linux下request_mem_region的粗略理解

linux下request_mem_region的粗略理解

文章來源:http://gliethttp.cublog.cn

  Linux把基於I/O映射方式的I/O連接埠和基於記憶體映射方式的I/O連接埠資源統稱為“I/O地區”（I/O Region）。I/O Region仍然是一種I/O資源，因此它仍然可以用resource結構類型來描述。

  Linux是以一種倒置的樹形結構來管理每一類I/O資源（如：I/O連接埠、外設記憶體、DMA和IRQ）的。每一類I/O資源都對應有一顆倒置的資源樹，樹中的每一個節點都是一個resource結構，而樹的根結點root則描述了該類資源的整個資源空間。

1.結構體
  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.調用函數
  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檢查是否可以安全佔用起始物理地址S1D_PHYSICAL_REG_ADDR之後的連續S1D_PHYSICAL_REG_SIZE位元組大小空間

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衝突
            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);                                   //檢測到了資源交疊衝突,kfree歸還kmalloc申請的記憶體
            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,那麼第一個申請將以!tmp條件滿足而進入
//這時root->child的值為new指標,new->sibling = tmp = null;當第二次申請發生時:如果tmp->start > end成立,
//那麼,root->child的值為new指標,new->sibling = tmp;這樣就連結上了，空間分布圖如:
//child=[start,end]-->[tmp->start,tmp->end](1);如果條件tmp->start > end不成立，那麼只能是!tmp條件進入
//那麼,root->child的值不變,tmp->sibling = new;new->sibling = tmp = null這樣就連結上了，空間分布圖如:
//child=[child->start,child->end]-->[start,end](2);
//當第三次申請發生時:如果start在(2)中的[child->end,end]之間,那麼tmp->end < start將成立,繼而continue,
//此時tmp = (2)中的[start,end],因為tmp->start < end,所以繼續執行p = &tmp->slibing = null,
//因為tmp->end > start,所以資源衝突,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指標遊動
//tmp指向child=[a,b],
//tmp指向[a,b],當tmp->start>y時,插入後的連結圖為:child=[x,y]-->[a,b]-->[c,d]-->[e,f]-->null;當tmp->end>=x時,衝突返回tmp
//tmp指向[c,d],當tmp->start>y時,插入後的連結圖為:child=[a,b]-->[x,y]-->[c,d]-->[e,f]-->null;當tmp->end>=x時,衝突返回tmp
//tmp指向[e,f],當tmp->start>y時,插入後的連結圖為:child=[a,b]-->[c,d]-->[x,y]-->[e,f]-->null;當tmp->end>=x時,衝突返回tmp
//tmp指向null                  ,插入後的連結圖為:child=[a,b]-->[c,d]-->[e,f]-->[x,y]-->null;
//順利的達到了檢測衝突,順序連結的目的
            new->parent = root;    
return NULL;
        }
        p = &tmp->sibling;
if (tmp->end < start)
continue;
return tmp;
    }
}

本文來自CSDN部落格，轉載請標明出處：http://blog.csdn.net/yang_dk/archive/2008/02/25/2118952.aspx