本文假設你已經具備一些計算機的基本知識，包括但不限于：
- Linux系統運作基礎知識，如使用者态、核心态。
- Linux記憶體管理相關知識，如虛拟位址、實體位址、頁表。
- 彙編語言。
- C語言。
參考書籍和部落格清單如下：
- 《深入了解計算機系統》
- 《作業系統導論》
- 《計算機組成與結構（清華大學出版社）》
- 《新一代彙編語言程式設計（高等教育出版社）》
- 部落格：裝置I/O模型（連結：https://github.com/zhangjaycee/real_tech/wiki/distri_018）
- 部落格：Linux系統對IO端口和IO記憶體的管理（連結：javascript:void(0)）
- 部落格：淺談記憶體映射I/O（MMIO）與端口映射I/O（PMIO）的差別（連結：javascript:void(0)）
- 部落格：PCI裝置的位址空間（連結：javascript:void(0)）
- 部落格：PCIE的記憶體位址空間、I/O位址空間和配置位址空間（連結：javascript:void(0)）
- 部落格：Linux記憶體尋址和記憶體管理（連結：javascript:void(0)）
- StackOverflow：What does request_mem_region() actually do and when it is needed?（連結：https://stackoverflow.com/questions/7682422/what-does-request-mem-region-actually-do-and-when-it-is-needed）
- StackOverflow：What is the difference between DMA and memory-mapped IO（連結：https://stackoverflow.com/questions/3851677/what-is-the-difference-between-dma-and-memory-mapped-io）
- 文檔：INS/INSB/INSW/INSD-從端口輸入到字元串（連結：http://www.hgy413.com/hgydocs/IA32/instruct32_hh/vc139.htm）
- 部落格：cpu指令如何讀寫硬碟（連結：javascript:void(0)）
一、I/O體系結構
下圖是計算機中I/O體系的分層結構圖，其中作業系統又分為了檔案系統、通用塊層、裝置驅動程式三個層次，分層設計的目的是将具體實作對使用者進行屏蔽，友善上層使用者使用以及下層擴充新類型的硬體I/O裝置。
二、I/O裝置與總線
本節我們學習I/O分層中的最底層，即與I/O裝置相關的硬體知識。
2.1.标準I/O裝置
标準I/O裝置，指的是I/O裝置的模型規範。一般來說，任何一個真實的I/O裝置（例如HDD，即磁盤驅動器）都是基于此标準I/O裝置模型進行設計的：
一個标準的I/O裝置分為兩部分，分别是硬體接口和内部結構：
（1）硬體接口：硬體接口本質就是I/O裝置提供的各式寄存器，系統軟體通過與這些寄存器進行互動，達到控制I/O裝置的目的。
（2）内部結構：實作硬體接口提供的功能，不同的I/O裝置具有不同功能，是以它們的内部實作和包含的元器件也不盡相同。
2.2.計算機總線
總線（Bus）是計算機各種功能部件之間傳送資訊的公共通信幹線，傳送的資訊包括了資料、資料位址和控制信号。下面的圖檔引用自《深入了解計算機原理》，它形象的描述了CPU、記憶體、I/O裝置之間如何通過總線相連：
可以看到，不同的I/O裝置（如鍵盤、滑鼠、磁盤等）需要通過相應的接口電路與總線相連接配接，這些接口電路由“控制器”或“擴充卡”提供（後面統稱為“裝置控制器”）。不同的裝置控制器能夠支援不同的接口協定，下圖引用自《作業系統導論》，它描述了幾種常見的接口協定的I/O裝置能夠接入I/O總線這個事實：
值得一提的是，根據接口協定的性能差別，現代計算機對I/O總線進行了分層。在上圖中，圖像或者其他高性能的I/O裝置通過正常的I/O總線連接配接到系統，在許多現代系統中會是PCI或它的衍生形式。而一些相對較慢的I/O裝置則通過外圍總線（peripheral bus）連接配接到系統，比如使用SCSI、SATA或者USB等協定的I/O裝置。
三、與I/O裝置互動
本節我們站在I/O分層中軟體與硬體的邊界，去學習現代計算機如何與I/O裝置互動。
3.1.通路I/O裝置
主機對I/O裝置進行通路的目标是I/O裝置的寄存器或者記憶體。常見的I/O裝置都隻提供寄存器供主機通路，對于低速外設這樣的模式是足夠的，但是對于需要大量、高速資料互動的外設（如顯示卡、網卡），就需要主機能夠直接通路外設的記憶體了。
現代計算機提供了兩種方式來通路I/O裝置，它們分别是PMIO和MMIO：
- PMIO：端口映射I/O（Port-mapped I/O）。将I/O裝置獨立看待，并使用CPU提供的專用I/O指令（如X86架構的in和out）通路。
- MMIO：記憶體映射I/O（Memory-mapped I/O）。将I/O裝置看作記憶體的一部分，不使用單獨的I/O指令，而是使用記憶體讀寫指令通路。
3.1.1.PMIO
端口映射I/O，又叫做被隔離的I/O（isolated I/O），它提供了一個專門用于I/O裝置“注冊”的位址空間，該位址空間被稱為I/O位址空間，最大尋址範圍為64K，如下圖所示：
為了使I/O位址空間與記憶體位址空間隔離，要麼在CPU實體接口上增加一個I/O引腳，要麼增加一條專用的I/O總線。是以，并不是所有的平台都支援PMIO，常見的ARM平台就不支援PMIO。支援PMIO的CPU通常具有專門執行I/O操作的指令，例如在Intel-X86架構的CPU中，I/O指令是in和out，這兩個指令可以讀/寫1、2、4個位元組（outb, outw, outl）從記憶體到I/O接口上。
由于I/O位址空間比較小，是以I/O裝置一般隻在其中“注冊”自己的寄存器，之後系統可以通過PMIO對它們進行通路。
3.1.2.MMIO
在MMIO中，實體記憶體和I/O裝置共享記憶體位址空間（注意，這裡的記憶體位址空間實際指的是記憶體的實體位址空間），如下圖所示：
當CPU通路某個虛拟記憶體位址時，該虛拟位址首先轉換為一個實體位址，對該實體位址的通路，會通過南北橋（現在被合并為I/O橋）的路由機制被定向到實體記憶體或者I/O裝置上。是以，用于通路記憶體的CPU指令也可用于通路I/O裝置，并且在記憶體（的實體）位址空間上，需要給I/O裝置預留一個位址區域，該位址區域不能給實體記憶體使用。
MMIO是應用得最為廣泛的一種I/O方式，由于記憶體位址空間遠大于I/O位址空間，I/O裝置可以在記憶體位址空間上暴露自己的記憶體或者寄存器，以供主機進行通路。
3.1.3.PCI裝置
PCI及其衍生的接口（如PCIE）主要服務于高速I/O裝置（如顯示卡或網卡），使用PCI接口的裝置又被稱為PCI裝置。與慢速I/O裝置不同，計算機既需要通路它們的寄存器，也需要通路它們的記憶體。
每個PCI裝置都有一個配置空間（實際就是裝置上一組連續的寄存器），大小為256byte。配置空間中包含了6個BAR(Base Address Registers，基址寄存器)，BAR中記錄了裝置所需要的位址空間類型、基址以及其他屬性，格式如下：
可以看到，PCI裝置能夠申請兩類位址空間，即記憶體位址空間和I/O位址空間，它們用BAR的最後一位差別開來。是以，PCI裝置可以通過PMIO和MMIO将自己的I/O存儲器（Registers/RAM/ROM）暴露給CPU（通常寄存器使用PMIO，而記憶體使用MMIO的方式暴露）。
配置空間中的每個BAR可以映射一個位址空間，是以每個PCI裝置最多能映射6段位址空間，但實際上很多裝置用不了這麼多。PCI配置空間的初始值是由廠商預設在裝置中的，也就是說，裝置需要哪些位址空間都是其自己定的，這可能會造成不同的PCI裝置所映射的位址空間沖突，是以在PCI裝置枚舉（也叫總線枚舉，由BIOS或者OS在啟動時完成）的過程中，會重新為其配置設定位址空間，然後寫入PCI配置空間中。
在PCI總線之前的ISA總線是使用跳線帽來配置設定外設的實體位址，每插入一個新裝置都要改變跳線帽以配置設定實體位址，這是十分麻煩且易錯的，但這樣的方式似乎我們更容易了解。能夠配置設定自己總線上挂載裝置的實體位址這也是PCI總線相較于I2C、SPI等低速總線一個最大的特色。
3.2.資料互動流程
使用I/O裝置的目的是為了互動資料，不管是網卡、磁盤，亦或是鍵盤，總歸要将資料進行輸入輸出。本小節以循序漸進的方式講解主機與I/O裝置的互動流程（或者稱為“協定”），在其中我們可以看到PMIO的實際使用以及了解PIO、DMA的概念。
3.2.1.标準互動流程
一般來說，主機與I/O裝置要進行資料互動，會經過這樣一個過程：
（1）CPU通過I/O裝置的硬體接口（以下簡稱I/O接口）擷取裝置狀态（即狀态寄存器的值），隻有“就緒”狀态的裝置才能進行資料傳輸。
（2）CPU通過I/O接口下達互動指令：如果是讀資料，則向I/O接口的指令寄存器輸入要擷取的資料在I/O裝置的内部位置以及讀裝置指令；如果是寫資料，則向I/O接口的指令寄存器輸入要存放的資料在I/O裝置的内部位置、寫裝置指令，以及向資料寄存器寫入資料。
（3）I/O裝置内部根據I/O接口中寄存器的值，開始執行資料傳輸工作。
（4）CPU在I/O裝置完成工作後，執行其他操作，完成資料傳送。
标準互動流程實作起來比較簡單，但是難免會有一些低效和不友善。第一個問題就是輪詢過程比較低效，在等待裝置是否滿足某種狀态時浪費大量CPU時間（下圖描述的就是磁盤在執行資料傳輸過程中，CPU不能執行其他任務，隻能等待傳輸完成），如果此時作業系統可以切換執行下一個就緒程序，就可以大大提高CPU的使用率。
3.2.2.引入中斷
為了解決标準互動流程中CPU輪詢低效的問題，我們需要引入中斷來實作計算與I/O重疊。有了中斷機制，CPU向裝置發出I/O請求後，就可以讓對應程序進入睡眠等待，進而切換執行其他程序。當裝置完成I/O請求後，它會抛出一個硬體中斷，引發CPU跳轉執行作業系統預先定義好的中斷處理程式，中斷處理程式會挂起正在執行的程序，同時喚醒等待I/O的程序并繼續執行。如下圖所示，在磁盤執行程序1的I/O過程中，CPU同時執行程序2，并且在I/O請求執行完畢後，回過頭來再次執行程序1：
為了深入了解，我們引入一段《作業系統導論》中的代碼：
1 /**
2 * 等待裝置就緒
3 */
4 static int ide_wait_ready() {
5 while (((int r = inb(0x1f7)) & IDE_BSY) || !(r & IDE_DRDY)))
6 ; //輪詢直到裝置狀态不為busy
7 }
8
9 /**
10 * 開始執行IO請求
11 */
12 static void ide_start_request(struct buf *b) {
13 ide_wait_ready();
14 outb(0x3f6, 0); //向IDE磁盤控制寄存器寫入0，即開啟中斷
15 outb(0x1f2, 1); //向IDE磁盤指令寄存器的0x1f2位址寫入扇區數
16 outb(0x1f3, b->sector & 0xff); //向IDE磁盤指令寄存器的0x1f3位址寫入對應邏輯塊位址的低位元組
17 outb(0x1f4, (b->sector >> 8) & 0xff); //向IDE磁盤指令寄存器的0x1f3位址寫入對應邏輯塊位址的中位元組
18 outb(0x1f5, (b->sector >> 16) & 0xff); //向IDE磁盤指令寄存器的0x1f3位址寫入對應邏輯塊位址的高位元組
19 outb(0x1f6, 0xe0 | ((b->dev&1) << 4) | ((b->sector >> 24) & 0x0f)); //向IDE磁盤指令寄存器的0x1f6位址寫入驅動編号
20 if (b->flags & B_DIRTY) {
21 outb(0x1f7, IDE_CMD_WRITE); //如果是寫操作，向IDE磁盤指令寄存器的0x1f7位址寫入寫操作指令
22 outsl(0x1f0, b->data, 512/4); //向IDE磁盤指令寄存器的0x1f0位址寫入資料
23 } else {
24 outb(0x1f7, IDE_CMD_READ); //如果是讀操作，向IDE磁盤指令寄存器的0x1f7位址寫入讀操作指令
25 }
26 }
27
28 /**
29 * IDE磁盤讀寫
30 */
31 void ide_rw(struct buf *b) {
32 acquire(&ide_lock);
33 for (struct buf **pp = &ide_queue; *pp; pp = &(*pp)->qnext)
34 ; //周遊鍊式隊列，擷取隊尾元素
35 *pp = b; //将請求入隊
36 if (ide_queue == b)
37 ide_start_request(b); //如果隊列為空，直接執行請求
38 while ((b->flags & (B_VALID | B_DIRTY)) != B_VALID)
39 sleep(b, &ide_lock); //程序睡眠等待IO裝置執行完請求，會釋放鎖ide_lock
40 release(&ide_lock);
41 }
42
43 /**
44 * 中斷響應程式
45 */
46 void ide_intr() {
47 struct buf *b;
48 acquire(&ide_lock);
49 if (!(b->flags & B_DIRTY) && ide_wait_ready() >= 0)
50 insl(0x1f0, b->data, 512/4); //如果是讀請求，擷取資料到記憶體
51 b->flags != B_VALID;
52 b->flags &= ~B_DIRTY;
53 wakeup(b); //喚醒等待的主線程
54 if ((ide_queue = b->qnext) != 0)
55 ide_start_request(ide_queue); //如果隊列還有其他請求，則開始新的請求
56 release(&ide_lock);
57 } 這段代碼描述了作業系統通過中斷的方式向IDE磁盤發送I/O請求，通過3個主要函數來實作：
（1）第一個函數是ide_rw()：它會将一個請求加入隊列（如果前面還有請求未處理完成），或者直接将請求發送到磁盤（如果隊列為空，直接調用ide_start_request()函數），但不論哪種情況，調用程序進入睡眠狀态，等待請求處理完成。
（2）第二個函數是ide_start_request()：它使用outb等函數（這些函數封裝了PMIO的out指令），向I/O接口的指令寄存器寫入指令（見代碼注釋），如果是寫請求，還會向資料寄存器寫入資料。在發起請求之前，ide_start_request()會調用ide_wait_ready()，來確定驅動處于就緒狀态。
（3）第三個函數是ide_intr()：它是一個中斷響應處理程式，當IDE磁盤執行完I/O操作，會發出一個硬體中斷，ide_intr()會被調用。如果是寫操作，表示寫操作已經執行完畢；如果是讀操作，表示磁盤已經将内部資料送至I/O接口的資料寄存器，可以進行使用（即insl(0x1f0, b->data, 512/4)這行代碼，作業系統使用in指令讀取到記憶體去）。之後喚醒等待的程序，如果此時在隊列中還有别的未處理的請求，則調用ide_start_request()接着處理下一個I/O請求。
3.2.3.引入DMA
在标準互動流程和引入中斷流程中，資料在硬體中的移動都是通過CPU完成的，比如CPU從記憶體讀取資料到CPU寄存器，然後将CPU寄存器的資料寫入I/O裝置寄存器。但是對CPU來說，它的主要功能是使用内部的算數/邏輯單元（ALU）執行計算，而不是做一個資料搬運工，如果CPU參與大量資料的移動，就白白浪費了寶貴的時間和算力。為了讓CPU從資料移動的工作中解放出來，我們需要引入DMA機制。
DMA，全稱為direct memory access，直接記憶體通路。它是I/O裝置與主存之間由硬體組成的直接資料通路，用于高速I/O裝置與主存之間的成組資料（即資料塊）傳送。實作DMA機制的硬體叫做DMA控制器，一個典型的DMA控制器組成如下：
DMA控制器包含了多個裝置寄存器（如ADR、DBR），以及中斷控制邏輯、DMA控制邏輯、DMA接口連接配接線，這些構件的具體功能，有興趣的讀者可以閱讀《計算機組成與結構（清華大學出版社）》一書的“DMA輸入輸出方式”章節，此處不屬于本文讨論的範疇，略過不表。
引入了DMA機制之後，與I/O裝置的資料互動流程變為下圖所示：
（1）DMA預處理：在進行DMA資料傳送之前要用程式做一些必要的準備工作。先由CPU執行幾條IN/OUT指令，測試裝置狀态，向DMA控制器的裝置位址寄存器中送入I/O裝置位址并啟動I/O裝置，向主存位址寄存器中送入交換資料的主存起始位址，在資料字數寄存器中送入交換的資料個數。這些工作完成之後，CPU繼續執行原來的程式。
（2）DMA控制I/O裝置與主存之間的資料交換，并且在資料交換完畢或者出錯時，向CPU發出結束中斷請求或出錯中斷請求。
（3）CPU中斷程式進行後處理，若需繼續交換資料，則要對DMA控制器進行初始化；若不需要交換資料，則停止外設；若為出錯，則轉錯誤診斷及處理程式。
下圖仍然是與磁盤互動時各硬體執行程序任務的時間軸，可以看到，CPU将原本用于移動程序1的I/O資料的時間用于執行程序2，相應的，DMA代替了資料移動的工作：
3.2.4.總結與補充
如果根據CPU是否參與資料移動來劃分I/O類型，可以将I/O分為以下2種：
- PIO：即程式設計的I/O（programmed I/O），CPU參與資料移動，資料流向為"device <-> CPU register <-> memory"。
- DMA：CPU不參與資料移動，它隻要啟動I/O裝置并向DMA控制器發送資料傳輸相關資訊，就可以去執行其他任務，資料流向為"device <-> DMA <-> memory"。
最後，縱觀上文，我們隻使用PMIO來通路I/O裝置，以磁盤通路的C代碼為例，如何使用MMIO的方式向裝置寫入控制指令呢？Linux為我們封裝了一切，隻需要使I/O裝置通過MMIO來通路，然後使用Linux提供的MMIO函數即可，我們将在下面小節詳細讨論Linux是如何支援PMIO與MMIO的。
四、Linux的具體實作
不同架構的CPU通路I/O裝置的方式不盡相同，對Linux來說，它需要相容多種通路方式，并盡可能提供統一的抽象。
4.1.共享記憶體位址空間
PMIO的I/O位址空間獨立于記憶體位址空間，管理起來比較簡單，而MMIO需要I/O裝置和實體記憶體共享記憶體（的實體）位址空間，Linux必須精心管理記憶體以實作共享。我并不打算從頭開始講解Linux如何管理記憶體，而是在分頁和分段記憶體管理的基礎上進一步深入讨論。
4.1.1.劃分實體位址空間
以X86架構為例，32位CPU最大支援4G實體位址空間，該空間被劃分為若幹段：
- ZONE_DMA：範圍是0~16M，該段的記憶體頁專門供I/O裝置的DMA使用。之是以需要單獨管理DMA的實體頁，是因為DMA使用實體位址通路記憶體，不經過MMU，并且需要連續的緩沖區，是以為了能夠提供實體上連續的緩沖區，必須從實體位址空間專門劃分一段區域用于DMA。其中640K~1M這段位址空間被BIOS和VGA擴充卡所占據。
- ZONE_NORMAL：範圍是16M~896M，該區域的實體頁是核心能夠直接使用的。
- ZONE_HIGHMEM：範圍是896M~結束，該區域即為高端記憶體，核心不能直接使用。
可以看到，ZONE_DMA中640K~1M的區域以及ZONE_HIGHMEM中用于MMIO的區域，其被I/O裝置等占用。當CPU通路這兩個區域的實體位址時，北橋會自動将實體位址路由到相應的I/O裝置上，不會發送給實體記憶體，是以在此處的實體記憶體無法被通路，進而形成RAM空洞。
4.1.2.核心虛拟位址空間
虛拟位址空間中核心使用的部分與實體位址空間存在映射關系：
Linux使用分頁機制管理記憶體，核心想要通路實體位址空間的話，必須先建立映射關系，然後通過虛拟位址來通路。為了能夠通路所有的實體位址空間，就要将全部實體位址空間映射到1G的虛拟位址空間中，這顯然不可能，于是核心采用了分類的思想來解決這個問題：
（1）核心将0~896M的實體位址空間一對一映射到自己的虛拟位址空間中，這樣它便可以随時通路ZONE_DMA和ZONE_NORMAL裡的實體頁面，是以核心會将頻繁使用的資料，如kernel代碼、GDT、IDT、PGD、mem_map數組等放在ZONE_NORMAL裡。
（2）此時核心剩下的128M虛拟位址空間不足以完全映射所有ZONE_HIGHMEM，Linux采取了動态映射的方法，即按需的将ZONE_HIGHMEM裡的實體頁面映射到kernel space的最後128M虛拟位址空間裡，使用完之後釋放映射關系，以供其它實體頁面映射，雖然這樣存在效率的問題，但是核心畢竟可以正常的通路所有的實體位址空間了。128M虛拟位址空間主要由3部分組成，分别為vmalloc area、持久化核心映射區、臨時核心映射區，類似使用者資料、頁表(PT)等不常用資料放在ZONE_HIGHMEM裡，隻在要通路這些資料時才建立映射關系。
4.1.3.使用者虛拟位址空間
虛拟位址空間中使用者使用的部分與實體位址空間存在映射關系，下圖是實際情況中的一種映射關系：
可以看到，使用者虛拟位址空間是無法通路核心直接映射的0~896M這一塊實體位址，這與使用者态無法通路核心使用的記憶體保持了一緻。使用者虛拟位址空間的詳細布局如下，每個分段的功能不屬于本文所講内容範圍：
總的來說，核心态可以通路所有的實體位址空間，而使用者态隻能通路ZONE_HIGHMEM區域中的實體位址空間，并且其中被核心動态映射的部分無法通路，而且不能超過其虛拟位址空間中使用者區域大小。
4.2.抽象：I/O資源
為了統一管理PMIO和MMIO這兩種通路方式的I/O裝置，Linux提供了一個統一的抽象，叫做“I/O資源”，它是一個樹狀結構，每個結點記錄已配置設定位址的裝置資訊，包括裝置名稱、位址範圍、狀态/權限辨別、父節點/兄弟節點/孩子節點指針，并且PMIO和MMIO有各自獨立的I/O資源。I/O資源的結構體定義代碼如下：
1 struct resource {
2 resource_size_t start; //資源範圍的開始
3 resource_size_t end; //資源範圍的結束
4 const char *name; //資源擁有者的名字
5 unsigned long flags; //各種标志
6 struct resource *parent, *sibling, *child; //指向資源樹中父親，兄弟和孩子的指針
7 }; 此外，Linux為PMIO和MMIO提供了2個獨立的函數用于申請I/O資源，它們分别是request_region()、request_mem_region()，在使用I/O裝置前，必須先通過它們申請I/O資源。我們可以簡單看一下這兩個函數的部分代碼和注釋：
1 //可以看到，這兩個函數本質上都是宏定義，真正調用的是函數__request_region，但是傳入的第一個參數不同
2 #define request_region(start, n, name) __request_region(&ioport_resource, (start), (n), (name))
3 #define request_mem_region(start, n, name) __request_region(&iomem_resource, (start), (n), (name))
4
5 //ioport_resouce，是I/O資源resource結構體的一個變量
6 struct resource ioport_resource = {
7 .name = "PCI IO",
8 .start = 0x0000,
9 .end = IO_SPACE_LIMIT,
10 .flags = IORESOURCE_IO,
11 };
12
13 //iomem_resource，也是I/O資源resource結構體的一個變量
14 struct resource iomem_resource = {
15 .name = "PCI mem",
16 .start = 0UL,
17 .end = ~0UL,
18 .flags = IORESOURCE_MEM,
19 };
20
21 //__request_region方法，代碼略。該函數沒有做實際性的映射工作，隻是告訴核心要使用一塊記憶體位址，
22 //并聲明占有，核心會為其找到符合條件的一塊記憶體位址
23 struct resource * __request_region(struct resource *parent, unsigned long start, unsigned long n, const char *name) {
24 //......
25 } Linux在使用I/O裝置之前必須先申請I/O資源的做法，目的是告訴核心某個I/O裝置的驅動程式将使用此範圍的I/O位址，這将防止其他驅動程式對同一位址區域重複申請使用，該函數不進行任何類型的映射，它隻是一種純保留機制。
4.3.通路MMIO裝置
為了使用MMIO尋址方式來通路I/O裝置，第一步先調用request_mem_region()申請I/O資源，此時隻是完成了對該I/O裝置使用的聲明，在實體位址空間上完成了占用。接着調用ioremap()将I/O裝置的實體位址映射到作業系統核心虛拟位址空間，之後就可以通過Linux提供的函數通路這些I/O裝置接口了。通路完成後，釋放申請的位址映射以及I/O資源。
4.4.通路PMIO裝置
Linux實作了2種方式來通路PMIO的I/O裝置。
第一種方式比較好了解，就是直接使用IN/OUT指令，Linux為in、out、ins和outs彙編指令包裝了一系列輔助函數：
| 函數 | 說明 |
| inb()、inw()、inl() | 分别從I/O接口讀取1、2或4個連續位元組。字尾“b”、“w”、“l”分别代表一個位元組（8位）、一個字（16位）以及一個長整型（32位） |
| inb_p()、inw_p()、inl_p() | 分别從I/O接口讀取1、2或4個連續位元組，然後執行一條“啞元（dummy，即空指令）”指令使CPU暫停 |
| outb()、outw()、outl() | 分别向一個I/O接口寫入1、2或4個連續位元組 |
| outb_p()、outw_p()、outl_p() | 分别向一個I/O端口寫入1、2或4個連續位元組，然後執行一條“啞元”指令使CPU暫停 |
| insb()、insw()、insl() | 分别從I/O端口讀入以1、2或4個位元組為一組的連續位元組序列，位元組序列的長度由該函數的參數給出 |
| outsb()、outsw()、outsl() | 分别向I/O端口寫入以1、2或4個位元組為一組的連續位元組序列 |
使用這些輔助函數，I/O裝置通路流程如下：
第二種方式在第一種方式上增加了一層映射，目的是使用與MMIO相同的輔助函數來通路PMIO下的I/O裝置，流程如下：
可以看到，第二種方式的整體流程與MMIO非常相似，都是先調用request_region()申請I/O資源，然後調用ioport_map()這個函數，将其配置設定的位址映射到一個新的“記憶體位址”，接着可以使用Linux提供的包裝輔助函數來通路I/O裝置，通路完畢後，釋放映射與I/O資源。值得重點關注的是，ioport_map()函數到底做了什麼“記憶體映射”，是否同MMIO的ioremap()一樣？下面是ioremap的源碼：
1 void __iomem *ioport_map(unsigned long port, unsigned int nr) {
2 if (port > PIO_MASK)
3 return NULL;
4 return (void __iomem *) (unsigned long) (port + PIO_OFFSET);
5 } ioport_map僅僅是将I/O裝置接口的實體位址簡單加上PIO_OFFSET(64k)，這樣PMIO的64k位址空間就被映射到64k~128k之間，而ioremap()傳回的虛拟位址則肯定在3G之上。ioport_map所謂的映射到記憶體空間行為實際上是給開發人員制造的一個“假象”，它并沒有實際映射到核心虛拟位址，僅僅是為了讓使用者可以使用統一的輔助函數來通路I/O接口，這些輔助函數如下：
| unsigned int ioread8(void *addr) | 在I/O裝置的端口位址被映射到虛拟位址之後，盡管可以直接通過指針通路這些位址，但是還是建議使用Linux核心的提供的函數來通路I/O映射記憶體。此函數用于讀取指定I/O映射記憶體位址的連續8位 |
| unsigned int ioread16(void *addr) | 使用方式同ioread8，功能為讀取指定I/O映射記憶體位址的連續16位 |
| unsigned int ioread32(void *addr) | 使用方式同ioread8，功能為讀取指定I/O映射記憶體位址的連續32位 |
| void iowrite8(u8 value, void *addr) | 使用方式同ioread8，功能為向指定I/O映射記憶體位址寫入8位資料 |
| void iowrite16(u16 value, void *addr) | 使用方式同ioread8，功能為向指定I/O映射記憶體位址寫入16位資料 |
| void iowrite32(u32 value, void *addr) | 使用方式同ioread8，功能為向指定I/O映射記憶體位址寫入32位資料 |
最後來看一下ioread8的源碼，它内部對虛拟位址進行了判斷，以區分PMIO映射位址和MMIO映射位址，然後分别使用inb/outb和readb/writeb來讀寫，readb/writeb是普通的記憶體通路函數：
1 //ioread8源碼，調用一個宏指令
2 unsigned int fastcall ioread8(void __iomem *addr) {
3 IO_COND(addr, return inb(port), return readb(addr));
4 }
5
6 //宏指令IO_COND
7 #define VERIFY_PIO(port) BUG_ON((port & ~PIO_MASK) != PIO_OFFSET)
8 #define IO_COND(addr, is_pio, is_mmio) do {
9 unsigned long port = (unsigned long __force)addr;
10 if (port < PIO_RESERVED) {
11 VERIFY_PIO(port);
12 port &= PIO_MASK;
13 is_pio;
14 } else {
15 is_mmio;
16 }
17 } while (0)
18
19 //宏展開後的ioread8源碼
20 unsigned int fastcall ioread8(void __iomem *addr)
21 {
22 unsigned long port = (unsigned long __force)addr;
23 if( port < 0x40000UL ) {
24 BUG_ON( (port & ~PIO_MASK) != PIO_OFFSET );
25 port &= PIO_MASK;
26 return inb(port);
27 }else{
28 return readb(addr);
29 }
30 }