request_mem_region粗略讲解

本文介绍了 Linux 系统中 I/O 资源的管理方式,特别是基于内存映射方式的 I/O 端口资源。通过具体结构体实例及 request_mem_region 函数的解析,详细阐述了 I/O 区域的分配与冲突检测过程。

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linux request_mem_region 的粗略理解

文章来源 : http : //gliethttp.cublog.cn

  Linux 把基于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。

  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、DMAIRQ )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。


1 . 结构体
  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 . 调用函数
  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 检查是否可以安全占用起始物理地址S1D_PHYSICAL_REG_ADDR 之后的连续S1D_PHYSICAL_REG_SIZE 字节大小空间

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 下的所有单元, 检测申请部分是否存在交叠冲突
             if (! conflict )                                 //conflict=0; 申请成功, 正常安置了[start,end] 到相应位置
                 break ;
             if ( conflict != parent ) {
                parent = conflict ;
                 if (!( conflict -> flags & IORESOURCE_BUSY ))
                     continue ;
             }
             kfree ( res );                                     // 检测到了资源交叠冲突,kfree 归还kmalloc 申请的内存
            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 下的第一个链表元素*p.[child 链表是以I/O 资源物理地址从低到高的顺序排列的]
     for (;;) {
        tmp = * p ;
         if (! tmp || tmp -> start > end ) {
             new -> sibling = tmp ;
             * p = new ;
// 可以从root->child=null 开始我们的分析考虑, 此时tmp=null, 那么第一个申请将以!tmp 条件满足而进入
// 这时root->child 的值为new 指针,new->sibling = tmp = null; 当第二次申请发生时: 如果tmp->start > end 成立,
// 那么,root->child 的值为new 指针,new->sibling = tmp; 这样就链接上了,空间分布图如:
//child=[start,end]-->[tmp->start,tmp->end](1); 如果条件tmp->start > end 不成立,那么只能是!tmp 条件进入
// 那么,root->child 的值不变,tmp->sibling = new;new->sibling = tmp = null 这样就链接上了,空间分布图如:
//child=[child->start,child->end]-->[start,end](2);
// 当第三次申请发生时: 如果start(2) 中的[child->end,end] 之间, 那么tmp->end < start 将成立, 继而continue,
// 此时tmp = (2) 中的[start,end], 因为tmp->start < end, 所以继续执行p = &tmp->slibing = null,
// 因为tmp->end > start, 所以资源冲突, 返回(2) 中的[start,end]
// 综上的两个边界值情况和一个中间值情况的分析, 可以知道代码实现了一个从地地址到高地址的顺序链表
// 模型图:childe=[a,b]-->[c,d]-->[e,f], 此时有一个[x,y] 需要插入进去,tmp 作为sibling 指针游动
//tmp 指向child=[a,b],
//tmp 指向[a,b],tmp->start>y, 插入后的链接图为:child=[x,y]-->[a,b]-->[c,d]-->[e,f]-->null;tmp->end>=x, 冲突返回tmp
//tmp 指向[c,d],tmp->start>y, 插入后的链接图为:child=[a,b]-->[x,y]-->[c,d]-->[e,f]-->null;tmp->end>=x, 冲突返回tmp
//tmp 指向[e,f],tmp->start>y, 插入后的链接图为:child=[a,b]-->[c,d]-->[x,y]-->[e,f]-->null;tmp->end>=x, 冲突返回tmp
//tmp 指向null                  , 插入后的链接图为:child=[a,b]-->[c,d]-->[e,f]-->[x,y]-->null;
// 顺利的达到了检测冲突, 顺序链接的目的
             new -> parent = root ;     
             return NULL ;
         }
        p = & tmp -> sibling ;
         if ( tmp -> end < start )
             continue ;
         return tmp ;
     }
}

<think>好的,我现在要帮用户查找Linux内核中request_mem_region函数的定义或用法。首先,我需要确认用户提到的函数名称是否正确,因为根据我的知识,标准的函数名称应该是request_mem_region,而不是request_mem_region2。可能是用户输入时的笔误,或者存在某个特定版本的内核中有一个类似的函数。不过,我需要先检查标准内核中的情况。 接下来,我应该回忆一下request_mem_region的作用。这个函数通常用于在驱动程序中申请一段I/O内存区域,确保该区域未被其他驱动程序占用。它属于资源管理的一部分,帮助内核跟踪哪些内存区域已经被分配,避免冲突。这个函数在头文件linux/ioport.h中声明,返回一个struct resource指针,表示申请到的资源。如果返回NULL,说明申请失败,可能该区域已被占用。 然后,用户提供的引用内容中有提到memblock相关的函数,比如get_allocated_memblock_reserved_regions_info。这可能与内核早期启动时的内存管理有关,但request_mem_region更多是在设备驱动初始化时使用,属于动态资源管理。因此,这两者可能属于不同的子系统,但用户可能是在查找内存分配相关的函数,所以需要明确区分。 接下来,我需要考虑用户可能的真实需求。用户可能是在编写或调试内核驱动时遇到了问题,需要正确使用request_mem_region来申请内存区域,或者遇到了资源冲突的问题。因此,除了函数的定义,还需要说明其用法和常见问题。 然后,我需要验证函数的具体定义。根据内核源码,request_mem_region的函数签名应该是: struct resource *request_mem_region(resource_size_t start, resource_size_t size, const char *name); 该函数会标记从start开始,长度为size的内存区域为已分配,name用于标识所有者。对应的释放函数是release_mem_region。 用户可能还需要了解如何使用这个函数,比如在模块初始化时申请资源,在退出时释放。同时,需要注意错误处理,比如检查返回值是否为NULL,以避免访问冲突。 另外,用户提到的引用[2]中的函数似乎与memblock相关,这可能属于内核启动早期的内存预留机制,而request_mem_region属于运行时动态资源管理。需要指出这两者的区别,避免混淆。 可能用户遇到的问题是无法找到request_mem_region2,因此需要确认是否存在这个函数,或者是否是某个特定内核版本的扩展。根据我的知识,标准内核中没有这个函数,所以建议用户检查函数名是否正确,或者查看内核文档或源代码确认。 最后,生成相关问题时要围绕资源管理、函数用法、错误处理等方面,帮助用户深入理解。</think>关于Linux内核中$request\_mem\_region$函数的定义与用法说明如下: ### 函数定义 该函数声明在$linux/ioport.h$头文件中,用于标记物理内存区域的占用状态: $$request\_mem\_region(start, size, name) \rightarrow struct\ resource\*$$ 参数说明: - $start$:物理内存起始地址 - $size$:需要申请的内存区域长度 - $name$:设备驱动标识名称 返回值: - 成功时返回非空$resource$指针 - 失败返回$NULL$(表示地址冲突或无效参数)[^1] ### 典型应用场景 设备驱动初始化时申请I/O内存资源: ```c static int __init my_driver_init(void) { struct resource *res; res = request_mem_region(MEM_BASE, MEM_SIZE, "my_device"); if (!res) { printk(KERN_ERR "Memory region conflict\n"); return -EBUSY; } // 后续执行ioremap等操作 return 0; } ``` 模块退出时需要调用$release\_mem\_region()$释放资源[^2]
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