《核心模组》PPT课件.ppt

Driver 核心模組 vs 應用程式 l應用程式啟動後從頭到尾都只執行同一件任務. l模組被載入核心之後必須先向核心註冊它自己. init_module()函式(模組的入口點)任務是將模組的功能準備好 以便事後可被invocation(調用). cleanup_module()在模組離開之前必須要被呼叫. l模組只能與核心連結所以模組只能呼叫核心所提供的程式 ex: printfk(). l由於上一點,模組的原始碼不能引入一般的標頭檔. 有關核心相關事物放在 /usr/src/linux下的 include/linux 與 include/asm/ 目錄下的標頭檔. 使用者空間與核心空間 l模組存活在kernel space(核心空間)而應用程式存在user space(使 用者空間). l作業系統必須負責讓程式得以獨立運作並保護系統資源避免非授 權的存取. l由CPU來保護系統軟體所以CPU本身提供了不同層級的作業模式 (operating modality). lUnix系統提供兩個層級而現在CPU也至少有兩種層級,故Unix系 統只使用最高與最低層級,Unix核心運作在最高層級(supervisor mode)應用程式運作在最低層級(user mode). lexecution mode:包括kernel-space 與user-space分別有各自的 memory mapping(記憶體對應關係)的關係與各自的address space( 定址空間). insmod l載入 insmod對模組的作用:將模組內的任何unresolved symbol(懸置 符號)連結到目前核心(函式庫)的符號表. 核心如何支援insmod? 依賴定義在kernel/module.c的system call函式: 1) sys_create_module():配置一塊可以容納模組的核心記憶空間. 2) sys_get_kernel_syms():傳回核心符號表,解決模組的懸置符號 . 3) sys_init_module():將insmod改好的relocated object code移 到 預先配置的核心空間. l系統呼叫大略表: kernel/ 目錄執行 egrep “sys_.*)$” *.c 版本依存性 l模組與連結對象核心息息相關每當升級何新版本時模組就必須再 新版本核心下重新編譯一次. l編譯器會在ELF(executable Linking and Format).的.modifo(chap 11)區定義_module_kernel_version符號 linsmod會依照此符號與當時的核心作比較. l定義在. l可使用insmod f來略過版本檢查. l針對特定版本的核心來編譯模組必須引入該版本核心的標頭檔 再Makefile定義一個KERNELDIR環境變數讓他指另一個不同 的位置. 核心符號表 l模組化驅動程式所需的核心全域項目(函式與變數)的位 置都紀錄在符號表裡 可從/proc/ksyms取的此表. l若模組能被順利載入核心,模組所釋放的符號也會成為核 心符號的一部分. l模組所釋出的符號可以被新模組使用新模組可以疊在 其他模組之上. ex: msdos檔案系統得仰賴fat模組所釋出的符號 模組的生與死 linit_module()會註冊模組所提供的任何facility(功能性). l模組可以註冊許多不同類型的facility,對於每一個facility 都有一個特定的核心函式來完成其註冊程序. l傳給核心註冊函式的引數:facility註冊名稱,指標(指向此 facility的資料結構). lfacility種類:序列阜,雜項裝置,/proc檔案,作業領域 (executable domain),管制線路(line discipline). Init_module的錯誤處置 l註冊失敗:系統沒有足夠空間或某資源已被其他驅動程式 佔用 l模組自己要負責回復(undo)到註冊失敗之前的狀態,如果 init_module()在中途失敗,模組必須自己主動註銷 (unregister)那些已經註冊成功的facility. l不能藉由重新載入模組來重新註冊facility,也不太可能註 銷他們,因為需要當初註冊所用的相同指標. l使用goto解決. 卸載模組 l使用rmmod可卸載(unload)沒用的模組. l原理: rmmod觸發delete_module() system call,如果模組的 用量為零,則delete_module()會呼叫模組本身的 cleanup_module();否則回傳作錯誤代碼. lcleanup_module()必須負責註銷該模組的每一項facility. 實際的初始化與清理函式 l命名模組函式,須引入 module_init(my_init); module_exit(my_cleanup); l my_init取代init_module(),my_cleanup取代 cleanup_module(); l所以可使每個初始函式與清理函式都有自己專屬的名稱, 以方便除錯. 資源的運用 l大部分驅動程式的工作大概就在讀寫I/O port或I/O memory(統稱 I/O region) l核心都應該保證驅動程式能獨占存取其I/O port以免受到其他驅動 程式的干擾 l/proc/ioports與/proc/iomem檔案可取得以註冊的系統資源 User-space驅動程式(1/2) l優點 可使用完整的c函式庫. 可使用傳統的debugger. 若user-space driver當掉,直接kill就可以. user-space記憶體可被“置換(swappable)”,而kernel-space不 可能,因此較大的程式不會排擠其他程式所使用的RAM, 除非此裝置正在使用. user-space driver也能容許目標裝置同時被多個行程所存 取. User-space驅動程式(2/2) l缺點: 在user-space內無法使用”中斷”. 不能直接存取I/O memory. 必須先呼叫ioperm()或iopl()才能存取I/O port. 回應時間較緩慢,因為應用程式要傳輸資料給硬體而硬體 也要回應應用程式(context switch) 若驅動程式已被“置換(swap)”到磁碟上,那回應時間就更 長了 大部分重要裝置不能在user-space上予以有效控制,ex:網路 介面 I/O memory(1/3) lint check_region(unsigned long start,unsigned long len); 用來檢查某段範圍的I/O位址是否被佔用. lstruct resource *request_region(unsigned long start,unsigned long len , char *nam); 要求註冊該位址區.若核心同意,此函式會回傳一個non- NULL指標. I/O memory(2/3) lvoid release_region(unsigned long start.unsigned long len); 將取得的I/O 位址歸還給系統. I/O memory(3/3) l取得,釋放特定一段的I/O memory region int check_mem_region(usigned long start,unsigned long len); int request_mem_region(unsigned long start,unsigned long len,char *name); int release_mem_region(unsigned long start,unsigned long len); 決定組態參數(1/4) l驅動程式所需的某些參數會因系統而異,ex:I/O 位址, 記憶區範圍有時候必須傳遞參數給驅動程式,才能 幫助他找到目標裝置或啟動,關閉特定功能. l對於某些裝置,如裝置品牌,型號等也有可能影響驅 動程式的行為. l將正確的參數傳遞給驅動程式(configuring),是驅動程 式在初始化期間必須完成的工作. l參數值可在載入期間由insmod或modprobe傳給模組 決定組態參數(2/4) lmodprobe可從一各組態檔(/etc/modules.conf)讀入參 數值. l使用者可在命令列指定參數值ex: #insmod skull skull_ival=666 skull_sval=“beast” l在insmod能夠改變模組參數之前,模組本身必須以 MODULE_PARM()巨集(定義在linux/module.h)宣告 可被修改的參數. lMODULE_PARM()需要兩個引數,一是變數名稱,二 是變數型別. 決定組態參數(3/4) int skull_ival=0; char *skull_sval; MODULE_PARM(skull_ival, “I”); MODULE_PARM(skull_sval, “s”); l參數型別有五種:b(1-byte),h(2-byte短整數),i(整數),l( 長整數),s(字串). 決定組態參數(4/4) lMODULE_PARM_DESC()巨集,可讓程式設計師用來 描述模組參數的意義. static int skull_port_bse=0x300; MODULE_PARM(skull_port_base,”i”); MODULE_DESC(skull_port_base,”skull I/O base(default 0x300); l可使用objdump,modinfo指令來檢視參數指令. 訊息除錯法(1/4) lprintk()函式 l通用的除錯技巧,對應用程式而言使用printf();對 於核心程式而言則使用printk(). lprintk()能讓你指定訊息的loglevel(等級),共分為 八纇.定義在裡. KERN_EMERG:緊急訊息,出現在系統崩潰前. KERN_ALERT:危險通知,發生在需要立即採 取行動的事件. KERN_CRIT:嚴重狀況,涉及硬體或軟體故障 訊息除錯法(2/4) KERN_ERR:錯誤狀況回報,通常回報硬體上的困難. KERN_WARNING:緊急訊息,程度上不影響系統. NERN_NOTICE:通知,意料中會發生且值得注意的 狀況. KERN_INFO:資訊性訊息,driver在啟動階段所印出 的硬體資訊. KERN_DEBUG:供除錯用途的訊息. 訊息除錯法(3/4) l上述代號展開後分別成為:,之類的 字串,括弧內數字越低表示等級越高. ex:printk(KERN_DEBUG “HI”); l不同等級的訊息會被輸出到不同的地點,有可能是目 前的操控台(console)或者是某種文字終端機(Xterm 視窗,Telnet或SSH連線). l任何等值低於console_loglevel的變數訊息都會被顯 示在操控台上(console). l不過若系統上同時執行klogd與syslogd不管 console_loglevel的值為何,所有核心訊息都會被加 入/var/log/messages. 訊息除錯法(4/4) l如果沒跑klogd,則訊息不會流入user-space,除非主 動讀取/proc/kmsg. l修改console_loglevel的值 使用sys_syslog() 利用klogd的 c選項. 本書範例:misc-progs/setlevel.c, l2.1.31版本開始,可以直接透/proc/sys/kernel/ printk檔案來修改或檢視console_levle的值. # echo 8 /proc/sys/kernel/printk 核心訊息的輸出流程(1/2) lprintk()會將訊息寫入一個環型queue,長度為 LOG_BUF_LEN(定義在kernel/printk.c),且喚醒 正在等待訊息的行程(使用syslog(). 正在讀取/proc/kmesg的行程. l在環型queue被填滿時,printk()將會繞回原點,將新 訊息覆蓋在最就訊息上,其優點: 固定記憶體,既使沒跑日誌紀錄引擎 (klogd,syslogd)也不至於消耗所有的記憶體. 核心內部到處都可以直接呼叫printk(). 核心訊息的輸出流程(2/2) lklogd所取得的核心訊息會被轉交給syslogd,由它依 據/etc/syslog.conf來決定如何處裡收到的訊息. l若系統沒跑klogd,核心訊息將會一值留在環型佇列, 直到有人讀取它或者是被新訊息蓋掉. l若不希望driver所發出得訊息擾亂的系統的日誌檔, 可以用-f選項來從新啟動klogd並將其訊息寫入特定 檔案 . kernel/proc/kmsgklogd/dev/logsyslogd syslog.conf 查詢除錯法(1/6)(使用/proc檔案系統) l/proc是靠軟體模擬出來的特殊檔案系統,並不實際存 在於硬碟上,而是核心提供給user-space的資訊窗口. l在proc/下的每一個檔案,接聯繫到核心內的專屬函式 ,這些函式在使用者讀取檔案時,及時產生檔案的內容 . ex: 以/proc/modules為例,當你讀取它時它會顯示目 前載入哪些模組,但此檔案系統的長度都為0. 查詢除錯法(2/6)(使用/proc檔案系統) lLinux許多系統工具,如ps,top,uptime等都是從 /proc取得它們所需要的資訊. l建立/proc檔案:driver必須製作一備查程式,讓它在檔 案被存取時,及時供應資料,核心也會配置一記憶頁給 它 l備查程式介面: int (*read_proc)(char *page,char *start,off_t offset,int count,int *eof ,void *data); read()/proc備查函式記憶頁User-space 查詢除錯法(3/6)(使用/proc檔案系統) lpage指標:指向核心預先配置的記憶頁 l*start與offset:若檔案超過一記憶頁大小,可利用 分批傳輸的方式,先將*start指向page再利用offset 指向下一各位元組. lskcull程式中有對read_proc的實作: 查詢除錯法(4/6)(使用/proc檔案系統) l定義好read_proc作業方式後,必須為它在/proc下設 置一個入口點,使用create_proc_read_entry(). l若希望使用者能透過/proc/scullmem取得該函式提 供的資料,則driver需宣告如下: static void scull_create_proc() create_proc_read_entry(“scullmem”, 0 /* 預設模式(0x444) */, NULL /* 上層目錄(*proc_dir_entry)*/, scull_read_procmem, NULL /* 提供給read_proc使用的資料 */); /proc入口點名稱 檔案權限 入口點上層目錄 read_proc作業 方法的指標 傳給read_proc的資 料的指標 查詢除錯法(5/6)(使用/proc檔案系統) l第三參數的說明: 在/proc檔案系統下的每一個子目錄,都有各自 專屬的proc_dir_entry結構來描述. ex:描述/proc/driver子目錄的結構為 proc_root_driver,描述/proc/bus子目錄的結 構為proc_bus. 若此引數設定為NULL代表入口點設置在/proc 目錄下. 查詢除錯法(6/6)(使用/proc檔案系統) l在模組被載卸之前必須先移除相關的/proc入口點, 使用remove_proc_entry() /移除 /proc/scullmem; remove_pcor_entry(“scullmem”,NULL); /移除 /proc/driver/scullmem; remove_proc_entry(“scullmem”,proc_root_driver); /移除 /proc/scull/scullmem; remove_proc_entry(“scullmem”,scull_procdir); 觀測除錯法 lstrace,檢驗位於kernel-space的程式碼. l能顯示出由user-space程式所發出的所有system call. l#strace ls /dev /dev/scull0 排除重大系統錯誤(1/2) l除了監視,除錯技術,驅動程式可能還是意料之外的 bug存在,嚴重可能造成system fault. lfault(失誤)不等於panic(死當),失誤通常會摧毀目前 的行程,系統本身能正常. l若fault發生在process context之外,或是破壞系統的 關鍵部分,即有可能早成panic. loops訊息:往往發生在不當的操作指標所引起,如 dereference(提領)或者是誤用指標的值. 排除重大系統錯誤(2/2) lpage fault: 在protect mode(保護模式)下,所使用 的是virtual address(虛擬記憶體),藉由page table換算出physical address(實體位置),若程式 提領一個無效指標,分頁機制則沒有辦法算出實體位 置,因而發生page fault. l若在user-space發生提領無效,後果頂多是無法 ”page in “該位址. l若發生在kernel則迫使核心發出oops訊息. Ksymoops用法 lksymoops用法: lsystme.map檔(-v) /usr/src/linux/system.map l模組清單(-l): /proc/modules l核心符號表(-k): /proc/ksyms l映像檔(-v): l模組object檔存放位置(-o): gdb使用 lgdb使用: l指令:gdb /usr/src/linux/vmlinux /proc/kcore l(gdb) x/i lEx: (gdb) x/20i 0xc8002060 l參考網址:http:/es-sun2.fernuni-hagen.de/cgi- bin/info2html?(gdb)Top 其他核心除錯器 lkdb lkgdb 核心的計時間隔 l中斷CPU暫停目前工作,然後執行ISR來處理中斷.(CH9) l計時器中斷,固定間隔觸發的中斷事件,核心依據HZ(定義 在)的值來設定間隔長度,硬體平台不同 ,值也不同. l每次發生計時器中斷,jiffies變數的值就會被遞增一次, 宣告在,型別為unsigned long volatile,核心確保溢位之後還能正確運作,不必擔心,只 須注意. 處理器特有的暫存器 l量測指令本身執行時間 unsigned long ini, end; rdtscl(ini); rdtscl(end); printk(“time lapse: %lin”,end-ini); l與平台無關的函式用來替代rdstc() #include cycles_t get_cycles(void); /無時脈計數,則回傳 永0,32bit l如何內插組語指令(iniline assembly) for MIPS #define rdtscl (dest) _asm_ _volatile_(“mfc0 %0,$9; nop” : “=r” (dest) l內插組語的語法相當有威力,但是有點複雜,特別是在那 些會限定暫存器用途的平台上(x86系列).完整語法請參 考gcc的說明文件. 取得目前時間(1/2) ljiffies從開機到至今的時間,與驅動程式生命期無 關,也不可能跨越開關機時間. l驅動程式可利用jiffies的現值來估算兩事件之間的 間隔時間,如mouse l驅動程式不需要知道牆鐘時刻(wall-clock time), 若真的需要靠自己處理當時的時刻 ,do_gettimeofday()或許可派上用場. l此函式並非直接告知今天是星期幾,而是將一般的秒 與微秒填入一個struct timeval,原型如下 #include void do_gettimeofday(struct timeval *tv); 取得目前時間(2/2) l從xtime變數同樣也可取得目前時刻,但這是不被 鼓勵的行為,因為無法連動取得timevalue,結構 內的tv_sec與tv_usec欄位值,除非暫停掉中斷. l不太講求精準度,2.2版核心提供一個快又安全的 函式來取得目前時刻: void get_fast_time(struct timeval *tv); l範例 jit(Just In Time)模組,他不會產生裝置 節點,而是直接將它取得的時刻資訊透過 /proc/currentime傳到user-space. cat /proc/currentime /proc/currentime /proc/currentime 延遲執行 l延遲通常是為了讓硬體有足夠充裕的時間 完成某些工作 l需要考慮的重點之一,是延遲時間是否超過一 個時脈單位 l較長的延遲,可以利用系統時鐘來計時,較短 的延遲,則通常以軟體迴圈來應付 長期延遲(1/4) l最簡單也是最蠢的做法,稱為忙著等待(busy waiting): unsigned long j = jiffies + jit_delay * HZ; while (jiffies void udelay (unsigned long usecs); /inline void mdelay (unsigned long msecs); ludelay()以當地系統的BogoMips(開機所計算出的系 統常數)值來決定迴圈的圈數,其值大約是CPU時脈數 的兩倍左右. lmdelay()是含有udelay()的迴圈所構成 l兩者都是busy-waiting函式,因此除非沒有其它辦法 ,否則應該儘量避免使用mdelay() 核心內建的工作佇列 l要延遲特定工作的開始執行時間,最簡便的辦法是利用核心 所維護的佇列.其中有三個可供驅動程式運用(宣告在 ),分別是: 排程器佇列(scheduler queue) 在行程環境內運作,所以限制較寬鬆.2.4是以專用的 kernel thread來執行的,稱為keventd,並且必須透過 schedule_task()來存取. 計時器佇列(tq_timer) 由計時器時脈訊號觸發的佇列.必須遵守中斷模式規則 即期佇列(tq_immediate) 可能再系統呼叫返回之前或是排程器介入時,看何者先 到.會在中斷期被消化掉. kmalloc的來龍去脈(1/3) l定義在,其函式的速度很快,因為它不會清理所 配置到的記憶體. lvoid *kmalloc(size_t size, int flags); lsize引數： l核心只能以頁為單位來整塊配置,並且採用一種特殊的分頁配置 技術,以充分利用系統的RAM. lLinux處理記憶體配置的方法,是製作一組記憶體物件集散區,同 一集散區的記憶物件都有固定容量. l核心只能配置幾種預定容量的位元組陣列,如果沒有剛好你要的 容量,你就必須選擇大一級的容量. l如你要配置一個2000bytes的緩衝區,最好選擇2000而不要選擇 2048. lkmalloc()一次可配置的容量上限是128KBytes. kmalloc的來龍去脈(2/3) lflags引數： lGFP_KERNEL 平常的核心記憶體配置,配置到的記憶空間屬於 current行程.有可能休眠. lGFP_BUFFER 用於管理快取暫存區,容許配置者可以休眠.不同 於GFP_KERNEL之處,在於它是藉由出清髒頁到磁碟, 以換取可用的記憶空間. lGFP_ATOMIC 供interrupt handler以及任何在行程外部的程式 來配置記憶體.絕不會休眠. kmalloc的來龍去脈(3/3) lGFP_USER 代替user-process配置記憶體,有可能休眠,而且 是屬於低優先度的要求. lGFP_HIGHUSER 類似GFP_USER,但是從高址劃分區取得可用空間. l_GFP_DMA 配置可供DMA傳輸使用的記憶體.可搭配 GFP_KERNEL或GFP_ATOMIC的其中之一 l_GFP_HIGHMEM 要求配置高址劃分區.在沒有高址劃分區的平台上 ,此旗標沒有作用.它是GFP_HIGHUSER遮罩的一部分, 除此之外幾乎沒有作用. 前瞻快取(Lookaside Caches) (1/2) l驅動程式經常需要一次又一次配置許多同樣大小的物件,為此核 心提供一些特殊的集散區,稱之為前瞻快取. lLinux記憶快取的型別為kmem_cache_t,可藉由呼叫 kmem_cache_create()來產生: kmem_cache_t *kmem_cache_create(const char *name, size_t size, size_t offset, unsigned long flags, void (*constructor)(void *,kmem_cache_t *,unsigned long flags), void (*destructor)(void *,kmem_cache_t *,unsigned long flags); name: 同時代表函式與快取的符號,名稱最長不得超過19個 字元(包含0在內). offset: 第一個物件在記憶頁裡的起始位置,用來確保配置 到的物件一定放在特定的對齊位置上,用0核心會幫你完成. 前瞻快取(Lookaside Caches) (2/2) flags: SLAB_NO_REAP: 保護快取不因系統記憶不足而縮減容量.通常不需要設立. SLAB_HWCACHE_ALIGN: 要求每個資料物件都要對齊一條快取線. SLAB_CACHE_DMA: 要求每個資料物件都配置在DMA可存取的記憶體. l物件快取產生之後,呼叫kmem_cache_alloc(kmem_*cache, int flags) 來配置物件 cache:先前建立的快取 flags:和kmalloc()相同 l使用void kmem_cache_free(kmem_cache_t *cache, const void *obj)釋放物件 l使用int kmem_cache_destory(kmem_cache_t *cache)釋放空間 get_free_page( )與其相關函式(1/3) l如果模組需要比較大塊的記憶體,通常最好使用分頁配置技術. l下列函式用來配置記憶頁: get_free_page() 回傳一指向新記憶頁的指標,內容全清為0. _get_free_page() 類似get_free_page(),但不清除內容. _get_free_pages() 配置一個跨頁的連續記憶區,傳回指向記憶區第一位元組的指 標.內容不被清除. _get_dma_pages() 類似_get_free_pages(),但保證配置到的記憶體可作為DMA 用途.在Linux2.2之後,使用_get_free_pages()搭配_GFP_DMA 也可達到相同效果. get_free_page( )與其相關函式(2/3) l上述原型如下 l這裡的flags,意義與kmalloc()一樣,而且同樣以 GFP_KERNEL或GFP_ATOMIC最常用,頂多是在搭配 _GFP_DMA或_GFP_HIGHMEM. lorder是你要配置或釋放頁數的2的對數.如值為0則 為三頁;8頁則其值為3. l在Linux2.0,order值的上限是5,Linux2.2之後最高 值為9.無論如何,階數越大,配置失敗的機會就越高. unsigned long get_free_page(int flags); unsigned long _get_free_page(int flags); unsigned long _get_free_pages(int flags, unsigned long order); unsigned long _get_dma_pages(int flags, unsigned long order); get_free_page( )與其相關函式(3/3) l當程式不再需要先前配置的記憶頁時,就應該以下列 函式將它們釋回. void free_pages (unsigned long addr, unsigned long order); l如果你釋放的頁數,不等於先前要求配置的頁數,則 記憶表將會損毀,而系統很快就會遇到大麻煩. l由於核心會盡力滿足配置的要求,所以,要把系統搞 垮,使其反應遲鈍,時在是輕而易舉 只要配置夠 多的記憶體就成了.(癱瘓服務 DoS的原理) vmalloc() 與其相關函式(1/3) l另一種的記憶體配置函式,這是讓你可以在虛擬位址空間 (virtual address space)配置一個連續記憶區的 vmalloc()函式. l請注意,構成連續虛擬位址的實體記憶體,不見得是連續 的,而只是被核心是為一段連續的位址範圍而已. lvmalloc()與其親戚ioremap()(不算是配置函式)的原型 如下: #include void *vmalloc(unsigned long size); void vfree(void *addr); void *ioremap(unsigned long offset, unsigned long size); void iounmap(void *addr); vmalloc() 與其相關函式(2/3) lkmalloc()和get_free_pages()所傳的位址,也是虛擬位址,而非 真正用於定位實際記憶晶片的實體位址. lCPU內部的MMU會自動將虛擬位址轉換成實體位址. lvmalloc()和ioremap所用的位址範圍,則是完全靠人工虛構出來 的,每一次的配置動作,都必須適當修改分頁表,才能建構出(虛擬 的)記憶區. l它們之間的差異在某些平台上(x86),vmalloc()傳回的位址,只是 高於kmalloc所傳回的位址.vmalloc()的位址範圍從 VMALLOC_START到VMALLOC_END,定義在 l利用vmalloc()配置的位址,不能用於CPU之外(如DMA),因為只有 MMU才能處理這類位址. 所以可使用vmalloc()的正確時機,是當 你需要配置一大塊僅供軟體使用的連續緩衝區時. vmalloc() 與其相關函式(3/3) lioremap()也會建構新的分頁表,和vmalloc()相同;不同的是它實 際上並不配置任何記憶體.它所傳回的值,是一個特殊的虛擬位址 ,可用來存取指定的實體位址範圍. lioremap()最有用之處,是可用來將PCI緩衝區的(實體)位址映射 到kernel-space(虛擬)位址.例如,讓驅動程式用來存取PCI顯示 卡的視訊記憶體. l基於相容性考量,不要將ioremap()傳回的位址當成記憶體的指標 ,就是不要直接存取該位址.這個工作應交給readb()和CH8的I/O 函式來達成.(Alpha沒有這項能力,和PCI不相容) lvmalloc()能配置的容量,以及ioremap()可映射到CPU位址空間的 記憶體範圍,可說是幾乎沒有限制.兩者都是分頁導向技術(透過 修改分頁表來達成要求). lvmalloc()有個小缺點,它不能用於中斷期,因為它內部使用了 kmalloc(GFP_KERNEL)來取得分頁表的儲存空間,因此有休眠的可 能. I/O 埠 v.s I/O 記憶體 lI/O 暫存器 /宣告一個 memory barrier / l#include void rmb (void); /保證在barrier前的read動作都完 成/ void wmb (void);/保證在barrier前的write動作都完 成/ void mb (void); P.S memory barrier會影響效率,真正需要才使用 Memory barrier的用法 lwritel (dev-registers.addr, io_destination_address); writel (dev-registers.size, io_size); writel (dev-registers.operation, DEV_READ); wmb (); writel (dev-registers.control, DEV_GO); 確認所有動作 皆完成 write memory barrier 使用I/O 埠(1/3) l驅動程式用I/O埠前,必須先配置他們,才可讀or寫埠 l定義用來存取I/O埠的內插函式 l#include int check_region(unsigned long start,unsigned long len); struct resource *request_region(unsigned long start,unsigned long len,char *name); void release_region(unsigned long start,unsigned long len); 使用I/O 埠(2/3) lFor 1 byte 埠 unsigned inb(unsigned port); void outb(unsigned char byte,unsigned port); lFor 16bits埠 (word寬度) unsigned inw(unsigned port); void outw(unsigned short word,unsigned port); lFor 32bits埠 (longword寬度) unsigned inl(unsigned port); void outl(unsigned longword,unsigned port); 使用I/O 埠(3/3) lString instruction 有些processor 有提供字串指令,讓一連串同大小的 bytes,words,long 讀or寫到I/O埠, 達到迴圈效果 l暫停I/O 舊裝置如ISA跟不上處理器的傳輸速度,需要暫停函式, 如: inb_p() ,outb_p() l平台相依性 I/O指令和處理器有高度相依性,必須針對特定平台 (ex: Alpha ,ARM, PowerPC, SPARC) 數位I/O 埠(1/2) l把值寫出到輸出埠,會被轉換成對應輸出腳位的電子信號 l每台PC 都有兩個並列埠,第一個介面從0X378開始;第二 個從0X278開始 l每個並列埠都有三個暫存器: 資料暫存器(bidirectional to pin2pin9) 狀態暫存器(read-only) 控制暫存器(output-only) l唯一與腳位信號無關:控制埠的 bit4 (0x10),可發出irq lSee figure below 數位I/O 埠(2/2) 使用I/O記憶體 lI/O記憶體只是類似RAM的特殊區域,不同的是處理器可從 其匯流排存取特定硬體裝置 lDriver必須要求kernel將實體位址搬入driver的可見範 圍,所以要先呼叫ioremap() l直接映射記憶體 ex: PDA用的MIPS處理器,內有兩段位置範圍(各512 Mb)直接映射到實體位址,在此區MMU不會理會,也無 Cache. l軟體映射I/O記憶體 PCI裝置的位置是由系統軟體指派,每次開機都會不同 ,所以要用ioremap()將虛擬位址指向裝置 y0B3E6I9LdOgRjVmYp!t&w-z1C4G7JaMePhTkWnZr$u*x+A2E5H8KcNfQiUlXp#s%v)y0B3F6IaLdOgSjVmYq!t*w-z1D4G7JbMePhTkWoZr$u(x+A2E5H9KcNfRiUlXp#s&v)y0C3F6IaLdPgSjVnYq!t*w-A1D4G8JbMeQhTlWoZr%u(x+B2E6H9KcOfRiUmXp#s&v)z0C3F7IaLdPgSkVnYq$t*w-A1D5G8JbNeQhTlWo#r%u(y+B2E6H9LcOfRjUmXp!s&w)z0C4F7IaMdPhSkVnZq$t*x-A2D5G8KbNeQiTlWo#r%v(y+B3E6H9LcOgRjUmYp!s&w)z1C4F7JaMdPhSkWnZq$u*x- A2D5H8KbNfQiTlXo#s%v(y0B3E6I9LdOgRjVmYp!t&w)z1C4G7JaMePhSkWnZr$u*x+A2D5H8KcNfQiUlXo#s%v)y0B3F6I9LdOgSjVmYq!t&w-z1D4G7JbMePhTkWoZr$u(x+A2E5H8KcNfRiUlXp#s%v)y0C3F6IaLdOgSjVnYq!t*w-z1D4G8JbMeQhTkWoZr%u(x+B2E5H9KcOfRiUmXp#s&v)z0C3F7IaLdPgSkVnYq$t*w-A1D4G8JbNeQhTlWoZr%u(y+B2E6H9KcOfRjUmXp!s&v)z0C4F7IaMdPgSkVnZq$t*x-A1D5G8KbNeQiTlWo#r%v(y+B3E6H9LcOfRjUmYp!s&w)z0C4F7JaMdPhSkVnZq$u*x- A2D5G8KbNfQiTlXo#r%v(y0B3E6I9LcOgRjVmYp!t&w)z1C4G7JaMePhSkWnZq$u*x+A2D5H8KbNfQiUlXo#s%v(y0B3F6I9LdOgRjVmYq!t&w-z1C4G7JbMePhTkWnZr$u(x+A2E5H8KcNfRiUlXp#s%v)y0C3F6IaLdOgSjVmYq!t*w-z1D4G7JbMeQhTkWoZr$u(x+B2E5H9KcNfRiUmXp#s&v)y0C3F7IaLdPgSjVnYq$t*w-A1D4G8JbNeQhTlWoZr%u(x+B2E6H9KcOfRiUmXp!s&v)z0C3F7IaMdPgSkVnYq$t*x-A1D5G8JbNeQiTlWo#r%u(y+B3E6H9LcOfRjUmYp!s&w)z0C4F7JaMdPhSkVnZq$t*x- A2D5G8KbNeQiTlXo#r%v(y+B3E6I9LcOgRjUmYp!t&w)z1C4F7JaMePhSkWnZq$u*x+A2D5H8KbNfQiUlXo#s%v(y0B3E6I9LdOgRjVmYp!t&w-z1C4G7JaMePhTkWnZr$u*x+A2E5H8KcNfQiUlXp#s%v)y0B3F6IaLdOgSjVmYq!t*w-z1D4G7JbMePhTkWoZr$u(x+A2E5H9KcNfRiUlXp#s&v)y0C3F6IaLdPgSjVnYq!t*w-A1D4G8JbMeQhTlWoZr%u(x+B2E6H9KcOfRiUmXp!s&v)z0C3F7IaLdPgSkVnYq$t*w-A1D5G8JbNeQhTlWo#r%u(y+B2E6H9LcOfRjU!t*w-A1D4G8JbMeQhTlWoZr%u(x+B2E5H9KcOfRiUmXp#s&v)z0C3F7IaLdPgSkVnYq$t*w- A1D5G8JbNeQhTlWo#r%u(y+B2E6H9LcOfRjUmXp!s&w)z0C4F7IaMdPhSkVnZq$t*x-A1D5G8KbNeQiTlWo#r%v(y+B3E6H9LcOgRjUmYp!s&w)z1C4F7JaMdPhSkWnZq$u*x-A2D5H8KbNfQiTlXo#s%v(y0B3E6I9LcOgRjVmYp!t&w)z1C4G7JaMePhSkWnZr$u*x+A2D5H8KcNfQiUlXo#s%v)y0B3F6I9LdOgSjVmYq!t&w-z1D4G7JbMePhTkWnZr$u(x+A2E5H8KcNfRiUlXp#s%v)y0C3F6IaLdOgSjVnYq!t*w-z1D4G8JbMeQhTkWoZr%u(x+B2E5H9KcOfRiUmXp#s&v)z0C3F7IaLdPgSjVnYq$t*w- A1D4G8JbNeQhTlWoZr%u(y+B2E6H9KcOfRjUmXp!s&v)z0C4F7IaMdPgSkVnZq$t*x-A1D5G8KbNeQiTlWo#r%u(y+B3E6H9LcOfRjUmYp!s&w)z0C4F7JaMdPhSkVnZq$u*x-A2D5G8KbNfQiTlXo#r%v(y0B3E6I9LcOgRjVmYp!t&w)z1C4G7JaMePhSkWnZq$u*x+A2D5H8KbNfQiUlXo#s%v(y0B3F6I9LdOgRjVmYq!t&w-z1C4G7JbMePhTkWnZr$u(x+A2E5H8KcNfRiUlXp#s%v)y0B3F6IaLdOgSjVmYq!t*w-z1D4G7JbMeQhTkWoZr$u(x+B2E5H9KcNfRiUmXp#s&v)y0C3F7IaLdPgSjVnYq$t*w- A1D4G8JbMeQhTlWoZr%u(x+B2E6H9KcOfRiUmXp!s&v)z0C3F7IaMdPgSkVnYq$t*x-A1D5G8JbNeQiXp#s&v)y0C3F7IaLdPgSjVnYq!t*w-A1D4G8JbMeQhTlWoZr%u(x+B2E6H9KcOfRiUmXp!s&v)z0C3F7IaMdPgSkVnYq$t*x-A1D5G8JbNeQiTlWo#r%u(y+B2E6H9LcOfRjUmXp!s&w)z0C4F7IaMdPhSkVnZq$t*x-A2D5G8KbNeQiTlXo#r%v(y+B3E6I9LcOgRjUmY*x-A1D5G8JbNeQhTlWo#r%u(y+B2E6H9LcOfRjUmXp!s&w)z0C4F7IaMdPhSkVnZq$t*x-A2D5G8KbNeQiTlXo#r%v(y+B3E6I9LcOgRjUmYp!s&w)z1C4F7JaMdPhSkWnZq$u*x- A2D5H8KbNfQiTlXo#s%v(y0B3E6I9LdOgRjVmYp!t&w-z1C4G7JaMePhTkWnZr$u*x+A2E5H8KcNfQiUlXo#s%v)y0B3F6I9PhSkWnZq$u*x-A2D5H8KbNfQiTlXo#s%v(y0B3E6I9LdOgRjVmYp!t&w-z1C4G7JaMePhSkWnZr$u*x+A2D5H8KcN