linux中request_region()函数的分析  
struct resource ioport_resource = {
.name = "PCI IO",
.start = 0,
.end = IO_SPACE_LIMIT, //IO_SPACE_LIMIT = 0xffffffff
.flags = IORESOURCE_IO,
};

request_region(iobase, 2, dev->name)
      __request_region(&ioport_resource, (start), (n), (name), 0)
              struct resource *res = kzalloc(sizeof(*res), GFP_KERNEL);
              res->name = name;
              res->start = start;
              res->end = start + n - 1;
              res->flags = IORESOURCE_BUSY;
               res->flags |= flags;                 //以上是将资源的信息记录在res中
               write_lock(&resource_lock); //关于这个锁详见注释1
              conflict = __request_resource(parent, res); //请求资源，返回值为0表示请求成功，详见注释2
如果申请成功的话，就保留res空间，因为这是已经形成了注释2里面的链表了。如果申请失败的话，回进行如下处理：
判断返回值是否是 parent，是parent则表示是资源本身就有问题。如果没有问题的话，判断与本次申请相冲突的资源是否真的处于繁忙状态，如果不是真的繁忙，就会重新申请，否则向下执行。
如果资源真的繁忙的话，会判断该资源是否是多路复用的，如果是的话，就会将当前进程挂起，调度其他进程来执行！当本进程重新被调度时，又会循环去判断是否可以获得资源。所以如果资源可以多路复用，得不到该资源就不会返回。如果该资源不可多路复用，则立即会释放空间，返回NULL！

注释1：
read_lock()和write_lock()
锁变量的初值为 RW_LOCK_UNLOCKED(0x01000000) ，锁变量为 正时为未锁状态 ， 反之为上锁状态。  
read_lock()对锁变量减1，如果结果为负，则说明已被某个write_lock()上锁。然后read_lock()对锁变量加1，释 放read_lock状态，接着等待锁变量的值变为1；一旦锁变量变为1，read_lock()再次对锁变量减1 ，如果非负则成功，否则重复上述过程。 
write_lock()对锁变量减0x01000000，如果结果非零，则说明已被write_lock()或read_lock()上锁。然 后write_lock()对锁变量加0x01000000，释放write_lock()状态，接着等待锁变量的值变为0x01000000；一旦锁变 量变为0x01000000，write_lock()再次对锁变量减0x01000000，如果为零则成功，否则重复上述过程。 
由此可以实现多个同时读，但是读----写和写-----写是互斥的！

那么针对上面的程序，就是说，当一个进程没有释放写锁之前，另一个进程无法对write_lock(&resource_lock);和write_unlock(&resource_lock);之间的代码进行操作！

注释2：
static struct resource * __request_resource(struct resource *root, struct resource *new)
{
resource_size_t start = new->start;
resource_size_t end = new->end;
struct resource *tmp, **p;

         //以下三个判断是出错处理，不必关心
if (end < start)
return root;
if (start < root->start)
return root;
if (end > root->end)
return root;
p = &root->child;  
for (;;) {
tmp = *p;
if (!tmp || tmp->start > end) {
new->sibling = tmp;  
*p = new;                   
new->parent = root;
return NULL;    
}
p = &tmp->sibling;
if (tmp->end < start)  
continue;
return tmp;
}
}
我们用个例子来说明一下上面的程序：
如果有四个资源的申请，前三次申请的资源都没有出现交集，那么前三次的资源就会形成如下的关系：每个资源的parent都指向root，root的child指向第三次申请的资源，第三次申请的资源的sibling指向第二次申请的资源，第二次申请的资源的sibling指向第一次申请的资源，第一次申请的资源的sibling指向null。如下图所示：

linux中request_region()函数的分析 - 小白 - 小白的博客

现在开始第四次申请资源，判断res3->start是否大于本次申请资源的结束地址，如果是的话，说明没有交集，就会重复以上工作，然后返回！如果不成立的话，说明可能有交集，会让p指向res2，并判断res3->end是否小于本次资源的起始地址，如果是的话，说明没有交集就会结束本次循环，开始下一次循环。下一次循环会跟res2比较有无交集，如果没有交集会跟res1比较，如果还是没有交集的话，下一次的循环tmp=NULL，就会成功返回，一旦发现申请的资源跟之前申请的资源存在交集的话，就会出错返回，返回值是与本次申请出现交集的资源的地址！

经过上面的分析就很清楚了，request_region这个函数实际上就是为了保证对资源的互斥访问！
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