ioremap函数原理

void * __ioremap(unsigned long phys_addr, unsigned long size, unsigned long flags) 
入口： phys_addr：要映射的起始的IO地址； 

size：要映射的空间的大小； 

flags：要映射的IO空间的和权限有关的标志； 

功能： 将一个IO地址空间映射到内核的虚拟地址空间上去，便于访问； 

实现：对要映射的IO地址空间进行判断，低PCI/ISA地址不需要重新映射，也不允许用户将IO地址空间映射到正在使用的RAM中，最后申请一 个 vm_area_struct结构，调用remap_area_pages填写页表，若填写过程不成功则释放申请的vm_area_struct空 间；

意义：
比如isa设备和pci设备，或者是fb，硬件的跳线或者是物理连接方式决定了硬件上的内存影射到的cpu物理地址。 
在内核访问这些地址必须分配给这段内存以虚拟地址,这正是__ioremap的意义所在 ,需要注意的是,物理内存已经"存在"了,无需alloc page给这段地址了. 

文件中的注释也是比较详尽的,并且只   暴露 了__ioremap,iounmap两个函数供其他模 
块调用,函数remap_area_pte,remap_area_pmd,remap_area_pages只为__ioremap所用.

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为了使软件访问I/O内存,必须为设备分配虚拟地址.这就是ioremap的工作.这个函数专门用来为I/O内存区域分配虚拟地址(空间).对于直接映射的I/O地址ioremap不做任何事情(uClinux中是这么实现的??) 
有了ioremap(和iounmap),设备就可以访问任何I/O内存空间,不论它是否直接映射到虚拟地址空间.但是,这些地址永远不能直接使用(指物理地址),而要用readb这种函数.

根据计算机平台和所使用总线的不同，I/O 内存可能是，也可能不是通过页表访问的，通过页表访问的是统一编址（PowerPC），否则是独立编址(Intel)。如果访问是经由页表进行的，内核必 须首先安排物理地址使其对设备驱动 程序可见（这通常意味着在进行任何 I/O 之前必须先调用 ioremap）。如果访问无需页表，那么 I/O 内存区域就很象 I/O 端口，可以使 用适当形式的函数读写它们。 

不管访问 I/O 内存时是否需要调用 ioremap，都不鼓励直接使用指向 I/O 内存的指针。尽管（在“I/O 端口和 I/O 内存” 介绍过）I/O 内存在硬件一级是象普通 RAM 一样寻址的，但在“I/O 寄存器和常规内存”中描述过的那些需要额外小心的情况中已经建议不要使用普 通指针。相反，使用“包装的”函数访问 I/O 内存，一方面在所有平台上都是安全的，另一方面，在可以直接对指针指向的内存区域执行操作的时候，该函数 是经过优化的

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自己原以为当给显卡上的存储空间分配了总线地址A以后,它所对应的虚拟空间就随之确定了.也就是A+3G.可是事实上,在ioremap.c文件里面的实 现并不是这样的.所用的函数是 __ioremap(unsigned long phys_addr, unsigned long size, unsigned
long flags)实现的时候是为从phys_addr开始的size大小的物理地址分配一块虚拟地址.注意这里是分配,而不是指定.我所认为的分配应该是指定即根据phys_addr得到其所对应的虚拟地址是phys_addr+3G.
本人认为一合理的解释是这样的:系统虚拟空间中映射的非IO卡上的地址空间满足3G差关系,而IO卡上的
存储空间就不满足了.欢迎讨论

在X86体系下的，CPU的物理地址和PCI总线地址共用一个空间。 linux内核将3G-4G的虚拟地址固定映射到了物理地址的0－1G的地方。但是如果外围设备上的地址高于1G，例如某块PCI卡分配到了一个高于1G 的地址，就需要调用ioremap来重新建立该物理地址（总线地址）和虚拟地址之间的映射。这个映射过程是这样的：在ioremap.c文件的__ioremap函数中 首先对将来映射的物理地址进行检查，也就是不能重新映射640K-1M地址（由于历史的原因，物理地址640k到1M空间被保留给了显卡）,普通的ram 地也不能重新被映射。之后调用get_vm_area获得可用的虚拟地址，然后根这虚拟地址和欲映射的物理地址修改页表，之后内核就可以用这个虚拟地址来 访问映射的物理地址了。

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