linux中ioremap与ioremap_cachable的区别（mips架构）

linux中ioremap与ioremap_cachable的区别（mips架构）

在arch/mips/include/asm/io.h
/*
 * ioremap     -   map bus memory into CPU space
 * @offset:    bus address of the memory
 * @size:      size of the resource to map
 *
 * ioremap performs a platform specific sequence of operations to
 * make bus memory CPU accessible via the readb/readw/readl/writeb/
 * writew/writel functions and the other mmio helpers. The returned
 * address is not guaranteed to be usable directly as a virtual
 * address.
 */
#define ioremap(offset, size)      \
 __ioremap_mode((offset), (size), _CACHE_UNCACHED)

/*
 * ioremap_cachable -   map bus memory into CPU space
 * @offset:         bus address of the memory
 * @size:           size of the resource to map
 *
 * ioremap_nocache performs a platform specific sequence of operations to
 * make bus memory CPU accessible via the readb/readw/readl/writeb/
 * writew/writel functions and the other mmio helpers. The returned
 * address is not guaranteed to be usable directly as a virtual
 * address.
 *
 * This version of ioremap ensures that the memory is marked cachable by
 * the CPU.  Also enables full write-combining.  Useful for some
 * memory-like regions on I/O busses.
 */
#define ioremap_cachable(offset, size)     \
 __ioremap_mode((offset), (size), _page_cachable_default)
#define ioremap_cached(offset, size) ioremap_cachable(offset, size)

static inline void __iomem * __ioremap_mode(phys_t offset, unsigned long size,
 unsigned long flags)
{
 void __iomem *addr = plat_ioremap(offset, size, flags);

 if (addr)
  return addr;

#define __IS_LOW512(addr) (!((phys_t)(addr) & (phys_t) ~0x1fffffffULL))

 if (cpu_has_64bit_addresses) {
  u64 base = UNCAC_BASE;

  /*
   * R10000 supports a 2 bit uncached attribute therefore
   * UNCAC_BASE may not equal IO_BASE.
   */
  if (flags == _CACHE_UNCACHED)
   base = (u64) IO_BASE;
  return (void __iomem *) (unsigned long) (base + offset);
 } else if (__builtin_constant_p(offset) &&
     __builtin_constant_p(size) && __builtin_constant_p(flags)) {
  phys_t phys_addr, last_addr;

  phys_addr = fixup_bigphys_addr(offset, size);

  /* Don't allow wraparound or zero size. */
  last_addr = phys_addr + size - 1;
  if (!size || last_addr < phys_addr)
   return NULL;

  /*
   * Map uncached objects in the low 512MB of address
   * space using KSEG1.
   */
  if (__IS_LOW512(phys_addr) && __IS_LOW512(last_addr) &&
      flags == _CACHE_UNCACHED)
   return (void __iomem *)
    (unsigned long)CKSEG1ADDR(phys_addr);
 }

 return __ioremap(offset, size, flags);

#undef __IS_LOW512
}

其中__builtin_constant_p(x)作用是用来确定一个值在编译时是否为常量（use to determine whether a value is a constant at compile-time）。
如果x在编译的时候就能获得常值，则为TRUE;如果是变量则为FALSE

在arch/mips/mm/ioremap.c中：
/*
 * Remap an arbitrary physical address space into the kernel virtual
 * address space. Needed when the kernel wants to access high addresses
 * directly.
 *
 * NOTE! We need to allow non-page-aligned mappings too: we will obviously
 * have to convert them into an offset in a page-aligned mapping, but the
 * caller shouldn't need to know that small detail.
 */
void __iomem * __ioremap(phys_t phys_addr, phys_t size, unsigned long flags)
{
...
}
下面这段文字转自http://blog.csdn.net/bing_bing/article/details/5774294

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.

－－－－－－－－
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。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

－－－－－－－
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。

 

 

http://bbs.chinaunix.net/thread-3554853-1-1.html

什么情况用cacheable，什么情况下必须non-cacheable？ CPU能帮你维护好 RAM的一致性， 也就是CPU或DMA该RAM时另一个会知道并做出相应动作，那就用cachable，因为性能好。 CPU和DMA各管各的，那就non-cachable，因为省得折腾。

 

for x86应该是cachable的， 因为体系结构已经保证了一致性

 

我觉得这里并不是一致性的问题。ioremap的memory是按指令顺序直接写到device上的。
如果是cacheable的话，假设我们
write reg1
write reg2
如果是cacheable的话，值就会被cache在cpu cache里，这两个值写到memeory的顺序就是不定的。
cache一致性只是保证cache和memory里的值的一致性，x86上由硬件保证。假如cache里的值是新的，memory里的是旧的。那么另外一个cpu，或者device想access这块memory的值，那么cache一致性就保证他们会独到最新的值。