count Register的值。传输dmanr指定DMA通道，传输count指定待传输的数据块大小（以字节计），实际写到Count Register中的值应该是count－1。如下所示：
static __inline__ void set_dma_count(unsigned int dmanr, unsigned int count)
{
count--;
if (dmanr <= 3) {
dma_outb( count & 0xff, ((dmanr&3)<<1) + 1 + IO_DMA1_BASE );
dma_outb( (count>>8) & 0xff, ((dmanr&3)<<1) + 1 + IO_DMA1_BASE );
} else {
dma_outb( (count>>1) & 0xff, ((dmanr&3)<<2) + 2 + IO_DMA2_BASE );
dma_outb( (count>>9) & 0xff, ((dmanr&3)<<2) + 2 + IO_DMA2_BASE );
}
}
函数get_dma_residue()获取某个DMA通道上当前DMA传输事务的未传输剩余数据块的大小（以字节计）。DMA通道的Count Register的值在当前DMA传输事务进行期间会不断地自动将减小，直到当前DMA传输事务完成，Count Register的值减小为0。如下：
static __inline__ int get_dma_residue(unsigned int dmanr)
{
unsigned int io_port = (dmanr<=3)? ((dmanr&3)<<1) + 1 + IO_DMA1_BASE
: ((dmanr&3)<<2) + 2 + IO_DMA2_BASE;
/* using short to get 16-bit wrap around */
unsigned short count;
count = 1 + dma_inb(io_port);
count += dma_inb(io_port) << 8;
return (dmanr<=3)? count : (count<<1);
}
3．3 对DMAC的保护
DMAC是一种全局的共享资源，为了保证设备驱动程序对它的独占访问，Linux在kernel／dma.c文件中定义了自旋锁dma_spin_lock来保护它（实际上是保护DMAC的I/O端口资源）。任何想要访问DMAC的设备驱动程序都首先必须先持有自旋锁dma_spin_lock。如下：
static __inline__ unsigned long claim_dma_lock(void)
{
unsigned long flags;
spin_lock_irqsave(&dma_spin_lock, flags); /* 关中断，加锁*/
return flags;
}
static __inline__ void release_dma_lock(unsigned long flags)
{
spin_unlock_irqrestore(&dma_spin_lock, flags);/* 开中断，开锁*/
}
4 Linux对ISA DMA通道资源的管理
DMA通道是一种系统全局资源。任何ISA外设想要进行DMA传输，首先都必须取得某个DMA通道资源的使用权，并在传输结束后释放所使用DMA通道资源。从这个角度看，DMA通道资源是一种共享的独占型资源。
Linux在kernel/Dma.c文件中实现了对DMA通道资源的管理。
4．1 对DMA通道资源的描述
Linux在kernel/Dma.c文件中定义了数据结构dma_chan来描述DMA通道资源。该结构类型的定义如下：
struct dma_chan {
int lock;
const char *device_id;
};
其中，如果成员lock！＝0则表示DMA通道正被某个设备所使用；否则该DMA通道就处于free状态。而成员device_id就指向使用该DMA通道的设备名字字符串。
基于上述结构类型dma_chan，Linux定义了全局数组dma_chan_busy［］，以分别描述8个DMA通道资源各自的使用状态。如下：
static struct dma_chan dma_chan_busy[MAX_DMA_CHANNELS] = {
{ 0, 0 },
{ 0, 0 },
{ 0, 0 },
{ 0, 0 },
{ 1, "cascade" },
{ 0, 0 },
{ 0, 0 },
{ 0, 0 }
};
显然，在初始状态时除了DMA通道4外，其余DMA通道皆处于free状态。
4．2 DMA通道资源的申请
任何ISA卡在使用某个DMA通道进行DMA传输之前，其设备驱动程序都必须向内核提出DMA通道资源的申请。只有申请获得成功后才能使用相应的DMA通道。否则就会发生资源冲突。
函数request_dma（）实现DMA通道资源的申请。其源码如下：
int request_dma(unsigned int dmanr, const char * device_id)
{
if (dmanr >= MAX_DMA_CHANNELS)
return -EINVAL;
if (xchg(&dma_chan_busy[dmanr].lock, 1) != 0)
return -EBUSY;
dma_chan_busy[dmanr].device_id = device_id;
/* old flag was 0, now contains 1 to indicate busy */
return 0;
}
上述函数的核心实现就是用原子操作xchg()让成员变量dma_chan_busy[dmanr].lock和值1进行交换操作，xchg()将返回lock成员在交换操作之前的值。因此：如果xchg()返回非0值，这说明dmanr所指定的DMA通道已被其他设备所占用，所以request_dma()函数返回错误值－EBUSY表示指定DMA通道正忙；否则，如果xchg()返回0值，说明dmanr所指定的DMA通道正处于free状态，于是xchg()将其lock成员设置为1，取得资源的使用权。
4．3 释放DMA通道资源
DMA传输事务完成后，设备驱动程序一定要记得释放所占用的DMA通道资源。否则别的外设将一直无法使用该DMA通道。
函数free_dma()释放指定的DMA通道资源。如下：
void free_dma(unsigned int dmanr)
{
if (dmanr >= MAX_DMA_CHANNELS) {
printk("Trying to free DMA%d
", dmanr);
return;
}
if (xchg(&dma_chan_busy[dmanr].lock, 0) == 0) {
printk("Trying to free free DMA%d
", dmanr);
return;
}
} /* free_dma */
显然，上述函数的核心实现就是用原子操作xchg()将lock成员清零。
4．4 对/proc/dma文件的实现
文件／proc/dma将列出当前8个DMA通道的使用状况。Linux在kernel/Dma.c文件中实现了函数个get_dma_list()函数来至此/proc/dma文件的实现。函数get_dma_list()的实现比较简单。主要就是遍历数组dma_chan_busy[]，并将那些lock成员为非零值的数组元素输出到列表中即可。如下：
int get_dma_list(char *buf)
{
int i, len = 0;
for (i = 0 ; i < MAX_DMA_CHANNELS ; i++) {
if (dma_chan_busy[i].lock) {
len += sprintf(buf+len, "%2d: %s
",
i,
dma_chan_busy[i].device_id);
}
}
return len;
} /* get_dma_list */
5 使用DMA的ISA设备驱动程序
DMA虽然是一种硬件机制，但它离不开软件（尤其是设备驱动程序）的配合。任何使用DMA进行数据传输的ISA设备驱动程序都必须遵循一定的框架。
5．1 DMA通道资源的申请与释放
同I/O端口资源类似，设备驱动程序必须在一开始就调用request_dma()函数来向内核申请DMA通道资源的使用权。而且，最好在设备驱动程序的open()方法中完成这个操作，而不是在模块的初始化例程中调用这个函数。因为这在一定程度上可以让多个设备共享DMA通道资源（只要多个设备不同时使用一个DMA通道）。这种共享有点类似于进程对CPU的分时共享：－）
设备使用完DMA通道后，其驱动程序应该记得调用free_dma()函数来释放所占用的DMA通道资源。通常，最好再驱动程序的release（）方法中调用该函数，而不是在模块的卸载例程中进行调用。
还需要注意的一个问题是：资源的申请顺序。为了避免死锁(deadlock)，驱动程序一定要在申请了中断号资源后才申请DMA通道资源。释放时则要先释放DMA通道，然后再释放中断号资源。
使用DMA的ISA设备驱动程序的open()方法的如下：
int xxx_open(struct inode * inode, struct file * filp)
{
┆
if((err = request_irq(irq,xxx_ISR,SA_INTERRUPT,”YourDeviceName”,NULL))
return err;
if((err = request_dma(dmanr, “YourDeviceName”)){
free_irq(irq, NULL);
return err;
}
┆
return 0;
}
release()方法的范例代码如下：
void xxx_release(struct inode * inode, struct file * filp)
{
┆
free_dma(dmanr);
free_irq(irq,NULL);
┆
}
5．2 申请DMA缓冲区
由于8237 DMAC只能寻址系统RAM中低16MB物理内存，因此：ISA设备驱动程序在申请DMA缓冲区时，一定要以GFP_DMA标志来调用kmalloc()函数或get_free_pages()函数，以便在系统内存的DMA区中分配物理内存。
5．3 编程DMAC
设备驱动程序可以在他的read()方法、write()方法或ISR中对DMAC进行编程，以便准备启动一个DMA传输事务。一个DMA传输事务有两种典型的过程：（1）用户请求设备进行DMA传输；（2）硬件异步地将外部数据写道系统中。
用户通过I/O请求触发设备进行DMA传输的步骤如下：
1.用户进程通过系统调用read()／write()来调用设备驱动程序的read()方法或write()方法，然后由设备驱动程序read／write方法负责申请DMA缓冲区，对DMAC进行编程，以准备启动一个DMA传输事务，最后正确地设置设备(setup device)，并将用户进程投入睡眠。
2.DMAC负责在DMA缓冲区和I/O外设之间进行数据传输，并在结束后触发一个中断。
3.设备的ISR检查DMA传输事务是否成功地结束，并将数据从DMA缓冲区中拷贝到驱动程序的其他内核缓冲区中（对于I/O device to memory的情况）。然后唤醒睡眠的用户进程。
硬件异步地将外部数据写到系统中的步骤如下：
1.外设触发一个中断通知系统有新数据到达。
2.ISR申请一个DMA缓冲区，并对DMAC进行编程，以准备启动一个DMA传输事务，最后正确地设置好外设。
3.硬件将外部数据写到DMA缓冲区中，DMA传输事务结束后，触发一个中断。
4. ISR检查DMA传输事务是否成功地结束，然后将DMA缓冲区中的数据拷贝驱动程序的其他内核缓冲区中，最后唤醒相关的等待进程。
网卡就是上述过程的一个典型例子。
为准备一个DMA传输事务而对DMAC进行编程的典型代码段如下：
unsigned long flags;
flags = claim_dma_lock();
disable_dma(dmanr);
clear_dma_ff(dmanr);
set_dma_mode(dmanr,mode);
set_dma_addr(dmanr, virt_to_bus(buf));
set_dma_count(dmanr, count);
enable_dma(dmanr);
release_dma_lock(flags);
检查一个DMA传输事务是否成功地结束的代码段如下：
int residue;
unsigned long flags = claim_dma_lock();
residue = get_dma_residue(dmanr);
release_dma_lock(flags);
ASSERT(residue == 0);
注：本节大部分内容来自于ldd2。 [目录]
