本文假設你已經具備一些計算機的基本知識，包括但不限於：
- Linux系統運行基礎知識，如用戶態、內核態。
- Linux內存管理相關知識，如虛擬地址、物理地址、頁表。
- 匯編語言。
- C語言。
參考書籍和博客列表如下：
- 《深入理解計算機系統》
- 《操作系統導論》
- 《計算機組成與結構（清華大學出版社）》
- 《新一代匯編語言程序設計（高等教育出版社）》
- 博客：設備I/O模型（鏈接：https://github.com/zhangjaycee/real_tech/wiki/distri_018）
- 博客：Linux系統對IO端口和IO內存的管理（鏈接：https://blog.csdn.net/iteye_21199/article/details/82248794）
- 博客：淺談內存映射I/O（MMIO）與端口映射I/O（PMIO）的區別（鏈接：https://www.cnblogs.com/idorax/p/7691334.html）
- 博客：PCI設備的地址空間（鏈接：https://www.cnblogs.com/zszmhd/archive/2012/05/08/2490105.html）
- 博客：PCIE的內存地址空間、I/O地址空間和配置地址空間（鏈接：https://www.cnblogs.com/yangxingsha/p/11551472.html）
- 博客：Linux內存尋址和內存管理（鏈接：https://www.cnblogs.com/zszmhd/archive/2012/08/29/2661461.html）
- StackOverflow：What does request_mem_region() actually do and when it is needed?（鏈接：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（鏈接：https://stackoverflow.com/questions/3851677/what-is-the-difference-between-dma-and-memory-mapped-io）
- 文檔：INS/INSB/INSW/INSD-從端口輸入到字符串（鏈接：http://www.hgy413.com/hgydocs/IA32/instruct32_hh/vc139.htm）
- 博客：cpu指令如何讀寫硬盤（鏈接：https://blog.csdn.net/farmwang/article/details/49999879）
一、I/O體系結構
下圖是計算機中I/O體系的分層結構圖，其中操作系統又分為了文件系統、通用塊層、設備驅動程序三個層次，分層設計的目的是將具體實現對用戶進行屏蔽，方便上層用戶使用以及下層擴展新類型的硬件I/O設備。
二、I/O設備與總線
本節我們學習I/O分層中的最底層，即與I/O設備相關的硬件知識。
2.1.標准I/O設備
標准I/O設備，指的是I/O設備的模型規范。一般來說，任何一個真實的I/O設備（例如HDD，即磁盤驅動器）都是基於此標准I/O設備模型進行設計的：
一個標准的I/O設備分為兩部分，分別是硬件接口和內部結構：
（1）硬件接口：硬件接口本質就是I/O設備提供的各式寄存器，系統軟件通過與這些寄存器進行交互，達到控制I/O設備的目的。
（2）內部結構：實現硬件接口提供的功能，不同的I/O設備具有不同功能，因此它們的內部實現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信息的公共通信干線，傳送的信息包括了數據、數據地址和控制信號。下面的圖片引用自《深入理解計算機原理》，它形象的描述了CPU、內存、I/O設備之間如何通過總線相連：
可以看到，不同的I/O設備（如鍵盤、鼠標、磁盤等）需要通過相應的接口電路與總線相連接，這些接口電路由“控制器”或“適配器”提供（后面統稱為“設備控制器”）。不同的設備控制器能夠支持不同的接口協議，下圖引用自《操作系統導論》，它描述了幾種常見的接口協議的I/O設備能夠接入I/O總線這個事實：
值得一提的是，根據接口協議的性能區別，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設備通過常規的I/O總線連接到系統，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設備則通過外圍總線（peripheral bus）連接到系統，比如使用SCSI、SATA或者USB等協議的I/O設備。
三、與I/O設備交互
本節我們站在I/O分層中軟件與硬件的邊界，去學習現代計算機如何與I/O設備交互。
3.1.訪問I/O設備
主機對I/O設備進行訪問的目標是I/O設備的寄存器或者內存。常見的I/O設備都只提供寄存器供主機訪問，對於低速外設這樣的模式是足夠的，但是對於需要大量、高速數據交互的外設（如顯卡、網卡），就需要主機能夠直接訪問外設的內存了。
現代計算機提供了兩種方式來訪問I/O設備，它們分別是PMIO和MMIO：
- PMIO：端口映射I/O（Port-mapped I/O）。將I/O設備獨立看待，並使用CPU提供的專用I/O指令（如X86架構的in和out）訪問。
- MMIO：內存映射I/O（Memory-mapped I/O）。將I/O設備看作內存的一部分，不使用單獨的I/O指令，而是使用內存讀寫指令訪問。
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於I/O設備“注冊”的地址空間，該地址空間被稱為I/O地址空間，最大尋址范圍為64K，如下圖所示：
為了使I/O地址空間與內存地址空間隔離，要么在CPU物理接口上增加一個I/O引腳，要么增加一條專用的I/O總線。因此，並不是所有的平台都支持PMIO，常見的ARM平台就不支持PMIO。支持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個字節（outb, outw, outl）從內存到I/O接口上。
由於I/O地址空間比較小，因此I/O設備一般只在其中“注冊”自己的寄存器，之后系統可以通過PMIO對它們進行訪問。
3.1.2.MMIO
在MMIO中，物理內存和I/O設備共享內存地址空間（注意，這里的內存地址空間實際指的是內存的物理地址空間），如下圖所示：
當CPU訪問某個虛擬內存地址時，該虛擬地址首先轉換為一個物理地址，對該物理地址的訪問，會通過南北橋（現在被合並為I/O橋）的路由機制被定向到物理內存或者I/O設備上。因此，用於訪問內存的CPU指令也可用於訪問I/O設備，並且在內存（的物理）地址空間上，需要給I/O設備預留一個地址區域，該地址區域不能給物理內存使用。
MMIO是應用得最為廣泛的一種I/O方式，由於內存地址空間遠大於I/O地址空間，I/O設備可以在內存地址空間上暴露自己的內存或者寄存器，以供主機進行訪問。
3.1.3.PCI設備
PCI及其衍生的接口（如PCIE）主要服務於高速I/O設備（如顯卡或網卡），使用PCI接口的設備又被稱為PCI設備。與慢速I/O設備不同，計算機既需要訪問它們的寄存器，也需要訪問它們的內存。
每個PCI設備都有一個配置空間（實際就是設備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中記錄了設備所需要的地址空間類型、基址以及其他屬性，格式如下：
可以看到，PCI設備能夠申請兩類地址空間，即內存地址空間和I/O地址空間，它們用BAR的最后一位區別開來。因此，PCI設備可以通過PMIO和MMIO將自己的I/O存儲器（Registers/RAM/ROM）暴露給CPU（通常寄存器使用PMIO，而內存使用MMIO的方式暴露）。
配置空間中的每個BAR可以映射一個地址空間，因此每個PCI設備最多能映射6段地址空間，但實際上很多設備用不了這么多。PCI配置空間的初始值是由廠商預設在設備中的，也就是說，設備需要哪些地址空間都是其自己定的，這可能會造成不同的PCI設備所映射的地址空間沖突，因此在PCI設備枚舉（也叫總線枚舉，由BIOS或者OS在啟動時完成）的過程中，會重新為其分配地址空間，然后寫入PCI配置空間中。
在PCI總線之前的ISA總線是使用跳線帽來分配外設的物理地址，每插入一個新設備都要改變跳線帽以分配物理地址，這是十分麻煩且易錯的，但這樣的方式似乎我們更容易理解。能夠分配自己總線上掛載設備的物理地址這也是PCI總線相較於I2C、SPI等低速總線一個最大的特色。
3.2.數據交互流程
使用I/O設備的目的是為了交互數據，不管是網卡、磁盤，亦或是鍵盤，總歸要將數據進行輸入輸出。本小節以循序漸進的方式講解主機與I/O設備的交互流程（或者稱為“協議”），在其中我們可以看到PMIO的實際使用以及理解PIO、DMA的概念。
3.2.1.標准交互流程
一般來說，主機與I/O設備要進行數據交互，會經過這樣一個過程：
（1）CPU通過I/O設備的硬件接口（以下簡稱I/O接口）獲取設備狀態（即狀態寄存器的值），只有“就緒”狀態的設備才能進行數據傳輸。
（2）CPU通過I/O接口下達交互指令：如果是讀數據，則向I/O接口的命令寄存器輸入要獲取的數據在I/O設備的內部位置以及讀設備指令；如果是寫數據，則向I/O接口的命令寄存器輸入要存放的數據在I/O設備的內部位置、寫設備指令，以及向數據寄存器寫入數據。
（3）I/O設備內部根據I/O接口中寄存器的值，開始執行數據傳輸工作。
（4）CPU在I/O設備完成工作后，執行其他操作，完成數據傳送。
標准交互流程實現起來比較簡單，但是難免會有一些低效和不方便。第一個問題就是輪詢過程比較低效，在等待設備是否滿足某種狀態時浪費大量CPU時間（下圖描述的就是磁盤在執行數據傳輸過程中，CPU不能執行其他任務，只能等待傳輸完成），如果此時操作系統可以切換執行下一個就緒進程，就可以大大提高CPU的利用率。
3.2.2.引入中斷
為了解決標准交互流程中CPU輪詢低效的問題，我們需要引入中斷來實現計算與I/O重疊。有了中斷機制，CPU向設備發出I/O請求后，就可以讓對應進程進入睡眠等待，從而切換執行其他進程。當設備完成I/O請求后，它會拋出一個硬件中斷，引發CPU跳轉執行操作系統預先定義好的中斷處理程序，中斷處理程序會掛起正在執行的進程，同時喚醒等待I/O的進程並繼續執行。如下圖所示，在磁盤執行進程1的I/O過程中，CPU同時執行進程2，並且在I/O請求執行完畢后，回過頭來再次執行進程1：
為了深入理解，我們引入一段《操作系統導論》中的代碼：
1 /** 2 * 等待設備就緒 3 */ 4 static int ide_wait_ready() { 5 while (((int r = inb(0x1f7)) & IDE_BSY) || !(r & IDE_DRDY))) 6 ; //輪詢直到設備狀態不為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磁盤命令寄存器的0x1f2地址寫入扇區數 16 outb(0x1f3, b->sector & 0xff); //向IDE磁盤命令寄存器的0x1f3地址寫入對應邏輯塊地址的低字節 17 outb(0x1f4, (b->sector >> 8) & 0xff); //向IDE磁盤命令寄存器的0x1f3地址寫入對應邏輯塊地址的中字節 18 outb(0x1f5, (b->sector >> 16) & 0xff); //向IDE磁盤命令寄存器的0x1f3地址寫入對應邏輯塊地址的高字節 19 outb(0x1f6, 0xe0 | ((b->dev&1) << 4) | ((b->sector >> 24) & 0x0f)); //向IDE磁盤命令寄存器的0x1f6地址寫入驅動編號 20 if (b->flags & B_DIRTY) { 21 outb(0x1f7, IDE_CMD_WRITE); //如果是寫操作，向IDE磁盤命令寄存器的0x1f7地址寫入寫操作命令 22 outsl(0x1f0, b->data, 512/4); //向IDE磁盤命令寄存器的0x1f0地址寫入數據 23 } else { 24 outb(0x1f7, IDE_CMD_READ); //如果是讀操作，向IDE磁盤命令寄存器的0x1f7地址寫入讀操作命令 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 ; //遍歷鏈式隊列，獲取隊尾元素 35 *pp = b; //將請求入隊 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); //進程睡眠等待IO設備執行完請求，會釋放鎖ide_lock 40 release(&ide_lock); 41 } 42 43 /** 44 * 中斷響應程序 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，獲取數據到內存 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 }
這段代碼描述了操作系統通過中斷的方式向IDE磁盤發送I/O請求，通過3個主要函數來實現：
（1）第一個函數是ide_rw()：它會將一個請求加入隊列（如果前面還有請求未處理完成），或者直接將請求發送到磁盤（如果隊列為空，直接調用ide_start_request()函數），但不論哪種情況，調用進程進入睡眠狀態，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接口的命令寄存器寫入指令（見代碼注釋），如果是寫請求，還會向數據寄存器寫入數據。在發起請求之前，ide_start_request()會調用ide_wait_ready()，來確保驅動處於就緒狀態。
（3）第三個函數是ide_intr()：它是一個中斷響應處理程序，當IDE磁盤執行完I/O操作，會發出一個硬件中斷，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，表示磁盤已經將內部數據送至I/O接口的數據寄存器，可以進行使用（即insl(0x1f0, b->data, 512/4)這行代碼，操作系統使用in命令讀取到內存去）。之后喚醒等待的進程，如果此時在隊列中還有別的未處理的請求，則調用ide_start_request()接着處理下一個I/O請求。
3.2.3.引入DMA
在標准交互流程和引入中斷流程中，數據在硬件中的移動都是通過CPU完成的，比如CPU從內存讀取數據到CPU寄存器，然后將CPU寄存器的數據寫入I/O設備寄存器。但是對CPU來說，它的主要功能是使用內部的算數/邏輯單元（ALU）執行計算，而不是做一個數據搬運工，如果CPU參與大量數據的移動，就白白浪費了寶貴的時間和算力。為了讓CPU從數據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，直接內存訪問。它是I/O設備與主存之間由硬件組成的直接數據通路，用於高速I/O設備與主存之間的成組數據（即數據塊）傳送。實現DMA機制的硬件叫做DMA控制器，一個典型的DMA控制器組成如下：
DMA控制器包含了多個設備寄存器（如ADR、DBR），以及中斷控制邏輯、DMA控制邏輯、DMA接口連接線，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，此處不屬於本文討論的范疇，略過不表。
引入了DMA機制之后，與I/O設備的數據交互流程變為下圖所示：
（1）DMA預處理：在進行DMA數據傳送之前要用程序做一些必要的准備工作。先由CPU執行幾條IN/OUT指令，測試設備狀態，向DMA控制器的設備地址寄存器中送入I/O設備地址並啟動I/O設備，向主存地址寄存器中送入交換數據的主存起始地址，在數據字數寄存器中送入交換的數據個數。這些工作完成之后，CPU繼續執行原來的程序。
（2）DMA控制I/O設備與主存之間的數據交換，並且在數據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中斷程序進行后處理，若需繼續交換數據，則要對DMA控制器進行初始化；若不需要交換數據，則停止外設；若為出錯，則轉錯誤診斷及處理程序。
下圖仍然是與磁盤交互時各硬件執行進程任務的時間軸，可以看到，CPU將原本用於移動進程1的I/O數據的時間用於執行進程2，相應的，DMA代替了數據移動的工作：
3.2.4.總結與補充
如果根據CPU是否參與數據移動來划分I/O類型，可以將I/O分為以下2種：
- PIO：即編程的I/O（programmed I/O），CPU參與數據移動，數據流向為"device <-> CPU register <-> memory"。
- DMA：CPU不參與數據移動，它只要啟動I/O設備並向DMA控制器發送數據傳輸相關信息，就可以去執行其他任務，數據流向為"device <-> DMA <-> memory"。
最后，縱觀上文，我們只使用PMIO來訪問I/O設備，以磁盤訪問的C代碼為例，如何使用MMIO的方式向設備寫入控制指令呢？Linux為我們封裝了一切，只需要使I/O設備通過MMIO來訪問，然后使用Linux提供的MMIO函數即可，我們將在下面小節詳細討論Linux是如何支持PMIO與MMIO的。
四、Linux的具體實現
不同架構的CPU訪問I/O設備的方式不盡相同，對Linux來說，它需要兼容多種訪問方式，並盡可能提供統一的抽象。
4.1.共享內存地址空間
PMIO的I/O地址空間獨立於內存地址空間，管理起來比較簡單，而MMIO需要I/O設備和物理內存共享內存（的物理）地址空間，Linux必須精心管理內存以實現共享。我並不打算從頭開始講解Linux如何管理內存，而是在分頁和分段內存管理的基礎上進一步深入討論。
4.1.1.划分物理地址空間
以X86架構為例，32位CPU最大支持4G物理地址空間，該空間被划分為若干段：
- ZONE_DMA：范圍是0~16M，該段的內存頁專門供I/O設備的DMA使用。之所以需要單獨管理DMA的物理頁，是因為DMA使用物理地址訪問內存，不經過MMU，並且需要連續的緩沖區，所以為了能夠提供物理上連續的緩沖區，必須從物理地址空間專門划分一段區域用於DMA。其中640K~1M這段地址空間被BIOS和VGA適配器所占據。
- ZONE_NORMAL：范圍是16M~896M，該區域的物理頁是內核能夠直接使用的。
- ZONE_HIGHMEM：范圍是896M~結束，該區域即為高端內存，內核不能直接使用。
可以看到，ZONE_DMA中640K~1M的區域以及ZONE_HIGHMEM中用於MMIO的區域，其被I/O設備等占用。當CPU訪問這兩個區域的物理地址時，北橋會自動將物理地址路由到相應的I/O設備上，不會發送給物理內存，因此在此處的物理內存無法被訪問，從而形成RAM空洞。
4.1.2.內核虛擬地址空間
虛擬地址空間中內核使用的部分與物理地址空間存在映射關系：
Linux使用分頁機制管理內存，內核想要訪問物理地址空間的話，必須先建立映射關系，然后通過虛擬地址來訪問。為了能夠訪問所有的物理地址空間，就要將全部物理地址空間映射到1G的虛擬地址空間中，這顯然不可能，於是內核采用了分類的思想來解決這個問題：
（1）內核將0~896M的物理地址空間一對一映射到自己的虛擬地址空間中，這樣它便可以隨時訪問ZONE_DMA和ZONE_NORMAL里的物理頁面，所以內核會將頻繁使用的數據，如kernel代碼、GDT、IDT、PGD、mem_map數組等放在ZONE_NORMAL里。
（2）此時內核剩下的128M虛擬地址空間不足以完全映射所有ZONE_HIGHMEM，Linux采取了動態映射的方法，即按需的將ZONE_HIGHMEM里的物理頁面映射到kernel space的最后128M虛擬地址空間里，使用完之后釋放映射關系，以供其它物理頁面映射，雖然這樣存在效率的問題，但是內核畢竟可以正常的訪問所有的物理地址空間了。128M虛擬地址空間主要由3部分組成，分別為vmalloc area、持久化內核映射區、臨時內核映射區，類似用戶數據、頁表(PT)等不常用數據放在ZONE_HIGHMEM里，只在要訪問這些數據時才建立映射關系。
4.1.3.用戶虛擬地址空間
虛擬地址空間中用戶使用的部分與物理地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，用戶虛擬地址空間是無法訪問內核直接映射的0~896M這一塊物理地址，這與用戶態無法訪問內核使用的內存保持了一致。用戶虛擬地址空間的詳細布局如下，每個分段的功能不屬於本文所講內容范圍：
總的來說，內核態可以訪問所有的物理地址空間，而用戶態只能訪問ZONE_HIGHMEM區域中的物理地址空間，並且其中被內核動態映射的部分無法訪問，而且不能超過其虛擬地址空間中用戶區域大小。
4.2.抽象：I/O資源
為了統一管理PMIO和MMIO這兩種訪問方式的I/O設備，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，每個結點記錄已分配地址的設備信息，包括設備名稱、地址范圍、狀態/權限標識、父節點/兄弟節點/孩子節點指針，並且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; //資源范圍的開始 3 resource_size_t end; //資源范圍的結束 4 const char *name; //資源擁有者的名字 5 unsigned long flags; //各種標志 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個獨立的函數用於申請I/O資源，它們分別是request_region()、request_mem_region()，在使用I/O設備前，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，只是告訴內核要使用一塊內存地址， 22 //並聲明占有，內核會為其找到符合條件的一塊內存地址 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設備之前必須先申請I/O資源的做法，目的是告訴內核某個I/O設備的驅動程序將使用此范圍的I/O地址，這將防止其他驅動程序對同一地址區域重復申請使用，該函數不進行任何類型的映射，它只是一種純保留機制。
4.3.訪問MMIO設備
為了使用MMIO尋址方式來訪問I/O設備，第一步先調用request_mem_region()申請I/O資源，此時只是完成了對該I/O設備使用的聲明，在物理地址空間上完成了占用。接着調用ioremap()將I/O設備的物理地址映射到操作系統內核虛擬地址空間，之后就可以通過Linux提供的函數訪問這些I/O設備接口了。訪問完成后，釋放申請的地址映射以及I/O資源。
4.4.訪問PMIO設備
Linux實現了2種方式來訪問PMIO的I/O設備。
第一種方式比較好理解，就是直接使用IN/OUT指令，Linux為in、out、ins和outs匯編指令包裝了一系列輔助函數：
| 函數 | 說明 |
| inb()、inw()、inl() | 分別從I/O接口讀取1、2或4個連續字節。后綴“b”、“w”、“l”分別代表一個字節（8位）、一個字（16位）以及一個長整型（32位） |
| inb_p()、inw_p()、inl_p() | 分別從I/O接口讀取1、2或4個連續字節，然后執行一條“啞元（dummy，即空指令）”指令使CPU暫停 |
| outb()、outw()、outl() | 分別向一個I/O接口寫入1、2或4個連續字節 |
| outb_p()、outw_p()、outl_p() | 分別向一個I/O端口寫入1、2或4個連續字節，然后執行一條“啞元”指令使CPU暫停 |
| insb()、insw()、insl() | 分別從I/O端口讀入以1、2或4個字節為一組的連續字節序列，字節序列的長度由該函數的參數給出 |
| outsb()、outsw()、outsl() | 分別向I/O端口寫入以1、2或4個字節為一組的連續字節序列 |
使用這些輔助函數，I/O設備訪問流程如下：
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相同的輔助函數來訪問PMIO下的I/O設備，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，然后調用ioport_map()這個函數，將其分配的地址映射到一個新的“內存地址”，接着可以使用Linux提供的包裝輔助函數來訪問I/O設備，訪問完畢后，釋放映射與I/O資源。值得重點關注的是，ioport_map()函數到底做了什么“內存映射”，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僅僅是將I/O設備接口的物理地址簡單加上PIO_OFFSET(64k)，這樣PMIO的64k地址空間就被映射到64k~128k之間，而ioremap()返回的虛擬地址則肯定在3G之上。ioport_map所謂的映射到內存空間行為實際上是給開發人員制造的一個“假象”，它並沒有實際映射到內核虛擬地址，僅僅是為了讓用戶可以使用統一的輔助函數來訪問I/O接口，這些輔助函數如下：
| 函數 | 說明 |
| unsigned int ioread8(void *addr) | 在I/O設備的端口地址被映射到虛擬地址之后，盡管可以直接通過指針訪問這些地址，但是還是建議使用Linux內核的提供的函數來訪問I/O映射內存。此函數用於讀取指定I/O映射內存地址的連續8位 |
| unsigned int ioread16(void *addr) | 使用方式同ioread8，功能為讀取指定I/O映射內存地址的連續16位 |
| unsigned int ioread32(void *addr) | 使用方式同ioread8，功能為讀取指定I/O映射內存地址的連續32位 |
| void iowrite8(u8 value, void *addr) | 使用方式同ioread8，功能為向指定I/O映射內存地址寫入8位數據 |
| void iowrite16(u16 value, void *addr) | 使用方式同ioread8，功能為向指定I/O映射內存地址寫入16位數據 |
| void iowrite32(u32 value, void *addr) | 使用方式同ioread8，功能為向指定I/O映射內存地址寫入32位數據 |
最后來看一下ioread8的源碼，它內部對虛擬地址進行了判斷，以區分PMIO映射地址和MMIO映射地址，然后分別使用inb/outb和readb/writeb來讀寫，readb/writeb是普通的內存訪問函數：
1 //ioread8源碼，調用一個宏命令 2 unsigned int fastcall ioread8(void __iomem *addr) { 3 IO_COND(addr, return inb(port), return readb(addr)); 4 } 5 6 //宏命令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 //宏展開后的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 }