嵌入式Linux驱动开发（8）——内存映射 I/O - 别拿物理地址当指针用

嵌入式Linux驱动开发（8）------内存映射 I/O - 别拿物理地址当指针用

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上一章我们介绍了硬件的基本原理，知道了要控制 LED 需要读写哪些寄存器。如果你之前写过单片机程序（比如 STM32），可能会习惯性地写出这样的代码：

#define GPIO1_DR  (*(volatile u32*)0x0209C000)
*GPIO1_DR = 0;  // 点亮 LED

说实话，在裸机环境下这确实没问题。因为在裸机程序里，物理地址和虚拟地址是一一对应的（或者说根本没有虚拟地址的概念）。但在 Linux 这样的操作系统环境下，这行代码会让你收获一个非常漂亮的内核 panic。

我们得搞清楚为什么。首先，Linux 运行在虚拟地址空间里，CPU 访问内存前需要通过 MMU 把虚拟地址转换成物理地址。我们直接写一个物理地址 0x0209C000，在内核看来这可能指向任何地方------可能是某个内核数据结构，可能是用户空间内存，甚至可能是一个未映射的地址。其次，即使地址能对应上，我们也没有考虑缓存一致性问题。

所以我们需要一种机制，安全地把物理地址映射到内核虚拟地址空间，然后通过虚拟地址来访问寄存器。这个机制就是 ioremap()。

先别急着看代码，我们先搞清楚两个概念：MMIO（Memory-Mapped I/O）和 PMIO（Port-Mapped I/O）。这两种是 CPU 与外设交互的不同方式。PMIO 方式下，外设寄存器有独立的地址空间（称为 I/O 端口），需要用专门的指令（如 x86 的 in/out）来访问。而 MMIO 方式下，外设寄存器被映射到内存地址空间，可以像访问内存一样用普通的 load/store 指令访问。ARM 架构只支持 MMIO，没有独立的 I/O 端口空间，所以我们所有的寄存器访问都是通过内存映射来实现的。

现在我们来拆解 ioremap() 做了什么。它的功能可以概括为一句话：建立物理地址到虚拟地址的映射。但这个简单的功能背后，内核做了一系列复杂的工作。在 ARM 架构下，ioremap() 的调用链大致是这样的：ioremap() -> arch_ioremap_caller() -> __ioremap() -> get_vm_area() 分配虚拟地址空间 -> ioremap_page_range() 建立页表映射 -> ioremap_pte_range() 填充页表项。

内核首先需要在内核地址空间中找到一块连续的虚拟地址区域，这是通过 get_vm_area() 实现的，它会在 vmalloc 区域里找到合适的空间。找到虚拟地址空间后，内核需要建立页表项，把这块虚拟地址映射到我们指定的物理地址。这一步的核心工作是设置页表项的属性。对于设备寄存器映射，页表项会被设置为 MT_DEVICE 类型，这个类型有几个重要属性：非缓存、不可合并、强有序。非缓存意味着数据不会被 CPU 缓存，为什么？因为缓存可能延迟写回，而我们写寄存器时希望立即生效。更严重的是，如果 CPU 缓存了寄存器的读结果，下次再读时可能拿到的是旧值。不可合并意味着 CPU 不会把多次访问合并成一次，这对设备访问很重要，因为有些设备寄存器的读操作有副作用。强有序意味着访问严格按照程序顺序执行，不会被乱序执行优化打乱。页表修改完成后，需要刷新 TLB（Translation Lookaside Buffer，页表缓存），确保 CPU 使用新的映射关系。

iounmap() 是 ioremap() 的逆向操作，它负责清理映射关系。主要做的事情包括：查找对应的 vm_area 结构、清除页表映射、释放虚拟地址空间、刷新 TLB。这里有个常见的错误点，很多人知道要 ioremap()，但忘了在模块卸载时调用 iounmap()。长期积累下来会造成内核地址空间泄漏。虽然每次泄漏的空间不大（只有几页），但这是不合格的驱动代码应该避免的问题。

你可能会问，既然已经映射好了，为什么不直接用指针读写？为什么非要用 writel() 和 readl()？这就涉及到内存屏障的问题了。现代 CPU 和编译器都会进行各种优化，包括指令重排、缓存优化等。对于普通内存访问，这些优化是安全的，因为有缓存一致性协议保证。但对于设备寄存器访问，这些优化可能导致严重问题。

我们来看一个具体的场景：

*addr1 = value1;   // 写寄存器1：启动 DMA
*addr2 = value2;   // 写寄存器2：设置 DMA 地址

编译器或 CPU 可能会交换这两条指令的顺序。如果寄存器 2 的值必须在 DMA 启动前设置好，重排就会导致错误。编译器还可能会"优化"掉一些它认为没必要的访问。比如对于设备寄存器，有些写操作是有副作用的，不能被优化掉。writel() 和 readl() 就是用来解决这些问题的。

让我们看看 writel() 的实现（简化版）：

static inline void writel(u32 value, volatile void __iomem *addr)
{
    __io_bw();        // 写前屏障
    __raw_writel(value, addr);
    __io_aw();        // 写后屏障
}

__io_bw() 和 __io_aw() 就是内存屏障，它们做了两件事：阻止编译器优化，告诉编译器这条指令前后的内存访问不能乱序；阻止 CPU 乱序，在汇编层面插入屏障指令，确保 CPU 按顺序执行。在 ARM64 的实现中，这会插入 dmb（Data Memory Barrier）指令。writel() 和 readl() 还会处理端序转换，大多数外设使用小端序，而 ARM 架构可能是大端或小端，所以内部会调用 cpu_to_le32() 把 CPU 端序转换为小端序。

你可能注意到了，writel() 内部调用了 __raw_writel()。这个 "raw" 版本是什么？__raw_writel() 是不做任何屏障的原始写操作，它的 ARM 实现非常简洁：

static inline void __raw_writel(u32 val, volatile void __iomem *addr)
{
    asm volatile("str %1, %0"
                 : : "Qo" (*(volatile u32 __force *)addr), "r" (val));
}

就是一条 str 指令，把值写到内存地址。这里的 "Qo" 约束确保地址是正确对齐的，并且不使用写回寻址模式。一般我们不直接使用 __raw_writel()，除非我们清楚自己在做什么，并且有自己管理内存屏障的方案。

现在我们结合实际的 LED 驱动代码，看看怎么用的：

static void __iomem* IMX6U_CCM_CCGR1 = NULL;
static void __iomem* GPIO1_DR = NULL;

// 映射寄存器
IMX6U_CCM_CCGR1 = ioremap(kCCM_CCGR1_BASE, sizeof(u32));
GPIO1_DR = ioremap(kGPIO1_DR_BASE, sizeof(u32));

// 访问寄存器
u32 val = readl(IMX6U_CCM_CCGR1);  // 读
writel(val | 0b11 << 26, IMX6U_CCM_CCGR1);  // 写

// 清理映射
iounmap(IMX6U_CCM_CCGR1);
iounmap(GPIO1_DR);

这里有几个需要注意的点。实际工程中一定要检查 ioremap() 的返回值，如果映射失败（比如物理地址无效），它会返回 NULL，直接使用 NULL 指针会导致内核崩溃。ioremap() 的第二个参数是映射大小，建议按实际需要映射，虽然多映射一点不会造成功能问题，但会浪费内核虚拟地址空间。对于单个 32 位寄存器，映射 sizeof(u32) 或 4 字节就足够了。Linux 内核提供了多种寄存器访问函数，有 8 位的 readb/writeb、16 位的 readw/writew、32 位的 readl/writel、64 位的 readq/writeq。根据寄存器位宽选择对应函数，我们的 LED 寄存器都是 32 位的，所以用 readl() 和 writel()。

到这里，我们已经理解了内存映射 I/O 的完整机制。知道了为什么不能直接用指针访问物理地址，知道了 ioremap() 如何建立映射，知道了 writel()/readl() 如何保证访问顺序和正确性。下一章，我们会把这些知识应用到实际代码中，看看硬件抽象层是如何设计并实现的。

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