在電信、電力、國防等應用領域中,經(jīng)常要求其所用設備有極高的實時性。當需要在各個設備間進行大容量的信息交換時,傳統(tǒng)的網(wǎng)絡包交換模式已不能很好地滿足實時性的要求。而借助于CPCI總線,兩個設備可以互訪對方的內存, 具有傳輸速度快、傳輸容量大和高可靠性等特點,非常適合大容量的信息傳遞。國家數(shù)字交換系統(tǒng)工程技術研究中心承擔的國家863計劃項目——“中國第三代移動通信系統(tǒng)”CDMA2000系統(tǒng)集成就選擇基于CPCI總線的多SBC平臺。各個SBC間的通信效率直接決定了整個系統(tǒng)性能的高低。

目前常用的實時操作系統(tǒng)如VxWorks、Lynx等,都針對CPCI總線實現(xiàn)了消息隊列,可用于SBC間的消息通信。但VxWorks、Lynx中消息傳遞的實現(xiàn)方式很不靈活,一般是通過在一個特定的SBC(通常為system board)中開啟一塊共享內存,其他各個SBC(通常為non system board)通過對共享內存的讀寫交換信息;每完成一次兩個non system SBC間的信息交換,都要進行一次PCI讀寫操作,效率不高。另外VxWorks、Lynx中的消息長度都有一個最大值,當要進行大數(shù)據(jù)量(如1GB的內存數(shù)據(jù)庫)的信息傳輸時,操作系統(tǒng)提供消息傳遞機制也無能為力。而以上這些問題,都可以通過任意兩個SBC間的直接內存訪問得到解決。本文首先介紹了 PCI Bridge的工作原理;然后以Motorola公司提供的CPX8000系列工控機為例,討論了兩個SBC是如何基于背板(Backplane)上的CPCI總線,并利用PCI Bridge的地址映射機制,通過互訪內存的方式最終實現(xiàn)雙機通信;最后介紹了實際應用時應注意的性能優(yōu)化問題。

1 PCI Bridge的工作原理

在簡單的計算機系統(tǒng)中,其擁有的外部設備較少,單級總線結構便能滿足系統(tǒng)的需要。但是由于單個 PCI總線可支持的 PCI 設備數(shù)量有電氣限制,對擁有大量外設的計算機系統(tǒng)而言,單級總線結構已不能滿足系統(tǒng)的要求,因此便產(chǎn)生了橋接設備。通過PCI-to-PCI Bridge可擴展出新的PCI總線,通過PCI-to-ISA Bridge可擴展出ISA總線。借助PCI Bridge這些特殊的PCI設備,系統(tǒng)中各級總線被粘和在一起,使整個系統(tǒng)成為一個有機整體。

每個PCI設備都有自己的 PCI I/O空間、PCI內存空間和PCI配置空間(configuration space)。PCI設備的設備驅動程序對PCI配置空間進行初始化設置后,各個智能控制器如CPU、DMA控制器等,可以對PCI設備的PCI I/O空間、PCI內存空間進行訪問。在圖1中,CPU若要訪問網(wǎng)卡,首先會在PCI Bus0上生成一個物理地址,這個地址經(jīng)PCI-to-PCI Bridge的過濾及轉換后,在PCI Bus1上產(chǎn)生一PCI Bus地址,網(wǎng)卡通過地址譯碼,響應對這個地址的訪問。

圖1 基于PCI的系統(tǒng)

從這個過程可以了解到,PCI-to-PCI Bridge有兩種基本的功能:

(1)地址映射功能。雖然同是對網(wǎng)卡進行訪問,但PCI Bus0與PCI Bus1上的地址意義是不同的。兩個地址分屬各自的地址空間,通過PCI-to-PCI Bridge實現(xiàn)兩個地址的映射。根據(jù)這兩個地址是否相同,可將PCI-to-PCI Bridge區(qū)分為兩種類型:

·PCI-to-PCI Transparent Bridge。PCI Bridge不對PCI Bus0上的地址進行轉換,直接將其映射到PCI Bus1上。PCI Bus0與PCI Bus1上的地址是相同的。

·PCI-to-PCI Non Transparent Bridge。PCI Bus0上的地址必須經(jīng)過PCI Bridge的轉換,才能映射到PCI Bus1上。PCI Bus0與PCI Bus1上的地址是不同的。

(2)地址過濾功能。PCI Bridge在把PCI Bus0上的地址向下游總線(ISA Bus、PCI Bus1)傳遞時,具有選擇性。在圖1中,CPU在PCI Bus0上所產(chǎn)生的地址,只有對SCSI和Ethernet的訪問,PCI-to-PCI Bridge才予以接收;而對于PCI Bus0的其他地址,PCI-to-PCI Bridge均不予響應。每一個PCI Bridge所響應的地址范圍,可形象地稱其為此PCI Bridge的地址窗口,只有當上游總線的地址落進PCI Bridge的地址窗口中,PCI Bridge才響應此地址并向下游總線傳遞。

2 雙機通信的具體實現(xiàn)

本節(jié)以Motorola公司提供的CPX8000系列工控機為例,介紹了如何通過CPCI總線實現(xiàn)雙機間的通信。如圖2所示,兩個SBC通過背板上的CPCI總線實現(xiàn)了物理上的連接。如果兩個SBC能夠互相訪問對方的內存, 就可實現(xiàn)兩者間的數(shù)據(jù)交流。以系統(tǒng)處理機板(System Processor Board,又稱主機板)訪問非系統(tǒng)處理機板(Non-system Processor Board, 又稱子機板)內存為例,介紹雙機通信的具體實現(xiàn)。本方案已在Lynx及VxWorks實時操作系統(tǒng)上實現(xiàn)。

在圖2中,主機板CPU若要訪問子機板中的1MB內存單元,必須將這塊內存映射到主機板CPU的虛擬地址空間中,可以通過對主機板、子機板、主機板與子機板的接口配置來達到目的。此1MB的內存單元可被映射到不同的地址空間(如CPU虛擬地址空間、物理地址空間、本地PCI地址空間、系統(tǒng)CPCI地址空間等),映射地址也各不相同。在圖2中,對于此1MB內存的起始單元在不同地址空間中的映射地址,分別用符號A1、A2、…A7表示。

圖2 數(shù)據(jù)通信原理圖

2.1 子機板的配置

(1)調用內核內存分配函數(shù)申請1MB的內核虛擬地址空間,得到申請空間的開始地址A7。

(2)根據(jù)操作系統(tǒng)的內存映射關系,得到虛擬地址A7的物理映射地址A6。

(3)Raven ASIC是一個Host-to-PCI Bridge, 因為Processor Bus不是一個標準總線,所以通過Raven將其轉換為PCI總線,以掛接各類PCI設備。CPU和Raven一起構成了一組套片(chipset),配合使用。根據(jù)Raven的設置,獲得物理地址A6在Local PCI Bus的映射地址A5。

(4)21554是一PCI-to-PCI Non Transparent Bridge,并可進行雙向數(shù)據(jù)傳遞。通過其內部的兩個配置寄存器,將其地址窗口的大小設為1MB;地址窗口的起始地址在Local PCI Bus端設為A5。

2.2 主機板的配置

(1)申請大小1MB的內核虛擬地址空間,得到其開始地址A1。

(2)根據(jù)操作系統(tǒng)的內存映射關系,得到虛擬地址A1的物理映射地址A2。

(3)根據(jù)Raven的設置,得到物理地址A2在Local PCI Bus上的映射地址A3。

(4)21154是一PCI-to-PCI Transparent Bridge,它也可以在兩個方向上進行數(shù)據(jù)訪問。設置其內部的兩個配置寄存器,將其地址窗口的大小設為1MB;地址窗口的起始地址設置為A3。由于 21154的透明性,地址A3與其在System CPCI Bus端的映射地址A4的值是相同的。

2.3 主機板與子機板的接口配置

在主機板端對子機板進行配置,設置21554的配置寄存器,將其在System CPCI Bus端的地址窗口開始地址設為A4。由于在Local PCI Bus端的地址窗口起始地址已設為A5,所以將地址A4映射到了地址A5?？梢钥吹?由于21554的非透明性,使主機板與子機板的地址空間相互隔離,各自可獨立分配,并在System CPCI Bus級實現(xiàn)了對接。在主機板CPU看來,整個子機板與主機板網(wǎng)卡一樣,都是掛在主機板Local PCI Bus下的一個外設。對子機板的訪問與對主機板網(wǎng)卡的訪問方式是一樣的,沒有什么不同。

2.4 地址轉換流程

當所有的配置完成后,主機板CPU只對地址A1進行讀寫操作,便可實現(xiàn)對子機板1MB內存起始單元的訪問;對1MB內存中其他單元的訪問,只要將地址 A1加上相應的偏移量即可。通過下面的地址轉換流程,可以清楚地看到各級地址是如何通過一級級映射,最終命中指定單元的。

主機板CPU給出虛擬內存訪問地址A1→主機板物理地址A2→主機板Local PCI Bus地址A3→System CPCI Bus地址A4→子機板Local PCI Bus地址A5→子機板物理地址A6→經(jīng)Falcon Memory Controller譯碼后,選中所申請的1MB內存的起始單元。

從上述介紹可以看出,要想實現(xiàn)雙機的內存互訪,關鍵是要進行正確的地址映射。當要實現(xiàn)多個SBC間的相互訪問時,地址的映射會更復雜,需要對操作系統(tǒng)的地址空間分配、各個SBC的PCI-to-PCI Bridge設置、System CPCI Bus地址空間分配等進行通盤考慮。

?圖3 在兩SBC間進行讀操作時的時間圖

圖4 在兩SBC間進行寫操作時的時間圖

3 性能優(yōu)化

圖3、圖4是用VMETRO的總線分析儀截獲的數(shù)據(jù)。分別是在兩個SBC間進行讀寫訪問時,連續(xù)進行100 Byte傳輸?shù)臅r間圖。

從圖3可以看出,每進行一次4Byte的讀操作,要花費956.8+4×149.5+179.4=1734.2ns,這相當于1734.2ns/29.9ns=58 PCI clock cycles。

從圖4可以看到,第一個4Byte的寫操作花費了159.5ns,接著是兩次猝發(fā)傳送,隨后一個4Byte寫操作花費了119.6ns。進行一次 4Byte的寫操作平均花費(159.5ns+2×29.9ns+119.6ns)/(4×29.9ns)=11 PCI clock cycles。

對比讀寫兩種訪問方式可以看出,寫操作比讀操作的效率要高得多。這主要有以下一些原因:

(1)當 PCI上的一個主設備發(fā)起對一個目標設備的訪問時,讀和寫操作的完成時間差別很大。目前的PCI設備中一般都有一個用于存儲器寫的轉發(fā)(post)緩沖器。若要進行寫操作(如圖2中主機板對子機板的寫操作),主設備只需將其寫緩沖區(qū)數(shù)據(jù)復制到目標設備的轉發(fā)緩沖器中,便認為操作完成。例如在圖2中,主機板的Raven只要將數(shù)據(jù)發(fā)給21154,便認為寫操作完成,后續(xù)的數(shù)據(jù)傳輸由21154驅動完成?？梢钥吹?寫操作在目的總線上(子機板的 Process Bus)完成之前可以先在源總線上(主機板的Local PCI Bus)完成,實際上是寄存器對寄存器的操作。而要實現(xiàn)一個讀操作,則必須經(jīng)過存儲器本身的訪問和各級PCI接口的邏輯延遲才可完成。與寫操作相比,讀操作在源總線上完成之前必須先在目的總線上完成,這導致了讀操作的效率很低。

(2)從圖3、圖4中可以看到,PCI設備還可進行寫操作的猝發(fā)操作,但讀操作則無法進行。這是由于猝發(fā)操作只有在前一事務是寫事務時才能實現(xiàn)。猝發(fā)傳送取消了 FRAME#、AD、C/BE#、IRDY#、TRDY#、DEVSEL#等總線信號的周轉周期,實現(xiàn)了每一個PCI clock cycle進行一次數(shù)據(jù)傳送。

(3)猝發(fā)傳送操作不可能無限制地進行下去。連續(xù)進行猝發(fā)傳送的次數(shù)與轉發(fā)緩沖器的大小、Latency Timer的取值、總線的繁忙狀況都有關系。

由于以上原因,在兩個SBC間進行數(shù)據(jù)傳送時,應該采用如下方式:

(1)提供數(shù)據(jù)的SBC應將數(shù)據(jù)直接寫到消費數(shù)據(jù)的SBC內存中;而不是提供者將數(shù)據(jù)放在本地內存,再由消費者經(jīng)過PCI讀操作來實現(xiàn)。也就是說,總是進行PCI寫操作。

(2)當需要在多個SBC間進行數(shù)據(jù)互傳時,要合理地設置Latency Timer的取值,以使各SBC公平使用PCI總線資源。

考慮兩個子機板間的通信實現(xiàn)。若采用操作系統(tǒng)提供的消息傳遞機制,數(shù)據(jù)提供者必須先將數(shù)據(jù)寫到主機板,數(shù)據(jù)消費者再從主機板讀取數(shù)據(jù)。對一個4 Byte的數(shù)據(jù)傳輸來說,平均要花費58+11=69 PCI clock cycles。若采用本文提供的方法,提供數(shù)據(jù)的SBC將數(shù)據(jù)直接寫到消費數(shù)據(jù)的(接上頁) SBC內存中,則傳輸一個4 Byte的數(shù)據(jù),平均只需11 PCI clock cycles?？芍?后者比前者快了69/11≈6.3倍,極大提高了傳輸效率。

參考文獻：

1 Motorola.MCP750 Series Single Board Computer Programmer’s Reference Guide. Motorola, 2001

2 Motorola. CompactPCI Single Board Computer Programmer’s Reference Guide. Motorola, 2001

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4 Intel. 21154 PCI-to-PCI Bridge Configuration Application Note. Intel,1998

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7 T.Shanley, D.Anderson. PCI System Architecture(4th Edition).USA: Addison Wesley ??Longman,1999