用于主机和外围设备之间通信的队列深度管理的制作方法

专利名称：用于主机和外围设备之间通信的队列深度管理的制作方法
技术领域：
本发明涉及网络接口，尤其是最佳化性能的基于队列的网络传送和接收机制。
2. 相^fe术的描述
当舰娜鹏，例如，网络，在两个设备之间fltr娜时，針设备都必须具有适合的网全繊 口，以允许其ffi3iM^fil信。通常这些网络是基于以太网技术的。为4艘ffiil网络通信的设备配备 网乡維口，该网乡維口會嫩支持网络协议的物理和逻辑要求。将网乡維口的物理硬件部分称为网乡嫌口
卡(MC)，尽管它们不一定采用卡的形式例如，它们可以采用直接安驗主f肚的集成电路(IC)
和连接器的形式，^是与计嶽/l^统的其他部^"起被装配在单^^电路芯片上的宏单元的形式。
大多数计穀M统包括操作系统(OS)，用户级自禾聘ffl3l其与网络通信。操作系统的1分， 已知为内核，包 甜、议栈，S^议棚于翻iM^和指定到MC的设备驱动器间的命令和繊， 并且该设备驱动器直^S制MC。 M^E操作系统的内核中^i共这些功能，可以細户级顿禾游中隐 藏网纟維口卡的鋭性和差异。另外，ilJi多个应用禾醉可以安射也共享网鄉更件和其它系统资源(例 如存储器)，并_ ^3@免^5章#恶意的，禾1^*{*^系统。
在典型的内核栈系统的操作中，硬件网络接口卡是在网络和内核间的接口。在内核中，设备驱动 器层直接与MC通信，而协ij(M与系统的，级通信。
MC存储指向主机存储器中的缓冲区的指针，用来输^|{共给内核的 和输出应用于网络的数 据。创门称为RX,环和1X繊环。MC附际RX缓冲区环上的内核要读取的下一个繊的缓冲 区撒"t^行更新。3131直接存储^#取(DMA)来ili共TX繊环，并且MC)(射际已縦的输出数 据的缓冲区指牵ta行更新。NlC可以禾蹄中断向内核^t信号。
fflil内核从RX 环中摘^|入数据，依次对其《。通常由内核本身处理带外数据。M3iJ旨 向細专用端口的专用的缓冲区队歹啲指针来添加要到i^ffl专用端口的娜，该缓冲区队歹赃留在内 核的私有地址空间中。
在用于 接收的系乡^￡^作时，会发生以下步骤
1、 在系统初始化期间，操作系统设备驱动器创建内核缓冲区，并对MC的RX环,始化，以指向
鹏缓冲区。os还溜幅睞自配SS体的os的ip主mi魁止的通知。
2、 一j3Zffl禾im希望接收网全M^并且典型地创建一套^ (a sock改)，该套^^被绑定到一端口，该套^是驻留在操作系统内的队列^ 结构。对于给定的网络协议，该端口具W^主机 内的唯一的编号，以这样的一种方式，使得可以>1特址至0<主机端口>的网络包4链到正确的端
口的队列。
3、 一 ^到达网雜口卡(MC)。该NICffl3ii机I/0总线(例如PCI总线)，将该包复制到 由下一个有效RX DMA环^^值指向的存储:^iiki止。
4、 要么没有可用的乘除DMA指针，要么超顿指定超时，MC断言I/0总线中断，以通知主机 已麟了娜。
5、 响应于中断，设备驱动器检査所传送的缓冲区，如果该缓冲区包含有效抛止信息，例如有效的 主抛魁止，贝叫射旨向该缓冲区的指针#^統当的助议栈(例如TCP/IP)。在某些系统中，设备驱 动器倉激切换以裕UW限的时段，以试图减少中断 ，。
6、 协议栈确定是否存 效目的地端口，如果械，贝败行网络协议M (4j^寸所接收到的数 据的确认)，荆^#&在端口的队列中排队。
7、 OS可以tlt^/細糊t:(例如通过糾周度并设置"选择"位掩码中的位)_数据包己妾i腿戶脱 端口绑定到的网辦S点上(通过将该柳糊宇标记为可运行的并调用--调度粉宇)。
8、 自禾i^从OS请求l^，例如Mia行一recvO系统调用(樹共缓冲区的抛止和大小)，同时 在OS内核中，)^i^从内核缓冲区复制到細禾聘的缓冲区。在/A^统调用返回时，鹏禾聘可 以/A^ffl禾M^缓冲区访问iM^。
9、 在复制后(其通常发生在软中断的环境下)，内核将内核缓冲区返回给空闲存储器的OS库。而 且，在中断过程中，设备驱动器分配" 11冲区并向DMA环添加一指针。按此方式，具有一个 从空闲库到应用的端口队列的缓冲区的循环，并且周而節台。
10、 典型地，内核缓冲区位于物理RAM中，并_&7顿不会 ^以存储器(VM)系统调页出去。 然而，可以将空闲库共享为所有自禾游的公共资源。
对于繊縦，发生以下步骤
1、 操作系统设备驱动器创翻flt行錢的内核缓冲区，^^刀始化MC的TX环。
2、 要錢,的細禾1^将^ 存储^§禾1^缓冲区中，并且请^M310S的錢，例如通 3im行send0系统调用(^i共自缓冲区的ittt和大小)。
3、 响应于该send0调用，OS内樹tf^M^ffl禾聘缓冲区复制到内核缓冲区中，并鹏适当的协 议栈(例如TCP/IP)。
4、 樹旨向含有，据的内核缓冲区的指针，置于TX环的下一个空闲空隙中。如果、娜可用的空隙，贝赃内核中将该缓冲区排队，彭IJMC例如舰中断歸一空隙已变得可用。
5、当由MC要^i该空隙时，NICM^机I/0总线，禾胸DMA循环访问由该空隙的内容标
的内核缓冲区，然后皿^ 。
过去已经认iRJJ， ait和接TO作均会包撤多的翻运动。已经提出一離决方^^MS由这 种繊运动而导致的性f跌、化。例如，参见美国专利No.6246683，舰弓间将其并入于此。在PCT国 际公报No.WO2004/025477A2中，ffl3i弓阅将其并入于此，进一iHUR5Ua^和接TO作均会包舰 多的环^t刀换，这也会引ME^C的费用。額哩描述了用于M^所需环^t刀换 Mf的技术。
泡哩描述的机制中，《顿事件队列来在主丰條统和MC之间对控制信息进fi^信。当舰I/O 总继每网!維口设备连接到主a^统时，例如fflil—PCI总线，需要在处理器与MC间的控制信息的 步赚的通信。典型地，由MC发出的中断来启动控制通信，这导致了环^t刀换。另外，i^il信往往要 求主丰條MiiPCI总线从MC读鹏制信息或向MC写入控制信息，并_&^样会导致总线15页。该 问题在繊包往往很短的网络雜的环境下尤其严重，使得所需控制工作占总网络 1作的百分比很 大。
在该PCT公报中描述的实施例中，"端口"被认为l绑定至lj細禾歸的操作系统专用实体，具有地 址码，并且可以接收消息。寻址到一端口的一个或多^^入消息，形成一消息队列，MM作系棘处 理该消息队列。操作系统先前己经存储一个在该端口和运行在该操作系紅的应用禾骄之间的捆绑关 系。MM作系棘处翻于一端口的消息队列中的消息，XfflM作系统将这些消息樹港條端口所 绑定的自禾骄。操作系统可以存储端口至U自禾將的多样的捆绑，，以便iM旨定适当的端口，将
输入i^施加乡趟当的iSffl禾將。端口存在于操作系统内，以^5论相应的自禾骄的状态如何，, 以接收并^i也M这些消息。
在操作系统的操作开始时，操作系统创建一队歹鹏来M带外消息。舰MC可以写入该队列， 并且该队别可以具有一个与其相关联的中断。当一細禾MI^绑定于一端口时，操作系统创建该端口，并 将其与iMffl禾Mm相关联。操作系^^创建了一队列(一薪牛队列)，以鹏娜于该端口的带外徵息。 然后将用于该端口的带外消息队列存储鹏到^Zffl禾聘的戯站魁止空间，以跡需要内核环^t刀瓶就 可以使事件退出队列。
事件队列与NIC —起注册，并且在与各队列相关联的NIC上存在控制块(并映射到 OS和应用程序中的任一个或这两者的地址空间中)。


图1例示了如在PCT公报中描述的带有控制块的队列。在所描述的实现中，将NIC161 通过PCI总线110连接到主机系统中。将事件队列159存储在主机存储器160中，NIC161具有到主机存储器160的访问权。与事件队列159相关联的是读指针(RDPTR) 162a和写 指针(WRPTR) 163a，其指出在该队列中接下来要读取和写入的数据处的点。将指针162a 存储在主机存储器160中。将指针163a存储在NIC161中。在NIC和存储器中的与原始指 针不同的另一个中存储有指针的映射副本RDPTR'162b和WRPTR'163b。在该系统的操作 中
1、 NIC161可以通过比较存储在本地的RDPTR，与WRPTR，来确定用于写入事件队列 159中的可用空间。
2、 NIC161生成带外数据并将其写入队列159。
3、 当己写入数据时，NIC161更新WRPTR和WRTER'，使得在最后一个数据之后将 写入下一数据。
4、 应用程序通过对如从存储器160访问的RDPTR与WRPTR'进行比较，来确定用于 读取的可用空间。
5、 应用程序从队列159读取带外数据并对消息进行处理。
6、 应用程序对RDPTR和RDPTR'进行更新。
7、 如果应用程序要求中断，则该应用程序(或者代表该应用程序的操作系统)设置控 制块164的IRQ165a和IRQ165b，位。将控制块存储在主机存储器160中并将其映射到 NIC中的相对应的存储器上。如果进行了设置，则NIC还将在以上步骤3中生成中断。 事件队列机制通过在应用程序和OS已具有环境的同时不断允许它们对新事件进行轮
询，有助于改进性能；通过只在需要时产生中断减少了环境切换。还减少了总线瓶颈，因 为主机系统可以从现在在主机存储器中的事件中更频繁地检索控制信息，而不是从nic直 接通过PCI总线检索控制信息。
謝牛队列的4顿并不完全消除I/0总线上的控制通信量。在一个方面，这种通信量实际上被增加。 参考图1和上面所附描述，可以了解的是NIC161和主^im统都需要将读和写指针复制到割牛队列 159中。MC需要战二者是由于它从读指针减去写指针(取队列长度的模)为了确定謝牛队列159 中的用于写(重新排队)新事件的可用空间。类柳也，主IH^统需要战二者是由于它从写指针减 去读指针(取队列诚的模)为了确定用于读的排队割l肆件的有效性。然而，薪牛队列的目的典 型地靴仅由MC使謝賴印人，并且仅仅由主机使事件出列。因而，尽管MC可以容易地保存写指
针的当前副本(由于mc是唯一修改写指针的代理)，但是期;m需要离开主机存储器去获得读指
针的当前副本。类做也，尽管主机會,容易地获得读指针的当前晶体(由于主机是唯一修改读指针的^s)， m^其臓需要离开mc去获得写指针的当前副本。来自副本^a的读赫写j断的每 次皿都包含M3il/0总线的不需要的处理。
^h^PCT公布中，舰使齡微都鹏目对娜旨针的本地副本齡这种舰的驢。不论 什么时候MC更縱的写指针163a， MC也会顿主机存储器160中的畐体163b。對班也，不论 什么时^iin^统更，的读指针162a，它也会更新MC上的副本162b。在这种方式中每个^S 都总是具有双射旨针的当前本地副本。
〈M^当PCT公布的l新机制M^I/0总线上的控帝腿信量的时候， 需要一^1信量。在严重 的情形中，为了将本地读和写指针的影像副本更新到副本代理，甚至这^M信量倉腿著地附氐I/O 总线上的性能。找到进一步减小或者甚至完全消^S种控制通信量的方式是非常需要的，虽然 允许MC辦n割牛队列159中的用于写新謝牛的有效空间，并且 允许主#1^统辦,雅的排 队割瞎件的有效性。
概略地描述，这可以由^^代S0f^，所述代理推断所有来自需要以招可方式去穿过I/0总线 的其f鹏制通信量的所需信息。在实施例中，为了关于繊接收队列(RX队列)的事件队列，主 皿统将MC看作是MC可以夂雜收数据写入的主机存储器的接收 缓冲区。为了关于 1锁 队列(TX队列)的事件队列，主ln^统将MC看作是准备用于传送的主机存储器中的^MM缓 冲区。除了限制数量的管理事ft^卜，如此设计MC以致于将不多于预定M的事件写入到用于齡 由主机i賜啲接i!M^f锁繊缓冲区的相关事件队列。NIC不需要为了队列深度管理，将读指针 的本地副本保存在事件队列中，因为主机不通知NIC比可以被相关事件队列中的当fjW效空间容纳
的接1|^#^1冲区更多的缓冲区。因itbfflii将MC仅仅看作是限制M的接收^^^娜缓
存区，主IH^统也"授权"MC将不多刊寺定数量的事件写入到相关事件队列。无论如何主机需要
^^缓冲区看作和Mc—样，因此，aas权机伟i旌i/o总线上没有招致明显的附加费用。MC
根据^^权，知晓它能使多少割牛在事件队列中排队，不ii3iiA谢旨针减去写指针。
在实施例中，主机子系统根据它B^将其看作是MC的未誠的接iB^^^M缓冲区，做出
它的事件队列中可用空间数量的决定。在实施例中，主机子系统保持用于接收和〗键队列的读和写 指针，并且其可以简单地〗顿它们之间的差(取接收^^传邀爰冲区环大小的模)作为它的授权事 徹量的决定的部分。
主机子系统，对于其局部，不需要为了队列深度管理将写指针條到事件队列中，因为它在事件 被处ajg就凊除謝牛队列中的事件。主机子系统知晓它已乡5Mt索f;^处于，除状态的割4^ 述微娜席未誠事件。附图的简要描述
针对本发明的多个具体实施例对本发明进行描述，并且将参照附图，在附图中
图1是带有如在PCT国际公报No.WO2004/025477A2中描述的控制块的队列的框图。 图2是结合有本发明的多个特征的典型计算机系统的简化框图。 图3例示了根据本发明的发送队列的简化实施例。 图4例示了根据本发明的接收队列的简化实施例。 图5、 6和7是例示了使用图3的结构执行的功能的流程图。 图8-11和15是例示了使用图4的结构执行的功能的流程图。 图12是结合有本发明的多个方面的另一个系统的简化框图。 图13是由支持发送队列的图12的系统使用的特定数据结构的框图。 图14是由支持接收队列的图12的系统使用的特定数据结构的框图。
详细地描述
为了使得本领域的任何技术人员能够实现并使用本发明，给出了以下描述，并且以下 描述是在特定应用及其要求的情况下提供的。本领域的技术人员容易想到对所公开的实施 例的各种修改，并且在不脱离本发明的精神和范围的情况下可以将这里限定的普遍原理应 用于其它实施例和应用。由此，本发明并不限于所示出的多个实施例，而是包括与这里所 公开的原理和特征相一致的最宽的范围。
图2是可以通过网络212与诸如230、 232以及234的其它计算机系统相通信的典型计 算机系统210的简化框图。计算机系统210包括通过通信通道218与主机子系统214相通 信的网络接口卡(NIC) 216。主机子系统214包括处理器子系统220 (其包括至少一个处 理器)、主机存储器子系统222以及核心逻辑子系统224。核心逻辑子系统224提供在处理 器子系统220、主机存储器子系统222以及通信通道218之间的桥。主机子系统214还可以 包括与通信通道218相通信的其它设备226。
网络接口卡216提供与外部网络的接口，包括到网络212的接口，并通过网络212耦 合到其它计算机系统中的对应接口设备。网络212可以包括许多互连的计算机系统和通信 链路。这些通信链路可以是有线链路、光学链路、无线链路或用于对信息进行通信的任何 其它机制。虽然在一个实施例中网络212是因特网，但是在其它实施例中，网络212可以 是任何合适的计算机网络或多个网络的组合。在这里描述的实施例中，网络212支持以太 网协议。主机存储器子系统222典型地包括多个存储器，这些存储器包括用于在程序执行过程 中存储指令和数据的主随机存取存储器(RAM),和其中存储有固定指令和数据的只读存储 器(ROM)。在主机存储器子系统222中还可以包括一级或更多级的高速缓冲存储器。为了 简化讨论，这里有时将主机存储器子系统222简称为"主机存储器"。
通信通道218提供了用于允许计算机系统210的各种组件和子系统相互进行通信的机 制。在一个实施例中，通信通道218包括PCI总线。其它实施例可以包括其它总线，还可 以包括多重总线。
计算机系统210本身可以是多种类型，包括个人计算机、便携式计算机、工作站、计 算机终端、网络计算机、电视、大型机、服务器或任何其它数据处理系统或用户设备。由 于计算机和网络的不断变化的性质，因此对图1所示的计算机系统210的描述仅作为用于 例示本发明一实施例的具体示例。计算机系统210的许多其它配置可以具有更多或更少的 组件，并具有与图l所示的计算机系统类似或不同的配置。 数据结构，简化实施例
图3和4例示了被并入于图2的计算机系统210中的本发明的简化实施例。在图3的 实施例中，仅示出了带有相关联的结构的单个发送队列，在图4的实施例中，仅示出了带 有相关联的结构的单个接收队列。在典型实现中包括有发送和接收队列，但是可以单独的 在各队列中实现本发明的多个方面。图3和4仅示出了主机存储器子系统222和网络接口 卡216，还有与本讨论有关的这些组件内的结构。
首先参照图3，将发送队列存储在主机存储器222中的一系列发送数据缓冲区310中。 在主机存储器222中这些发送数据缓冲区可以是不连续的，并且通过发送缓冲区链表312 将这些发送数据缓冲区链接起来。主机子系统214将发送数据缓冲区描述符写入发送缓冲 区链表312中的由主机存储器222中的缓冲区链表写指针314指向的位置处，并且NIC216 从发送缓冲区链表312中的由NIC216上的(与主机存储器222中的缓冲区链表读指针316 相对应的)缓冲区链表读指针326指向的位置处读取发送缓冲区描述符。发送缓冲区链表 312是"环绕"链表，意思是指针连续地递增，然后链表的末端按环状方式自动环绕到起始。 如果链表具有N个条目，例如，可以说读和写指针递增"模N"。还可以说指针"模数递增"， 这暗含了链表的长度。
与发送缓冲区链表312和发送数据缓冲区310相关联的还有发送事件队列318，它也 是个环绕结构。将事件写入到发送事件队列318中的由NIC216上的发送事件队列写指针332标识的位置处，并由主机子系统214从该发送事件队列中的由主机存储器222中的发送 事件队列读指针320标识的位置处读取事件。只要有可能，图2的系统就使用事件而非中 断作为硬件状态报告方法。为了改进事件递送潜伏期和整体总线效率，由NIC216将事件写 出到主机存储器222中，而不是由主机子系统214从NIC216中的位置读取事件。
这里将指向发送缓冲区链表312中的写指针314和读指针316称为"主机中心"，因为 它们表示如由主机子系统214观察到的队列状态。在各种实施例中，主机子系统214可以 将这些指针进行比较，以根据在该实施例中对于队列深度管理需要什么，来检测队列溢出 状况、队列充满状况、或者队列高或低水位标状况。NIC216还保持有分别指向发送数据队 列310中的写指针324和读指针326，如下所述。将NIC上的写指针324和读指针326称 为"设备中心"指针，因为它们表示如由NIC设备216观察到的队列状态。按常规方式， 主机子系统使用它的主机中心缓冲区链表写指针314向发送缓冲区链表312进行写入，在 进行了写入之后使主机中心缓冲区链表写指针314模数递增，并通知NIC更新它的设备中 心缓冲区链表写指针324。类似地，NIC使用它的设备中心缓冲区链表读指针326从发送缓 冲区链表312进行读取，在进行了读取之后使设备中心缓冲区链表读指针326模数递增， 并通知主机子系统214更新它的主机中心缓冲区链表读指针316。由此，尽管尽力使得主机 中心缓存区链表读指针与设备中心缓冲区读指针、主机中心缓冲区链表写指针与设备中心 缓冲区写指针相同步，但是可能存在其中各对中的两个指针并不完全匹配的某个时间点。 重要的是，在该简化实施例中，主机子系统214不保持发送事件队列写指针332的主机中 心复本。NIC216确实保持有发送事件队列读指针320的设备中心复本344，但是它并不是 用于事件队列深度管理的。相反地，如下更详细地描述的，它是用于管理对主机子系统的 中断的生成以激活发送事件处理器。
NIC216进一步包括将设备中心发送事件队列写指针332中的值与设备中心发送事件 队列读指针344中的值进行比较的比较器346。当这两个值不相等时，比较器346的输出是 有效的。NIC216还包括中断使能寄存器位348和逻辑350，当中断使能寄存器位348和比 较器346的输出均有效时，逻辑350触发中断发生器352。以下对中断发生组件的操作进行 描述。
NIC216除了己经提及的组件之外还保持有发送FIFO340, NIC216将它从发送数据缓 冲区310检索的发送数据写入发送FIFO340中。由物理网络接口 (PHY) 342将从发送 FIFO340输出的数据驱动到网络212上。网络接口卡216通过I/0总线218 (及其它手段)与主机存储器222相通信。优选地， I/O总线218是PCI总线，更优选地PCI的版本是PCI express。在PCI Special Interest Group 的"PCI Express Base Specification 1.0a" (April 15，2003)中描述了 PCI express,通过引用将 其并入于此。通过核心逻辑子系统224使用直接存储器存取(DMA)协议、经由I/0总线 218对大部分数据(包括来自发送数据缓冲区310的发送数据)进行通信，尽管在主机子系 统214与NIC216之间的某些通信可以涉及处理器子系统220。
现在参照图4，类似于发送队列，将接收队列存储在主机存储器222中的一系列接收 数据缓冲区410中。通过环绕接收缓冲区链表412将这些接收数据缓冲区链接起来。当主 机子系统214希望使得附加缓冲区可用于接受接收数据时，它将新接收数据缓冲区的标识 写入接收缓冲区链表412中的由主机存储器222中的主机中心缓冲区链表写指针414指向 的位置处。NIC216从接收缓冲区链表412中的由NIC216上的(与主机存储器222中的主 机中心缓冲区链表读指针416相对应的)设备中心缓冲区链表读指针426指向的位置处读 取接收缓冲区描述符。
与接收缓冲区链表412和接收缓冲区410相关联的还有环绕接收事件队列418。将事 件写入到接收事件队列418中的由NIC216上的接收事件队列写指针432标识的位置处，并 从该接收事件队列418中的由主机存储器222中的接收事件队列读指针420标识的位置处 读取事件。对于发送事件队列读指针和写指针，按常规的方式，主机子系统使用它的主机 中心缓冲区链表写指针414向接收缓冲区链表412进行写入，在进行了写入之后使主机中 心缓冲区链表写指针414模数递增，并通知NIC更新它的设备中心缓冲区链表写指针424。 类似地，NIC使用它的设备中心缓冲区链表读指针426从接收缓冲区链表412进行读取， 在进行了读取之后使设备中心缓冲区链表读指针426模数递增，并通知主机子系统214更 新它的主机中心缓冲区链表读指针416。重要的是，在该简化实施例中，主机子系统214不 保持接收事件队列写指针432的主机中心复本。如在发送端那样，NIC216确实保持有接收 事件队列读指针420的设备中心复本444，但是它是用于管理对主机子系统的中断的生成以 激活接收事件处理器，而不是用于事件队列深度管理。
NIC216进一步包括将设备中心接收事件队列写指针432中的值与设备中心接收事件 队列读指针444中的值进行比较的比较器446。当这两个值不相等时，比较器446的输出是 有效的。NIC216还包括中断使能寄存器位448和逻辑450，当中断使能寄存器位448和比 较器446的输出均有效时逻辑450触发中断发生器452。NIC216除了图3的发送设备和上述接收端组件之外，还保持有接收FIF0440， NIC216 将它从PHY342接收的数据写入接收FIFO440中。NIC216根据接收缓冲区链表412的当前 条目将从接收FIFO440输出的数据写入接收数据缓冲区410中。 发送队列操作，简化实施例
在操作中，许多不同的功能并发地操作。图5、 6和7是例示了使用图3的结构为了发 送数据而执行的功能的流程图。对于这里的所有流程图，应当理解，可以对这些流程图中 的许多步骤进行组合，可以并行地执行或在不影响所实现的功能的情况下按不同的次序来 执行这些步骤。此外，尽管这里将这些功能描述为按不同的"模块"来执行，但是应当理 解，如果存在的话，实际实现并不一定要按相同的方式来"模块化"。
在图5中，主机发送事件管理模块从更高级软件接收到一指示发送数据缓冲区310 中的一个或更多个新缓冲区等待发送(步骤510)。还可以在轮询循环或定时器到期时定期 地激活该模块(步骤512)。典型地，是以外界为基础，什么时候去推发送缓冲区的时间和 同时推多少发送缓冲区，对于本发明的理解来说不是重要的。仅仅只要更高级软件已经填 满发送缓冲区，就不再推发送缓冲区。
在步骤514，为了保证发送事件队列318不溢出，主机子系统214确定在发送事件队 列318中的当前可用空间。主机子系统214将不会排队比按照将要生成的发送完成事件的 最大量提供到发送事件队列318中的数据缓冲区多的用于发送的数据缓冲区。通常，通过 B气x-z)-y得出主机子系统排队用来发送的数据缓冲区的最大量，其中x是在发送事件队列 318中的条目的总数；z是可能写入事件队列318的其它类型的事件的预定最大量，例如管 理事件；y是先前排队的并且仍然未被处理的发送数据缓冲区的数量；以及B是在发送事 件队列318中由每个发送完成事件所描述的发送数据缓冲区的最小量。
x的值是在发送事件队列318中的条目的总数，在一个实施例中被预定和固定。在另 一个实施例中，主机子系统214可以确定并且更改发送事件队列大小x，依靠诸如多快能在 网络212上产生给定的数据速率的事件，以及基于多快主机子系统能够处理接收到的事件 的这些因素。
在一个实施例中，z的值是管理事件的预定最大量，将允许NIC216向发送事件队列 318写入而不需要被清除。更适宜地，通过在NIC216中的管理事件资源的总数而得出z， 假定每个资源可以断言只是一个事件而不被清除；可以丢弃或者保存来自上述资源的附加 事件。更一般地，z是Ei (i=l..s， s是管理事件资源的数量)的和，并且Ei (i-l..s)是事件的最大量，每个第i个这样的资源可以在任何给定的点及时地具有未被处理的事件。
B是发送数据缓冲区的最小量，可以通过在发送事件队列318中的每个发送完成事件 进行描述，在一个实施例中B是一 (B-l)。也就是，每个被发送到NIC216的发送数据缓 冲区生成单个相应的发送完成事件。在另一个实施例中，每个发送完成事件总是暗含地描 述大于1的发送数据缓冲区的固定数量，例如64;在这种情况下，B是上述固定的数量。 在这样一个实施例中，被发送到NIC216的每个设置的B的发送数据缓冲区生成一个相应 的发送完成事件。然而在第三实施例中，每个发送完成事件描述一个发送数据缓冲区已完 成的变量，而不是大于预定的最大值，也不是小于预定的最小值；在这种情况下，B是最 小量。发送完成事件自身指示描述的发送数据缓冲区的数量。即使在第三实施例中，B也 可以与1 一样小。
在一优选实施例中，通过主机子系统214， B是可编程的，并且其后是固定的。该实 施例，与像变量实施例相比，更像"固定"实施例，因为通过发送完成事件所描述的发送 数据缓冲区的数量是不变的，并且主机和NIC都知道这是什么。决不会出现变量实施例的 复杂性。
y的值是先前排队的并且仍然未被处理的发送数据缓冲区的数量，不是基于发送事件 队列读指针和写指针的任何比较来确定，而是基于按照主机子系统先前已经"已许可的" NIC216进行写入的发送事件队列条目的数量的主机子系统214的历史消息，以及依据主机 子系统已经"已耗用的"的这些发送事件队列条目的数量的主机子系统214的历史消息来 确定。主机"许可"NIC216通过通知NIC216发送数据的行为来写发送事件队列条目。主 机通过将发送数据描述符(也可以被认为是DMA命令)推入到发送缓冲区链表312来发布 这些指示。这样，先前"己许可的"NIC216进行写入的发送事件队列条目的数量的主机历 史消息，是可以通过先前排队用来发送的数据缓冲区的数量来确定。特别地，先前已许可 的发送事件队列条目的数量等于1/B乘以先前排队用来发送的发送数据缓冲区的数量。主 机子系统己经"巳耗用的"的发送事件队列条目的数量的主机历史消息只是1/B乘以将通 过在发送事件队列318中实际接收到的发送完成事件所描述的发送数据缓冲区传输的数量， 但是只限于在本实施例中，通过每个发送完成事件所描述的发送数据缓冲区的数量是固定 的。在这种情况下，主机子系统214确定y作为发送数据缓冲区的数量，该发送数据缓冲 区先前排队用来发送，y减去B乘以在发送事件队列318中实际接收到的发送完成事件的 数量。在一个实施例中，通过从主机中心发送缓冲区链表写指针314模数递减主机中心发送缓冲区链表读指针316来确定y。
在一个实施例中，通过每个发送完成事件来描述发送数据缓冲区的数量是可变的，主 机的主机子系统己经使用的发送事件队列条目的数量的历史消息，不是通过任何固定的实 际接收到发送事件队列318中的发送完成事件所描述的发送数据缓冲区传输的数量来决定 的。在那样的情况下，使用另一个机制来做出这个决定。
在确定了在发送事件队列318中的当前可用空间的数量后，在步骤516，主机子系统 214确定数量"M"，其是待发送数据缓冲区的数量和发送数据缓冲区的最小值两者的较小 者，可以通过如在步骤514确定的发送事件队列318中的可用空间的发送完成事件来进行 描述。
在步骤518中，确定M大于还是等于某个最小阈值。在一个实施例中，该阈值为l， 这意味着只要新发送数据缓冲区准备好进行发送并且在发送事件队列318中存在任何可用 空间就许可发送事件队列318的事件。然而，逐个地许可事件会对I/O总线218增加显著的 额外开销，因此在更优选的实施例中，选择较大的数作为阈值。如果M小于该阈值，则主 机发送事件队列管理模块500仅仅变得不活动，以等待下一激活事件(步骤530)。
如果M大于或等于该最小阈值，那么在步骤520中，主机子系统214 "许可"NIC写 入M/B个新发送事件到发送事件队列318中。这个许可通过在发送缓冲区链表312中的待 发送数据缓冲区描述符的写入而暗含地执行，因而要求在I/O总线218上较少或者没有额外 开销。特别地，步骤520包括步骤522，在步骤522中主机子系统214将其主机中心缓冲区 链表写指针314更新(模数递增)M个条目。在步骤524中，以先前(在步骤522之前) 由主机中心缓冲区链表写指针314指定的条目为起点，主机子系统214将M个待发送数据 缓冲区描述符写入发送数据缓冲区链表312中。主机中心缓冲区链表写指针的更新先于M 个发送数据缓冲区描述符的队列，为了避免由此在主机子系统214在新发送数据缓冲区描 述符排队后变成隐藏而产生的竞争状况，并且NIC在主机214返回更新读指针前检索发送 数据缓冲区内容。在步骤526中，主机子系统214将所更新的写指针通知给NIC216，在步 骤528中，NIC216更新它自己的设备中心缓冲区链表写指针324。在一个实施例中，将步 骤526与528组合成单个步骤，在该步骤中，主机子系统214将所更新的写指针写入设备 中心发送缓冲区链表写指针324的存储器映射位置中。
在步骤530中，主机发送事件队列管理模块变得不活动，以等待下一激活事件。可以 看出，NIC216暗含地知道来自设备中心发送缓冲区链表读指针326和写指针324间的模数差异的发送事件队列318中的空间的可用性。NIC知道可以将许多发送事件写入发送事件 队列318中直到溢出，因为主机子系统214不将缓冲区描述符写入发送缓冲区链表312中， 除非在发送事件队列318中的已经可用的空间用来提供任何作为结果的发送完成事件。
图6是例示了在NIC216上发起的用于将数据发送到网络212上的功能的流程图。在 TXFIFO低水位标(LWM)状况610上激活NIC发送数据模块600。在通过轮询循环进行 选择时或定时器到期时也定期地激活该模块(步骤612)。
在步骤620中，NIC216首先确定在发送缓冲区链表312中并且待检索的发送数据缓冲 区描述符的数量。通过从设备中心缓冲区链表写指针324模数减去设备中心缓冲区链表读 指针326，来进行该确定。NIC还根据它自己的指向TX FIFO340中的读和写指针知道在它 自己的TX FIFO340中的可用空间。在步骤622中，NIC确定M，待发送缓冲区描述符的数 量和TX FIFO340中的可用空间中的较小者。因此M是当前可以被复制到TX FIFO340中 的发送数据缓冲区描述符的数量。
在步骤626中，NIC216进行到以由设备中心缓冲区链表读指针326表示的条目为起点 从发送缓冲区链表312中读取M个缓冲区描述符。在步骤628中，NIC从主机存储器中的 发送数据缓冲区310中的由缓冲区描述符标识的缓冲区检索数据。由于通过DMA经由I/O 总线218执行从发送数据缓冲区310的数据检索，因此这里有时将发送缓冲区描述符称为 DMA描述符或DMA命令。对M个缓冲区描述符本身的检索也是通过DMA经由I/O总线 218来执行。
注意，在不同的实施例中，对M个缓冲区描述符的读取可以与对发送数据的读取相交 织或按流水线式进行，而不是作为独立的原子步骤(atomic step)来执行。还要注意的是， 从由已存在于FIFO340中的缓冲区描述符标识的发送数据缓冲区中检索数据不是等到低水 位标或阈值数量的缓冲区进行检索。只是延迟从发送缓冲区链表312中对缓冲区描述符的 检索，以进行批处理；并且如果NIC216处理完了待发送数据，也不为了进行批处理而使这 些描述符延迟。
在步骤630中，NIC对设备中心缓冲区链表读指针326进行更新。在一实施例中，因 为由于完成事件递送的结果，隐式或显式地进行通知，NIC216不对相对应的主机中心缓冲 区链表读指针316显式地进行更新。
在图6的实施例中，每个发送完成事件都可以表示多个数据缓冲区完成。除了在某些 下述更不常见的情况下以外，由每个发送完成事件表示的数据缓冲区完成的数量是可编程的，因而是固定数量B。因而NIC216 "批处理"发送完成事件到一，从而使I/0总线218 的使用最优化。另外，在某些常规DMA命令队列执行中，队列空警报的发现和报告不会发 生直到控制器尝试检索下一 DMA命令和发现队列空，当NIC216认为在发送队列中它已经 使用最后的缓冲区描述符时，NIC216改为检测和报告一个警报。这个"检索的最后的缓冲 区"状况与最后的批处理发送完成事件组合成单个事件描述符，从而进一步使I/O总线218 的使用最优化。图6的接下来的步骤例示了这两个最优化。
特别地，NIC确定在步骤640中它是否认为是通过在步骤628已经检索的在发送缓冲 区链标312中的描述符所标识的最后的发送数据缓冲区。由NIC216在步骤626中从发送缓 冲区链表读取的缓冲区描述符的数量，等于在步骤620中在发送缓冲区链表中的发送缓冲 区描述符的数量，如果该数量是M则这种状况是正确的。如果不是，也就是NIC知道在发 送缓冲区链表312中有更多的发送缓冲区描述符，则在该指示下，NIC写入发送事件队列 318的任何发送完成事件将不具有规定的tx—desc_q_empty标记。
在步骤642中，NIC对N与B进行比较，N是表示除在先前写入发送事件队列318中 的批处理发送完成事件中已报告的那些发送缓冲区以外的已从主机存储器中检索的发送缓 冲区的数量的值。如果N〈B，则NIC发送数据模块600仅仅变得不活动，以等待下一激活 事件(步骤644)。只是累积未被处理的发送缓冲区完成，并且也不报告给主机子系统214， 直到下一次写入发送完成事件。另一方面，如果在步骤642中N〉二B，则在步骤646中，以 由设备中心发送事件队列写指针标识的条目为起点，NIC216将表示B个发送数据缓冲区的 整数倍(总共)的批处理发送完成事件写入发送事件队列318中。因此在步骤646中写入 的批处理发送完成事件的数量是N/B的整数部分，并且不将任何余数报告给主机子系统 214，直到下一次写入这种完成事件时。该发送完成事件描述符格式包括一个标记 "tx—desc_q_empty"标记，但是在步骤646中写入的发送完成事件中，这个标记不被放置， 因为NIC已经确定(在步骤640中)附加发送缓冲区描述符保存在发送缓冲区链表312中。
在一实施例中，NIC确定N-B，并且只要NIC的设备中心缓冲区链表写指针324是B 的整数倍，就写入批处理发送完成事件。
注意，当完成了将数据从主机存储器222传送到发送FIF0340中时，NIC216将发送 完成事件写入发送事件队列318中。它不进行等待，直到将数据实际发送到网络212上， 这是因为更高级应用软件典型地对发送错误不感兴趣。另一实施例不将"发送完成"通知 给主机子系统，直到在将数据发送到网络上的处理中发生了随后步骤，例如网络接口设备完成了将数据发送到网络上。在这里使用的，如果在特定实施例中，对这种下游步骤的通 知意味着NIC已经完成了从发送数据缓冲区中检索数据，则将这种通知视为"包括"步骤， 即向主机子系统通知网络接口设备完成了从发送数据缓冲区中检索数据。
返回到步骤640，如果NIC216认为是通过在步骤628中在发送缓冲区链表312中的描 述符标识的最后的发送数据缓冲区，则NIC在报告发送完成事件之前不用等待，直到N>=B。 而是，以设备中心发送事件队列写指针332为起点，NIC向发送事件队列318写入充足的 批处理发送完成事件，以覆盖所有的N个未被处理的缓冲区完成。从而如果N是B的整数 倍，则在步骤648中写入N/B个发送完成事件，如果N不是B的整数倍，则在步骤648中 写入INT(N/B)+1个发送完成事件。无论在步骤648中写入的发送完成事件的数量是多少， 最后的发送完成事件都将具有它自己规定的tx—desc—q_empty标记。
应当理解，N不是B的整数倍时，在步骤648中写入的最后的发送完成事件可以表示 少于B个发送缓冲区完成。注意，在一个实施例中，没有专门的通知用于主机知道这些， 因为主机已经知道发送缓冲区链表它自己的深度。主机知道每个发送完成事件表示B和保 存在发送缓冲区链表中的描述符的数量的较小者。然而，在另一个实施例中，只依靠保存 在发送缓冲区链表中的描述符的数量来确定由最后的完成事件描述的缓冲区完成的数量， 可能创建竞争状况，例如，如果在步骤626中的NIC216从链表最后更新缓冲区描述符之后， 主机将更多的缓冲区描述符在发送缓冲区链表312中排队。为了保护避免这样的竞争状况， 发送完成事件格式还包括字段(tx—desc_ptr)，在该字段中NIC216复制其设备中心缓冲区 链表读指针326。主机可以确定通过来自1/B的小数部分乘以如在发送完成事件报告的设备 中心缓冲区链表读指针与主机中心缓冲区链表读指针316的差的最后的完成事件所描述的 缓冲区完成的数量。二者择一地，主机可以只是通过如在发送完成事件报告的设备中心缓 冲区链表读指针更新它的主机中心缓冲区链表读指针316,而不是使用通过接收的发送完成 事件所描述的缓冲区完成的数量的单独计算。
在多个实施例中，除发送描述符队列空状况之外的其它状况还可以导致NIC写入比B 个发送缓冲区覆盖少的发送完成事件。 一个这样的其它状况，可能是发送队列直接操作的 完成。对于每个这样的状况，提供一种机制，使主机子系统能够知道在发送缓冲区链表312 中由批处理发送完成事件覆盖哪些描述符。同样在多个实施例中，还可以批处理除了数据 发送完成事件以外的其它重复事件。候选例子包括(无限制)事件通知多个结构完成操作 的主机子系统，这样的主机命令对缓冲区描述符表1310中条目进行更新，在以下将描述。如果在步骤646或648中将任何发送完成事件写入发送事件队列318中，则在步骤634 中NIC216相应地更新它自己的发送事件队列写指针。在步骤634中对设备中心发送事件队 列写指针332的更新可能会导致产生一中断(步骤636)以激活参照图7讨论的主机发送事 件处理器。如可以从图3中的逻辑看到的，如果设备中心发送事件队列写指针332先前等 于设备中心发送事件队列读指针344，则在步骤634中进行的更新会导致比较器346进行输 出以过渡到活动状态。如果在出现该情况时中断使能位348是有效的，则中断发生器352 将产生中断。如果在步骤634中进行更新时所述读指针和写指针先前不相等，则不会产生 新的中断，因为比较器346输出将已经处于活动状态。注意，在某些情况下对写指针332 的更新会导致比较器346过渡到不活动状态，尤其是如果该写指针已绕回并且就要追上读 指针。但是这不是逻辑350需要处理的情况，因为，如下所述，将算法设计成使得如果出 现了该情况则中断使能位348总是不活动的。
在步骤636之后，NIC发送数据模块600失活(步骤644)。
如上所述，NIC216知道在步骤632的循环可以向发送事件队列318写入，只要需要的 发送完成事件的数量能够表示M个发送数据缓冲区的完成，甚至与设备中心发送事件队列 读指针344无关。NIC216知道这是因为主机子系统214不再向发送缓冲区链表312写入缓 冲区描述符，除非在发送事件队列318中用于发送完成事件的充足数量的空间已经是可用 的，以表示所有未被处理的发送数据缓冲区的完成。
同样如上所述，NIC不显式地通知主机子系统214已更新的发送事件队列读指针值， 因为主机不再保持有发送事件队列写指针的当前样式。主机不是通过比较在发送事件队列 318中的当前读指针和写指针，而是通过比较如先前所述的在发送缓冲区链表312中的主机 中心读指针316和写指针314，来确定在发送事件队列318中的可用空间。
图7是例示了主机发送事件处理器模块700的相关功能的流程图。要么在接收到中断 时(步骤710)、要么在步骤636 (图6)中产生中断时、要么在通过轮询循环定期地进行选 择时或者在定时器到期时(步骤712)激活模块700。
初步地，主机发送事件处理器执行一个破损安全机制用来保证主机子系统214和 NIC216适当地操作关于发送事件队列318的情况。特别地，在创建时间，在发送事件队列 318中的所有的条目初始化到"清空状态"值。在一个实施例中，该清空状态是O，而在另 一个实施例中，可以使用清空状态的不同表示。写入事件队列318的时间描述符不同于该 清空状态。只要从事件队列318检索事件并且已处理，主机子系统214将向事件队列的那些条目中写入清空状态值。随后，在处理后续事件之前，主机子系统214从刚才处理的条 目中重新检索清空状态值，并且检査它是否仍然处于清空状态。如果没有，则NIC216已经 或者将要使发送事件队列318溢出。如果主机子系统214和NIC是SW，并且都精确地遵 循这里所述的协议，这种溢出将永远不会发生，但是在某些实施例中，这种破损安全机制 是需要的。
因此，在步骤714中，主机子系统214首先在事件队列318中的由事件队列读指针320 指定的一个当前位置之前的位置处检索事件描述符。这个位置是在发送事件队列318中检 索最后的处理事件的位置。在步骤716中，确定事件描述符是否保持在它的清空状态。如 果不是，则报告队列溢出状态(步骤718)。
如果重新检索的事件描述符保持在它的清空状态，则在步骤720中，主机子系统214 在事件队列中的由发送事件队列读指针320指定的位置处检索事件描述符。如果该新事件 处于清空状态(步骤722)，则发送事件队列318还不是空的。在步骤726中，确定新事件 是否为发送完成事件。在一个实施例中，发送事件队列318不能含有除发送完成事件以外 的任何事件，但是在另一个实施例中它可以如此。由此，如果当前事件是除发送完成事件 以外的事件，如管理事件，则在步骤728中对其进行处理。
如果当前事件是发送完成事件，则依据该实施例，它可以指示用于固定或者可变数量 的发送数据缓冲区的数量递送的完成。在任意一种情况中，在步骤730中，主机子系统214 使发送缓冲区链表312的主机中心缓冲区链表读指针316模数递增在当前发送完成事件中 表示的缓冲区数量。这是主机子系统214借以知道NIC216已经更新了它自己的设备中心缓 冲区链表读指针326的机制。然而，在一实施例中，NIC可以在发送完成事件中显式地指 定它的已更新设备中心缓冲区链表读指针326。可以使用后一机制来替代前一机制，或者连
同前一机制一起使用后一机制。
而且，在步骤730中， 一旦主机已经使主机中心缓冲区链表读指针316递增得超过了 特定发送数据缓冲区描述符，它还将所标识的发送缓冲区释放回库中。最终，在更高级软 件使用新数据再填充了该缓冲区之后，主机会将数据缓冲区描述符再写入发送缓冲区链表 312中以再次使其入队，以通过NIC216进行发送。
在步骤732中，主机子系统214清除发送事件队列318中的由当前发送事件队列读指 针标识的位置处的事件描述符，因为先前解释的理由，在步骤734中，主机子系统214使 发送事件队列读指针320模数递增。然后该模块返回到步骤720以检索下一事件描述符，以此类推，直到检索一清空的条目然后该模块变得不活动(步骤724)。
如果在步骤722中确定所检索的下一事件描述符是清空的，则发送事件队列318此时 不再含有其它待处理事件。在一个实施例中，则主机发送事件处理器700将只变得不活动， 以等待下一激活触发(步骤724)。至少为了队列深度管理的目的，不需要主机子系统214 通知NIC216已更新的主机中心发送事件队列读指针，因为NIC避免发送队列事件318的 溢出，不是通过比较在发送事件队列318中的当前读指针和写指针，而是通过不再许可(通 过主机)向发送事件队列318写入比先前所述的由可用空间积累的发送描述符更多的发送 事件描述符。
然而，在一个优选实施例中，主机存储器子系统确实如此通知NIC216作为如以下更 详细地描述的一种管理事件队列中断的手段。因而，在步骤723中，如果主机中心发送事 件队列读指针320已发生了变化，则主机将所更新的指针值写入NIC的设备中心发送事件 队列读指针中。然后在步骤724中主机发送事件处理器700变得不活动。 接收队列操作，简化实施例
图8到11是例示了用于使用图4的结构接收数据而执行的功能的流程图。接收队列操 作在许多方面与如上所述的发送队列操作是类似的，因此这里将略去已经描述的操作的某 些方面。在图8中，主机接收事件管理模块从更高级软件接收如下指示接收数据缓冲区 410中的新数据缓冲区是空的并且可用于接收数据(步骤811)。还响应于主机对以下描述 的接收缓冲区链表空事件的接收而激活该模块(步骤810)。还可以在轮询循环或定时器到 期时定期地激活该模块(步骤812)。在步骤814中，主机子系统214确定再接收事件队列 418中的当前可用空间的数量。与发送事件队列318—样，首先基于外界因素什么时候去推 接收缓冲区的时间对于理解本发明来说不是重要的。主机子系统214将推接收缓冲区到接 收缓冲区链表达到根据其它因素所请求的程度，但是是有限制的，在这里所述的方式中， 使得保证接收事件队列418不会溢出。因而，主机子系统214将不会让比在接收事件队列 418中积累的由将要生成的接收完成事件的数量多的用来接收数据的数据缓冲区排队。通 常，通过B^x-z)-y得出主机子系统214排队用来接收数据的数据缓冲区的最大量，其中x 是在接收事件队列418中的条目的总数，z是可能写入事件队列418的其它类型的事件的预 定最大量，y是先前排队的并且仍然未被处理的接收数据缓冲区的数量；以及B是在接收 事件队列418中由每个接收完成事件所描述的接收数据缓冲区的最小量。
在多个实施例中，以上关于发送队列的操作的那些描述，可以同样地解释x、 y、 z和B的值。它们不需要具有相同的值。特别的关于y，先前排队的并且仍然未被处理的接收数 据缓冲区的数量，该值不是基于接收事件队列读指针和写指针的任何比较来确定，而是基 于依据主机子系统先前已经许可的NIC216进行写入的接收事件队列条目的数量的主机子 系统214的历史消息，以及依据主机子系统已经使用的这些接收事件队列条目的数量的主 机子系统的历史消息来确定。先前己许可的NIC216进行写入的接收事件队列条目的数量的 主机历史消息，是可以通过先前排队用来接收的接收数据缓冲区来确定。因而，主机子系 统214确定y作为先前排队用来接收的数据缓冲区的数量，y减去通过在接收事件队列418 中实际接收到的接收完成事件所描述的数据缓冲区的数量。在一个实施例中，通过从主机 中心缓冲区链表写指针414模数递减主机中心缓冲区链表读指针416来确定y。
在确定了在接收事件队列418中的当前可用空间的数量后，在步骤816，主机子系统 214确定数量"M"，其是用于排队的接收数据的可用数据缓冲区的数量和接收数据缓冲区 的最小值两者的较小者，可以通过如在步骤814确定的接收事件队列418中的可用空间的 接收完成事件来进行描述。
在步骤818中，确定M大于还是等于某个最小阈值。优选地，该最小阈值为l，但是 在其它实施例中选择较大的数量作为该阈值。如果M小于该阈值，则主机接收事件队列管 理模块800仅仅变得不活动，以等待下一激活事件(步骤830)。
如果M大于或等于最小阈值，则在步骤820中，主机子系统214 "许可"NIC写入 M/B个新接收事件到接收事件队列418中。这个许可通过在接收缓冲区链表412中的待接 收数据缓冲区描述符的写入而暗含地执行，因而要求在I/O总线218上较少或者没有额外开 销。特别地，步骤820包括步骤822，在步骤822中主机子系统214将其主机中心缓冲区链 表写指针414更新(模数递增)M个条目。在步骤824中，以先前(在步骤822之前)由 主机中心缓冲区链表写指针414指定的条目为起点，主机子系统214将M个可用接收数据 缓冲区描述符写入接收缓冲区链表412中。同在发送端一样，主机中心缓冲区链表写指针 的更新先于M个接收数据缓冲区描述符的队列，为了避免由此在主机子系统214在新接收 数据缓冲区描述符排队后变成隐藏而产生的竞争状况，并且NIC在主机214返回更新读指 针前将接收数据写入这些缓冲区。在步骤826中，主机子系统214将所更新的写指针通知 给NIC216,并且在步骤828中，NIC216更新它自己的设备中心缓冲区链表写指针424。在 一个实施例中，将步骤826与828组合成单个步骤，在该步骤中，主机子系统214将所更 新的写指针写入设备中心接收缓冲区链表写指针424的存储器映射位置中。在步骤830中，主机接收事件队列管理模块变得不活动，以等待下一激活事件。可以 看出，NIC216暗含地知道来自设备中心读指针426和写指针424间到接收缓冲区链表412 的模数差异的接收事件队列418中的空间的可用性。NIC知道可以将许多接收事件写入接 收事件队列418中直到溢出，因为主机子系统214不将缓冲区描述符写入接收缓冲区链表 412中，除非在接收事件队列418中的已经可用的空间用来提供任何作为结果的接收完成事 件。
图9是例示了当从网络212接收到数据时在NIC216上发起的功能的流程图。将输入 数据置于RX FIFO440中，当达到高水位标时，激活NIC接收数据模块900 (步骤910)。 与发送端不同，NIC216不将固定数量个接收数据缓冲区完成批处理到各接收完成事件中。 然而，在一个实施例中，它确实进行等待，以在一数据包完成时断言单个接收完成事件， 即使该数据包占据一个以上接收数据缓冲区。
在步骤912中，NIC216检索下一接收数据缓冲区的描述符，并从由设备中心缓冲区链 表读指针426指定的接收缓冲区链表412的条目起进行偏移。在步骤914中，NIC216对它 的设备中心缓冲区链表读指针进行更新(模数递增)。此时NIC不将新的读指针通知给主机 214，因为如下所述将通过递送隐式或显式地进行该通知。
在步骤916中，以所指定的偏移量为起点，NIC216将输入数据包的数据写入由所检索 的描述符指定地接收数据缓冲区中。通过DMA继续进行写入，直到达到当前数据缓冲区的 末端或达到输入数据包的末端，或这两者。
同在发送端一样，当NIC216认为在接收队列中它已经检索并且己经使用描述符时， NIC216检测并且报告队列空警报。该警报与接收完成事件组合成单一事件描述符，从而进 一步使I/O总线218的使用最优化。
特别地，NIC216确定在步骤918中它是否认为是通过在步骤628已经使用的在接收缓 冲区链表412中的描述符所标识的最后的接收缓冲区。NIC216可以通过对比其设备中心缓 冲区链表读指针426与其设备中心缓冲区链表写指针424来确定这个。如果不是，也就是 NIC知道在接收缓冲区链表中有更多的接收缓冲区描述符，则不需要警报，并且在步骤920 中，NIC确定是否到达了数据包末端。若否，则NIC接收数据模块卯0返回到步骤912， 以检索下一接收数据缓冲区的描述符。在本实施例中不断言任何事件以表示"接收数据缓 冲区已满"。基于在接收缓冲区链表412中以主机中心RX队列读指针为起点的连续标识的 多个接收数据缓冲区，主机214将变得知道哪个接收数据缓冲区是满的。如果步骤920确定已到达数据包末端，则在步骤922中NIC216断言一接收完成事件， 以覆盖含有来自数据包的数据的所有接收数据缓冲区。同在发送一样，接收完成事件描述 符格式包括接收描述符队列空标记("rx—desC—q_empty")，但是在步骤922中写入的接收完 成事件中，该标记不被放置，因为NIC已经确定(在步骤918中)附加接收缓冲区描述符 保存在接收缓冲区链表412中。注意，在本实施例中，即使数据包数据跨过接收数据缓冲 区410中的多个缓冲区，也只断言一个接收完成事件。由接收缓冲区链表412中的多个连 续条目将多个缓冲区链接在一起。还要注意，如果数据包末端与接收缓冲区的末端不相一 致，则保留缓冲区中的剩余空间，而不使用它。
返回到步骤918，如果NIC216认为通过在接收缓冲区链表412中的描述符所标识的最 后的接收数据缓冲区已经在步骤912中检索，则NIC不再等候，直到数据包末端在报告接 收完成事件之前。相反，在步骤924中，NIC断言一接收完成事件，以覆盖含有来自包的 数据的所有接收数据缓冲区。在该接收完成事件中，放置rx一desc一CLempty标记。如果当这 个发生时，数据包数据保存在NIC的RX FIFO440中，则该数据包数据丢失。主机子系统 214可以通过将在接收完成事件描述符中(总是含有全包的字节计数)的接收数据包字节计 数字段与由接收完成事件覆盖的接收数据缓冲区中的字节的数量进行比较，来检测包数据 的丢失。同在发送端一样，主机(在一个实施例中)知道由接收完成事件覆盖的接收数据 缓冲区是由在接收缓冲区链表412中的描述符标识的、以由主机中心缓冲区链表读指针416 指向的条目为起点并在由主机中心缓冲区链表写指针414指向的条目之前终止的那些接收 数据缓冲区。在另一实施例中，类似于如上所述的关于发送端一样，通过在接收完成事件 描述符格式中包括一附加字段以含有如在步骤914中由NIC216更新的设备中心缓冲区链表 读指针426的复制，可以避免竞争状态。然后主机可以将由接收完成事件覆盖的接收数据 缓冲区确定为由接收缓冲区链表412中的多个描述符标识的、在如在接收完成事件中报告 的主机中心缓冲区链表读指针416与设备中心缓冲区链表读指针之间的那些接收数据缓冲 区。
在另一实施例中，NIC支持一个以上网络端口。该实施例中对接收完成事件批处理是 更加困难的，因为NIC可以相对于接收缓冲区在接收缓冲区链表412中放置的次序，不连 续地填充接收缓冲区。也就是，NIC可以用来自网络端口 1的部分数据包来填充由接收缓 冲区N标识的缓冲区，则用网络端口 2的全部数据包来填充由接收缓冲区N+1标识的缓冲 区。此外来自网络1数据包的数据将进入后续数据缓冲区。如果再该实施例中将要批处理接收完成事件，则NIC可以在断言用于来自网络端口 1的数据包的完成事件之前断言用于 来自网络端口 2的数据包的完成事件。如果NIC的用于来自网络端口 2的数据包的接收完 成事件是数据包括指示最后描述符已使用的它的已更新的接收缓冲区链标读指针，并且如 果接收完成事件是表示由接收缓冲区链表412中的多个描述符标识的、以由主机中心缓冲 区链表读指针416指向的条目为起点并在由接收完成事件描述符中的设备中心接收缓冲区 链表读指针指向的条目终止的所有的数据缓冲区的完成，则主机可能错误地认为由接收描 述符N标识的缓冲区和由接收描述符N+l标识的缓冲区含有来自相同数据包的数据。
为了避免这种情形，该实施例确实不批处理接收完成事件。接收完成事件不表示一个 以上接收数据缓冲区的完成。该实施例支持标准大小数据包(其中数据包具有相对小的最 长长度并且所述多个接收数据缓冲区至少与该最大数据包长度一样大)和"特大"数据包 (其中数据包可以更长并且可以跨过一个以上数据缓冲区)。给定的接收队列要么是标准模 式的要么是特大模式的。如果该队列是标准模式的，则不存在错误，每个已充满接收数据 缓冲区都将含有一数据包末端，因此没有接收完成事件会表示一个以上数据缓冲区的完成， 因而不会出现问题。如果队列是特大模式的，则还是该情况，即没有接收完成事件会表示 一个以上数据缓冲区的完成，因为对于NIC填充的每个数据缓冲区，它写入一接收完成事 件。该接收完成事件格式包括"RXjumbo—Cont"位，NIC设置该位以通知主机子系统 主体数据缓冲区不含有数据包末端(即，将存在延续缓冲区)。因而该实施例不对接收完成 事件进行批处理。接收完成事件还包括NIC的己更新设备中心接收缓冲区链表读指针426 的复本，该指针现在指向来自接收缓冲区链表412的特定描述符，对于该特定描述符的数 据缓冲区，所述事件表示完成。接收完成事件格式还表示从其接收了数据包的NIC端口号。
回到图9的实施例，在步骤924和922之后， 一旦NIC已经断言一接收完成事件，NIC 接收数据模块900就回到不活动状态(步骤926)。 在步骤924和922中，NIC断言含有特定信息的接收完成事件。图10是该步骤的流程 图详情。在步骤1010中，以由设备中心接收事件队列写指针标识的条目为起点，NIC216 将该接收完成事件写入接收事件队列418中。在步骤1012中，NIC216相应地更新它自己 的接收事件队列写指针。如上所述，NIC216知道可以向接收事件队列418写入，只要需要 的接收完成事件的数量能够表示M个接收数据缓冲区的完成，甚至与设备中心接收事件队 列读指针444无关。NIC216知道这是因为主机子系统214不再向接收缓冲区链表412写入 缓冲区描述符，除非在发送事件队列418中用于接收完成事件的充足数量的空间已经是可用的，以表示所有未被处理的接收数据缓冲区的完成。
同样如上所述，NIC不显式地通知主机子系统214己更新的接收事件队列读指针值， 因为主机不再保持有接收事件队列写指针的当前样式。主机不是通过比较在接收事件队列 418中的当前读指针和写指针，而是通过比较如先前所述的在接收缓冲区链表412中的主机 中心读指针416和写指针414，来确定在接收事件队列418中的可用空间。
然而，同在发送端一样，在步骤1012中对设备中心接收事件队列写指针432的更新可 能会导致产生一中断(步骤1014)以激活参照图11讨论的主机接收事件处理器。如可以从 图4中的逻辑看到的。如果设备中心接收事件队列写指针432先前等于设备中心接收事件 队列读指针444，则在步骤634中进行的更新会导致比较器446进行输出以过渡到活动状态。 如果在出现该情况时中断使能位448是有效的，则中断发生器452将产生中断。如果在步 骤634中进行更新时所述读指针和写指针先前不相等，则不会产生新的中断，因为比较器 446输出将己经处于活动状态。同发送端一样，逻辑450需要处理其中对写指针432的更新 导致比较器446过渡到不活动状态的情况，因为将算法设计成使得如果出现了该情况则中 断使能位448总是不活动的。
图11是例示了主机接收事件处理器模块1100的相关功能的流程图。要么在接收到中 断时(步骤1110)、要么在步骤1014 (图10)中产生中断时、要么在通过轮询循环定期地 进行选择时或者在定时器到期时(步骤1112)激活模块1100。
最初，主机接收事件处理器执行一个与在发送端执行的相同的破损安全机制，用来保 证主机子系统214和NIC216适当地操作关于接收事件队列418的情况。从而在创建时间， 在接收事件队列418中的所有的条目初始化到清空状态值。在步骤1114中，主机子系统214 首先在接收事件队列418中的由事件队列读指针420指定的一个当前位置之前的位置处检 索事件描述符，并且在步骤1116中，确定事件描述符是否保持在它的清空状态。如果不是， 则报告队列溢出状态(步骤1118)。
如果重新检索的事件描述符保持在它的清空状态，则在步骤1120中，主机子系统214 在事件队列中的由接收事件队列读指针420指定的位置处检索事件描述符。如果该新事件 不处于清空状态(步骤U22)，则接收事件队列418此时含有待处理事件。在步骤U26中， 确定该新事件是否为接收完成事件。在一个实施例中，接收事件队列418不能含有除接收 完成事件以外的任何事件，但是在另一实施例中它可以如此。由此，如果当前事件是除接 收完成事件以外的事件，如管理事件，则在步骤1128中对其进行处理。如果当前事件是接收完成事件，则在步骤1140中，主机214确定是否设置"接收缓冲 区链表空"标记。如果是，则该模块(在步骤1142中)触发主机接收事件队列管理模块800， 以用附加接收数据缓冲区补充接收缓冲区链表412。在步骤1144中，主机214进一步确定 是否有任何的多种错误字节由接收完成事件描述符表示。如果有，则在步骤1146中，主机 214对错误进行处理。注意，事实上可以在步骤1140的接收缓冲区链表空测试前后检测在 步骤1144中包括的某些错误字节，某些可能准备暂时绕开接收缓冲区链表412中的接收缓 冲区描述符的补充(由步骤1142触发的)，并且某些可能绕开在步骤1148中对数据包的处 理。对于本发明的理解来说这些错误处理的详情是不重要的。
在步骤1148中，假如没有检测出严重的错误，主机214对重新接收的数据包数据进行 处理。这可能需要将由多个连续接收缓冲区链表条目指定的几个接收数据缓冲区顺序地链 接起来。主机214根据接收缓冲区链表412中的由主机中心缓冲区链表读指针416指向的 缓冲区描述符知道数据包的起始缓冲区和偏移量，并且根据在接收完成事件中标识的接收 数据包字节计数或者根据在接收完成事件中可能包括的设备中心缓冲区链表读指针426的 复本，知道数据包的终点。在处理了这些缓冲区中的数据包数据之后，主机可以将这些缓 冲区释放回库中，以最终将它们再写入接收缓冲区链表412中以由不同的输入数据包数据 来再使用。
在步骤1150中，如果更高级软件被如此地设计，则主机子系统214可以使用新的可用 接收数据缓冲区的描述符对由主机中心缓冲区链表读指针416指向的接收缓冲区链表412 条目进行再编程，并且可以针对如下条目进行同样的处理所有连续的后续接收缓冲区链 表条目，直到但不包括指向下一接收数据包的数据的起点的接收缓冲区链表条目。在步骤 1130中，主机子系统214使接收缓冲区链表412的主机中心缓冲区链表读指针416模数递 增在当前接收完成事件中表示的缓冲区数量。同在发送端一样，这是主机子系统214借以 知道NIC216已经更新了它自己的设备中心缓冲区链表读指针426的机制。然而，在一实施 例中，NIC可以在接收完成事件中显式地指定它的已更新设备中心缓冲区链表读指针426。 可以使用后一机制来替代前一机制，或者连同前一机制一起使用后一机制。
在步骤1132中，主机子系统214清除接收事件队列418中的由当前接收事件队列读指 针标识的位置处的事件描述符，因为先前描述的有关破损安全的理由，在步骤1134中，主 机子系统214使接收事件队列读指针420模数递增。然后该模块返回到步骤1120以检索下 一事件描述符，以此类推，直到检索一清空的条目然后该模块变得不活动(步骤1124)。如果在步骤1122中确定所检索的下一事件描述符是清空的，则接收事件队列418此时 不再含有其它待处理事件。在一个实施例中，则主机接收事件处理器1100将只变得不活动， 以等待下一激活触发(步骤1124)。至少为了队列深度管理的目的，不需要主机子系统214 通知NIC216已更新的主机中心接收事件队列读指针，因为NIC避免接收队列事件418的 溢出，不是通过比较在接收事件队列418中的当前读指针和写指针，而是通过不再许可(通 过主机)向接收事件队列418写入比先前所述的由可用空间积累的接收描述符更多的接收 事件描述符。
然而，在一个优选实施例中，主机存储器子系统确实如此通知NIC216作为如以下更 详细地描述的一种管理事件队列中断的手段。因而，在步骤1123中，如果主机中心接收事 件队列读指针420已发生了变化，则主机将所更新的指针值写入NIC的设备中心接收事件 队列读指针中。然后在步骤1124中主机接收事件处理器1100变得不活动。 中断管理
如上所述，尽管在一个实施例中可以利用本发明的通过永远不更新在主机存储器子系 统222中或在NIC设备216上的事件队列读指针或写指针的影像复本的方面，根据具体情 况而定，在另一个实施例中，NIC216事实上确实保持有用于发送事件队列318和接收事件 队列418中的每一个的设备中心事件队列读指针344或444。然而，如下所述，将这些读指 针只用于中断管理；NIC216确实不应用它们用于事件队列深度管理。而且，在一个实施例 中，仅在主机子系统214的选择下将它们用于中断管理。出于下述原因，主机可以只使用 设备中心接收事件队列读指针444，而设备中心发送事件队列读指针344完全不被使用。在 这种实施例中，主机永远都不将事件队列读指针更新写入设备中心发送事件队列读指针344 中(即，略去图7中的步骤723)。
图15是例示了在主机子系统214与NIC216之间的交互作用的流程图，该交互作用用 于对NIC216的中断生成进行管理以激活图11的主机接收事件处理器。将该交互作用设计 成使所需中断次数最少化同时还避免竞争状况的概率。图15中的某些步骤重复了其它流程 图的一部分的多个步骤，但是将这些步骤集合在图15中会有助于例示它们与中断管理的关 系。
在主机接收事件处理器1100中，在处理了它已从接收事件队列418检索的一个或更多 个接收事件之后，它可以将一己更新的接收事件队列读指针写入NIC216上的设备中心接收 事件队列读指针444中(步骤1123)。在图15中将该步骤示为步骤1508。通过写入这种值，主机将它的观点指示给NIC:接收事件队列418现在是空的。如果NIC216的观点是真实的， 则设备中心接收事件队列读指针434和写指针432现在是相等的。在步骤1510中NIC由此 (通过比较器446)将这两个值进行比较，如果它们相等，则NIC还通过将中断使能位418 设置为它的活动状态来再使能用于接收事件队列418的中断(步骤1512)。响应于对设备中 心接收事件队列读指针的更新并且与该更新原子地发生对中断的再使能；对这种更新值的 写入构成了单个组合指令，以使用该新值来更新设备中心接收事件队列读指针并再使能中 断。在使能了中断的情况下，NIC216上的接收事件队列中断管理模块接着变得不活动(步 骤1514)，直到NIC将新接收完成事件写入接收事件队列418中(步骤1010)并相应地更 新设备中心接收事件队列写指针432 (步骤1012)。设备中心接收事件队列读指针444与写 指针432此时不相等，然后在步骤1516中，由于从步骤1512起一直使能了中断，因此NIC 接收数据模块产生一中断以激活图11的主机接收事件处理器(如在步骤1014中阐述的)。 NIC216还通过对中断使能位448进行再设置来原子地禁用(抑制)其它接收事件队列中断 生成，从而在不产生其它中断的情况下临时地允许NIC接收数据模块将附加事件写入接收 事件队列418中。然后接收事件队列中断管理模块回到步骤1508，等待由另一已更新接收 事件队列读指针的主机进行下一写入。当发生该下一写入时，如前所述，NIC再次针对相 等性将设备中心读指针与写指针进行比较(步骤1510)，并再次在禁用中断的情况下进行等 待，直到NIC将另一事件写入接收事件队列418中(步骤1514)。
如果在步骤1510中NIC216确定设备中心事件队列读指针与写指针不相等，则这表示 NIC216未共享主机的观点接收事件队列418现在是空的。这可能会在如下情况下发生 例如，如果NIC处于正在将更多接收完成事件写入接收事件队列418的过程中(NIC接收 数据模块的步骤1010)，同时在主机接收事件处理器的步骤1122中主机确定下一检索的事 件描述符是空的。如果出现了该竞争状态，则NIC216通过在步骤1510中确定所述两个指 针不相等(即，设备中心接收事件队列写指针432在设备中心接收事件队列读指针444之 前)将检测到该竞争状态。在此情况下NIC将使中断被禁用，并将立即产生另一个中断以 激活主机接收事件处理器(步骤1518)。这将给予主机这样一个机会，即，当主机在步骤 1122中不正确地确定接收事件队列418是空的时，它可以处理正在处理中的事件。
注意，NIC接收数据模块可以继续将更多个事件写入接收事件队列418中，并且如果 在步骤1122中主机接收事件处理器检测它们，则将处理它们。如果在主机下一次向NIC写 入已更新的接收事件队列读指针时(步骤1123)这些附加事件的任何一个仍然未被处理，则在步骤1510中将再次检测到该新竞争状态，还产生另一中断；以此类推。
如果在特定实施例中在发送端使用事件队列中断管理模块，则针对发送类似地实现以
上针对接收事件队列中断管理模块(图15)描述的机制。然而，如以上指出的，在另一实
施例中，仅在接收端而不在发送端使用中断管理模块。这是因为在接收端希望具有低潜伏 性，而在发送端潜伏性并不是那么重要。在发送端，对中断的减少可能比发送完成事件的
立即接收更重要。在这种实施例中用于中断管理的所有上述硬件可以保留在NIC216上，但 是主机发送事件处理器700从不更新设备中心发送事件队列读指针344。因此中断使能位 348从不变活动，并且无论写/读指针比较器346的输出如何，中断发生器352都不产生中 断。相反，只在定时器到期时或在设备驱动器中通过轮询循环进行选择时激活主机发送事 件处理器700 (步骤712)。这允许主机子系统针对何时和以何频度轮询发送事件队列418 中的新事件进行它自己的软件型判决，而不是由NIC产生的中断来支配。
在许多实施例中，在步骤1512和1516中对中断的使能和禁用不必总体地作为应用于 整个外设216的功能。例如，可以通过掩盖机制实现该功能。在该意义下，这里使用的术 语禁用和使能与诸如对中断的掩盖和解掩盖、以及对中断的许可和抑制是可互换的。此外， 典型地，由于主机事件处理器在将它自己的已更新事件队列读指针写入NIC216之后通常失 活(见图ll，步骤1124)，等待再激活新中断(步骤1110)，因此也可以将对事件队列读指 针的写入视为中断请求。这里在使能中断与中断请求之间没有区别。 多重队列实施例
本发明在网络接口架构中尤其有用，在网络接口架构中，协议栈的部分位于操作系统 内核和传输库中，以由用户级应用直接调用。在2004年4月12日提交的英国专利公报 No.GB0408876A0 (标题为"User-level Stack")中描述了这样一种架构的示例，通过引用将 其并入于此。在这种架构中，可以支持各种协议栈，每种协议栈都带有它自己的发送和接 收数据结构组，并且所有协议栈都由在NIC上的硬件中执行的功能来协助。
图12是其中通过NIC1210上的硬件协助来支持多个协议栈的系统的简化框图。 NIC1210不仅包括常规硬件NIC部分1212，而且包括多个"虚"NIC部分(VNIC) 1214。 对于操作系统来说，NIC1210看起来是具有两个设备驱动器的双功能设备与常规NIC部 分1212相通信的常规设备驱动器1216，和与VNIC1214相通信的用户设备驱动器1218。 一般来讲，由内核1220中的常规协议栈(未示出)使用常规设备驱动器1216，由多个用户 级协议栈1222中的每一个来使用用户设备驱动器1218。为多个用户级应用(或处理)1224中的每一个创建独立用户专用协议栈1222。用户级应用可以通过呼叫内核1220与网络212 相通信，但是优选地它们通过它们的相应用户级协议栈1222与网络212相通信。
图12的系统比图3和4的系统更复杂，但是对于各单个发送或接收队列，操作是类似 的。在这两个实施例之间的主要差别源自图12实施例保持多个队列的特性和状态的更大的 复杂性。以下对这些差异的有关细节进行描述。
图13是图12的系统为了支持所述多个VNIC1214中的每一个的独立发送队列而使用 的各种数据结构的框图。该图表示在主机存储器222中存在哪些结构并且在NIC216上存在 哪些结构。所有发送队列的发送数据缓冲区310、发送缓冲区链表312以及发送事件队列 318都驻留在主机存储器222中，并由一般化的多个缓冲区组成，在主机存储器222中这些 缓冲区可以是彼此不连续并散布开来的。在图13中，将组成发送数据缓冲区310的缓冲区 标识为"TX DATABUF #n"，将组成发送缓冲区链表312的缓冲区标识为"TX QUEUE BUF #n"。将组成发送事件队列318的缓冲区标识为"TXEV QUEUE BUF #n"。
在一个实施例中单个缓冲区可以是4k或8k字节长度的，并通过缓冲区描述符表1310 中的多个物理上连续的描述符将这些缓冲区链接在一起，成为逻辑上连续的序列。例如， 一个发送队列(发送缓冲区链表312)可能占据主机存储器222中的缓冲区1312、 1314以 及1316，这些缓冲区是不连续的并且可能是存储器的多个无序区。通过缓冲区描述符表1310 中的多个物理上连续的条目1318、 1320以及1322将这些缓冲区链接在一起，成为单个逻 辑上连续的空间。由主机214对条目1318、 1320以及1322进行写入和管理，并将它们视 为环绕环。因此，例如，如果主机希望定义具有64k个发送数据缓冲区描述符的条目的发 送缓冲区链表312，并且每个缓冲区的大小为4k，那么主机将为该发送缓冲区链表分配缓 冲区描述符表1310中的物理上连续的16个条目序列。类似地， 一个发送事件队列318可 能占据主机存储器222中的缓冲区1326、 1328以及1330。这些缓冲区是不连续地并且可能 在主机存储器中是无序的，但是通过缓冲区描述附表1310中的多个物理上连续的条目1332、 1334以及1336将这些缓冲区链接在一起，成为单个逻辑上连续的环绕空间。通过"缓冲区 ID"为缓冲区描述符表1310编索引，此外，其每个条目还标识了主机存储器222中的相对
应的缓冲区的基地址等。
为了掌握可能同时与LAN212相通信的许多用户级应用的多个发送缓冲区链表和发送 事件队列中的每一个的状态，NIC216包括发送队列描述符表1340和事件队列描述符表 1342。每个发送队列(包括其发送数据缓冲区、其发送缓冲区链表以及其发送事件队列)都具有相对应的发送队列ID，将该发送队列ID用作发送队列描述符表1340中的索引。发 送队列描述符表1340中的指定条目是用于描述该特定发送队列的状态和其它特性的起点 (如由NIC216观察到的)。此外，每个这种条目还标识了 *该队列是内核队列、用户队列还是另一种队列；
*发送缓冲区链表312的大小(其可以包含的发送数据缓冲区描述符的数量)； *与该发送队列相关联的发送事件队列的ID;
*待作为发送完成事件的一部分返回给事件队列的队列"标签"；
*该发送队列的发送缓冲区链表312中的基缓冲区的缓冲区ID;
*指向该发送队列的发送缓冲区链表312中的设备中心读指针326和写指针324。
为了从主机存储器222中的特定发送队列中检索当前发送数据，NIC216首先使用该特 定发送队列的ID在发送队列描述符表1340中查找含有该特定发送队列的发送缓冲区链表 312的基缓冲区的缓冲区ID。 NIC216还从同一位置获得指向到该发送缓冲区链表312中的 当前设备中心缓冲区链表读指针326。然后它使用该基缓冲区ID作为基，使用该设备中心 缓冲区链表读指针高阶位作为偏移量，到缓冲区描述符表1310中获得主机存储器222中的 含有所述特定发送缓冲区链表312的缓冲区的基地址。然后NIC使用该基地址作为基，使
用该设备中心缓冲区链表读指针低阶位乘以每个描述符占用的字节数作为偏移量，它从主 机存储器222检索所述特定发送缓冲区链表312中的当前条目。注意，为了减少对主机存 储器222的访问，在一个实施例中NIC216将发送缓冲区链表312的一部分高速缓存。
此外，所述特定发送缓冲区链表312的当前条目还含有
*当前发送数据缓冲区的缓冲区ID;
*到当前发送数据缓冲区中的字节偏移量；以及
*待从当前发送数据缓冲区发送的字节数。
然后NIC216使用当前发送数据缓冲区的缓冲区ID作为到缓冲区描述符表1310中的 另一索引，以检索含有当前发送数据的缓冲区的缓冲区描述符。注意，该缓冲区描述符是 缓冲区描述符表1310中的单个条目；与含有发送队列或发送事件队列的缓冲区的描述符不 同，该缓冲区描述符不是环的一部分。NIC216获得当前发送数据缓冲区在主机存储器222 中的物理地址，然后使用该物理地址作为基，并使用与发送缓冲区链表条目的字节偏移量 作为偏移量，确定待发送的当前数据在主机存储器222中的物理起始地址。
如前所述，由发送队列ID指定的发送队列描述符表1340条目也含有与所述特定发送队列相关联的发送事件队列的ID。由发送事件队列描述符表1342中的相应条目描述所有应 用1224的所有发送事件队列。在发送事件队列描述符表1342中由来自发送队列描述附表 1340的发送队列ID标识的条目是用于描述该特定发送事件队列318的状态和其它特性的起 点(如由NIC216观察到的)。此外，每个这种条目还都标识了
*该特定发送事件队列318的大小(这就是在主机的在发送事件队列318中可用空间的 数量的计算中使用的x的值)；
*组成该特定事件队列318的基缓冲区的缓冲区ID;
*与图3的中断使能位348相对应的char_ev_enable位；
*该特定事件队列318的发送事件队列写指针332;以及
*该特定事件队列318的发送事件队列读指针。
由此为了将一事件写入与特定发送队列相关联的特定事件队列318中，NIC216使用从 发送队列描述符表1340中的相应条目获得的发送事件队列ID，在发送事件队列描述附表 1342中査找含有所述特定发送队列的发送事件队列318的基缓冲区的缓冲区ID。 NIC216 还从同一位置获得指向到该发送事件队列318中的当前发送事件队列写指针332。然后它使 用该基缓冲区ID作为基，使用发送事件队列写指针高阶位乘以每个描述符占用的字节数作 为偏移量，到缓冲区描述符表1310中获得主机存储器222中的含有所述特定发送事件队列 318的当前条目的缓冲区的基地址。然后NIC使用该基地址作为基，使用发送事件队列写 指针低阶位作为偏移量，以将希望的事件描述符写入主机存储器222中的所述特定发送事 件队列318的当前条目中。
注意，如图13所例示，虽然缓冲区描述符表1310所示的每个空隙(例如1332、 1334、 1318)表示单个描述符，但是主机存储器222中的每个空隙(例如1326、 1328、 1314)表 示信息存储器"页"。 一页例如可以是4k或8k字节长，因此如果发送队列中的发送数据缓 冲区描述符占据4或8字节，则图13所示的每个空隙1312、 1314或1316可以保持512、 lk或2k个发送数据缓冲区描述符。
图14是图12的系统为了支持所述多个VNIC1214中的每一个的独立接收队列而使用 的各种数据结构的框图。该图类似于发送端的图，因此这里不再对某些类似特征进行描述。
与发送端一样，所有接收队列的接收数据缓冲区410、接收缓冲区链表412以及接收 事件队列418都驻留在主机存储器222中，并由一般化的多个缓冲区组成，在主机存储器 222中这些缓冲区可以是彼此不连续并散布开来的。在图14中，将组成接收数据缓冲区410的缓冲区标识为"RX DATA BUF #n",将组成接收缓冲区链表412的缓冲区标识为"TX QUEUE BUF #n"。将组成接收事件队列418的缓冲区标识为"TX EV QUEUE BUF #n"。优 选地，将所有协议栈的发送事件队列318与接收事件队列418组合成一个事件队列的总库。 即，优选地，将发送事件队列描述符表1342和接收事件描述符表1442实现为仅单个表。
仍然与发送端一样，通过缓冲区描述符表1410中的多个物理上连续的描述符表将单个 缓冲区链接在一起，成为逻辑上连续的序列。通过"缓冲区ID"为缓冲区描述符表1410 编索引，此外，其每个条目都标识了主机存储器222中的相对应的缓冲区的基地址。
为了掌握可能同时与LAN212相通信的许多用户级应用的多个接收缓冲区链表和接收 事件队列中的每一个的状态，与发送队列描述符表1340类似，NIC216包括接收队列描述 符表1440和事件队列描述符表1442。每个接收队列(包括其接收数据缓冲区、其接收缓冲 区链表以及其接收事件队列)都具有相对应的接收队列ID,将该接收队列ID用作接收队列 描述符表1440中的索引。接收队列描述符表1440中的指定条目是用于描述该特定接收队 列的状态和其它特性的起点(如由NIC216观察到的)。每个这种条目都大致标识了与以上 针对发送队列描述符表1340中的条目描述的有关接收队列的相同的信息。
如前所述，由接收队列ID指定的接收队列描述符表1440条目也含有与所述特定接收 队列相关联的接收事件队列的ID。由接收事件队列描述符表1442中的相应条目描述所有应 用1224的所有接收事件队列。在接收事件队列描述符表1442中由来自接收队列描述附表 1440的接收队列ID标识的条目是用于描述该特定接收事件队列418的状态和其它特性的起 点(如由NIC216观察到的)。每个这种条目都大致标识了与以上针对发送队列描述符表1342 中的条目描述的有关接收队列的相同的信息。与发送端一样，至少对于事件队列深度管理 目的，该信息不必包括任何接收事件队列418的设备中心接收事件队列读指针。
除与发送端的结构相对应的接收端的结构外，接收端还包括过滤表和逻辑块1450。由 于NIC216可以支持在用户级应用1224与LAN212上的远程代理之间的多个同时连接，并 且由于NIC216支持使用多个发送和接收队列的这些同时连接，因此由NIC216执行的一个 功能是将每个输入数据包导引到正确的接收队列。NIC216用以进行该确定的机制对于本发 明的理解并不重要，但是需要注意的是，过滤表和逻辑1450保持有在数据包报头信息与目 的地接收队列ID之间的对应关系。由此过滤表和逻辑1450使用输入数据包的报头信息来 确定正确的目的地接收队列的ID，并使用该接收队列ID作为对接收队列描述符表1440的 索引。如以上针对发送端说明的那样，接收队列ID是NIC216用以获得与目的地接收队列有关的所有所需的信息(以正确地转发数据包数据)的起点。 管理事件
如上所述，在这里描述的实施例中将事件用作首要的状态报告方法。事件是从NIC216 中的各种资源收集的状态字。如以上针对简化实施例描述的，事件可以产生中断，但是如 下所述，在图12到14的实施例中对中断的产生包括额外的间接级。使中断最小化以降低 中断潜伏性和CPU开销。
同样如上所述，将发送事件队列描述符表1342和接收事件队列描述符表1442优选地 仅实现为单个表。在一个这种实施例中，统一的事件队列支持多达4k个事件队列。事件队 列0到3专用于最多4个队列，该最多4个队列用于内核网络接口驱动器(被公知为NET 驱动器)的数据包传送，事件队列4专用于第二内核驱动器(被公知为CHAR驱动器)，该
第二内核驱动器负责总体管理和在所有用户队列与它们相对应的协议栈之间的协调。
事件具有如由事件描述符中的事件代号字段标识的不同类型。事件描述符的其余字段
取决于事件类型。己经描述的两种事件类型是发送完成事件和接收完成事件；如前所述， 如分别在发送队列描述符表1340或接收队列描述符表1440中设计的那样，将这些事件发 送给任何事件队列。其它事件类型专用于其它非IP LAN协议。每个事件队列还具有在 NIC216中的相关联的定时器，这些定时器也可以为它们相应的事件队列产生事件。某些事 件(包括大多数的管理事件)是严格意义上的CHAR驱动器事件。只将这些事件发送给 CHAR驱动器而不发送给任何用户事件队列。还有的事件是全局事件，CHAR驱动器或内 核驱动器可以负责处理该全局事件。也可以由CHAR驱动器或NET驱动器来产生事件。 CHAR和NET驱动器可以为任何事件队列产生任何希望的类型的事件。
NIC216使用单个事件FIFO(未示出)来缓冲等待被写出到存储器中的事件。事件FIFO 的深度很浅，以确保低潜伏递送。当该FIFO已满时，所有代理都得到了背压。另外，作为 从不同资源收集的事件，在某些情况下，NIC216能够积累比在单个事件描述符中的更多的 事件。如果这样将出现这种情况，例如，由在单个事件描述符格式中不同的标记描述的两 个不同的事件。这里提及的事件"接合"的步骤，可以帮助减少待写入主机存储器222中 的事件队列的事件描述符的数量。然而，接合的可能性确实不能减少用于提供发送或接收 完成事件的事件队列的可用空间数量的主机子系统的计算中的值"z"，因为主机不能基于 任何接合而执行。如上所述，主机仍然需要确定z,在依靠基于管理事件资源的数量和每个 这样资源可能最后在任何给定点还未被处理的事件的最大量。在另一个实施例中，可能会采用接合的某些量，从而减少Z的值。 共享事件队列实施例
在图3、 4、 13以及14的实施例中，针对每个发送和接收数据队列示出独立的事件队 列。然而，在一优选实施例中，主机子系统214可以指定单个事件队列来接收关于若干不 同数据队列的事件。分配给单个事件队列的数据队列可以是发送队列、接收队列或这两者。 例如，主机子系统可能正在进行充当网络212上的若干束TCP连接的端点的程序线程。通 常，该线程针对各连接束具有独立发送队列和独立接收队列，但是通过仅具有用于接收与 所有这种发送和接收队列有关的事件的一个事件队列。作为另一示例， 一个程序线程可能 具有一个以上事件队列，或者几个程序线程可能共享一个事件队列。支持所以这种变化。 此外，在多重队列实施例中，同样将诸如1342和1442的发送和接收事件队列描述符表优 选地表现为仅单个表。
如上所述，特定数据队列的队列描述符表1340或1440 (分别是发送或接收)中的条 目包括这样的字段该字段标识了应当将与所述特定队列有关的事件写入其中的事件队列 ID。当NIC216耗用了来自特定数据队列的发送或接收数据缓冲区并希望将一完成事件写入 合适的事件队列中时，NIC216从队列描述符表条目中的用于该特定数据队列的该字段检索 合适的事件队列ID。队列描述符表中的用于特定数据队列的条目还包括队列"标签"， NIC216会将该队列"标签"包括进来，作为完成事件描述符中的数据。典型地，负责所述 特定数据队列的程序线程将向该标签字段写入该线程可以稍后(当接收到完成事件时)使 用的代号，以标识该事件所属的特定数据队列ID。
在一共享的事件队列实施例中，当主机发送事件管理模块确定相关事件队列中的用于
接收引用特定发送队列的完成事件的当前有效空间的数量时，z的值是可以从其他资源写入 到相关事件队列的事件的最大数量，其中其他资源包括引用可以被写入相同相关事件队列 的其他数据队列的完成事件。同样地，当接收事件管理模块确定相关事件队列中的用于接 收引用特定接收队列的完成事件的当前有效空间的数量时，z的值是可以从其他资源写入到 相关事件队列的事件的最大数量，其中其他资源包括引用可以被写入相同相关事件队列的 其他数据队列的完成事件。
规定的另一种方式，如果z被认为限制到不是完成事件的事件，则通过B^x-z)-y得出(如 上阐述)主机子系统在任何给定时间排队用来发送或接收的数据缓冲区的最大量，其中，x 在相关联的事件队列中的条目的总量，B是可以由在相关联的事件队列中的每个完成事件描述的数据缓冲区的最小量。然而，z的值是现在将要写入事件队列的未完成事件的最大量，y 是先前排队并且仍未被处理的数据缓冲区的总量。7的值是71，化...^的和，其中每个yi表示 在与特定事件队列相关联的分别不同的数据队列中先前排队的数据缓冲区之一的数量，并且 仍然未被处理。
多重队列实施例中的中断管理
在多重队列实施例中，如以上针对简化实施例描述的那样对NET内核队列的中断进行 管理。按硬件而定，要么每个内核队列都具有它自己的中断，要么两个或更多个内核队列 共享中断。在后一情况下，共享的中断激活所有的共享驱动器，这些共享驱动器中的每一 个快速地确定它是否为负责处理该中断的驱动器。CHAR驱动器也可以与一个或更多个 NET队列共享中断。
然而，用户队列不是操作系统的一部分并且不能接收中断。在本发明的一个方面中， 可以通过添加一个间接层来实现类似的功能。具体来说，在步骤636 (用于发送)和1014 (用于接收)中，相应的NIC发送和接收数据模块不直接中断主机中的相应发送和接收事 件处理器。相反，它们向CHAR驱动器的事件队列写入"用户事件队列唤醒事件"，其包括 (通过事件队列ID来)标识需要激活的事件队列的字段。在简化实施例中，通过中断使能 位348、 448来许可中断；在多事件实施例中，通过需要激活的用户级事件队列描述符中的 Char_ev_enable位来许可将用户事件队列唤醒事件写入CHAR驱动器的事件队列中。
CHAR驱动器队列在它忽略它的char—ev一enable位的意义上来说与用户级队列不同， 并且与简化实施例的不同之处在于其事件队列含有引用另一队列的驱动器的唤醒事件而 非数据传送完成事件(尽管在一实施例中CHAR驱动器事件队列也可以含有数据传送完成 事件)。CHAR驱动器队列与简化实施例地类似之处在于它仍然包括NIC上的中断使能位。 使用该位对中断的使能和禁用实质上与以上参照图3和4阐述的相同。
因此，连同向CHAR驱动器事件队列写入用户事件队列唤醒事件，只有接着使能了 CHAR驱动器中断时，NIC216才产生对运行在主机子系统214上的CHAR驱动器的中断。 然后立即关闭CHAR驱动器队列的中断使能位，使得被写入CHAR事件队列中的其它用户 事件队列唤醒事件不会产生中断(被写入CHAR事件队列中的其它种类的事件也不会产生 中断)。换句话说，CHAR事件队列不会产生其它中断，直到CHAR驱动器请求一个中断。 然而，NET驱动器队列可能仍然能够产生中断，因为所有中断事件队列都按独立的方式进 行操作。如以上参照图3和4阐述的，当主机中的CHAR驱动器相信它已经清空了 CHAR驱动器事件队列时，它将它的已更新主机中心CHAR事件队列读指针写回NIC216， NIC216 对它与设备中心写指针进行比较，以确定是否再使能CHAR驱动器中断(如果这两个指针 相等)或断言新的中断(如果这两个指针不相等)。由此避免了在下述情况下可能出现的竞 争状态:如果NIC正在将更多用户事件队列唤醒事件写入CHAR驱动器事件队列的过程中， 同时主机中的CHAR驱动器确定CHAR驱动器事件队列中的下一检索的描述符是空的。
当CHAR驱动器事件处理器从CHAR驱动器事件队列获得用户事件队列唤醒事件时， 它进行如下操作激活负责在用户事件队列唤醒事件中标识的事件队列的主机事件处理器。
在用于中断队列(NET驱动器队列和CHAR驱动器队列)与用于非中断队列(用户队 列)的中断管理机制之间存在两重性。如上所述，用于中断队列的驱动器使能和禁用(抑 制)特定队列的中断，而用于非中断队列的驱动器使能和禁用NIC对特定队列的唤醒事件 的写入。这两个处理的细微差异在于，对于中断队列，缺省状态是其中将发生中断的状态； 在不希望发生中断的时段中必须抑制这些中断。另一方面，对于非中断队列，缺省状态是 其中不写入唤醒事件的状态。必须请求唤醒事件以出现一个唤醒事件。然而，在这两种情 况下，在上述实施例中，使能或禁用中断的机制类似于用于使能或禁用唤醒事件的机制 连同对中断/唤醒事件的发出一起禁用/抑制/扣留它们，并且通过向NIC对己更新事件队列 读指针的写入来再使能/允许/请求它们。由此，这里在短语"对中断的使能"、"对中断的允 许"或"对中断的请求"之间没有区别。类似地，这里在短语"对唤醒事件的使能"、"对 唤醒事件的允许"或"对唤醒事件的请求"之间没有区别。即使在其中用于中断队列的机 制与用于非中断队列的机制不相同的实施例中，这里在这些术语之中也没有区别。
可以看到，即使用户级驱动器实际上不能接收中断，通过向用于对中断进行协调的 CHAR驱动器发送唤醒事件而提供的附加间接层也允许用户级队列及其驱动器按与中断操 作系统队列大致相同的方式进行操作。即使在可以接收中断的多个驱动器的实施例中，附 加间接层也是有益的，因为它不仅有助于单个地使各事件队列的中断最小化，而且有助于 整体地使在所有事件队列上的中断最小化。
外设向中间事件队列写入事件("参考"事件)、调用中间事件队列处理器以针对不同 的("被参考")事件队列执行功能的技术并不限于用于激活有意阻断对唤醒事件的等待的 参考队列的处理器的唤醒事件。也不限于其中中间队列是中断队列而参考队列不使中断队 列的情况。作为示例，在2004年2月3日提交的英国专利公报No.0404696.7 (标题为"Dual Driver Interface",通过应用将其并入于此)中描述的一个实施例中，支持多个内核事件队列。当一事件已在队列(参考队列)上保留了一定延长时段时(这表示参考队列停滞住了)， 外设能够检测到。例如，如果与队列相关联的应用、驱动器或传输库出现了故障，或者已 经终止或被排除在计划以外，该队列可能会变得停滞。响应于这种检测，而不是发出待由 与参考队列相关联的实体来处理的中断，网络接口驱动器向另一队列(优选地，控制通道 的队列)发出事件(可优选地，带有相关联地中断)。该"参考"事件表示停滞队列的性质 (即，对停滞队列的表示)和标识。优选地，将与控制通道相关联的实体(优选地，其为 诸如所述多个驱动器中的一个的控制实体)布置成通过访问并释放所表示的队列对这种消 息进行响应。可以显见对中间队列技术的许多其它使用。取决于所表示的队列变得停滞的 原因，可能存在如下情况当前已释放事件队列的处理器接着可以检索并处理队列上的一 个或更多个事件。 避免中断假警报
某些I/0总线(如PCI2.0和PCI-X)支持电平触发中断，在电平触发中断中，外设通
过使信号线进入活动状态来产生中断。在使用电平触发中断的系统中，存在可以产生"假
警报"中断的边界条件。考虑如下情况外设通过使中断信号线进入其活动电平来产生其 中断，并且只在接收到来自主机的中断确认时才使它返回不活动电平。如果在将该中断确 认写入外设之后，在外设能够使中断信号线失活之前主机中断服务例程退出了，则主机可 以将持续活动的信号线解释为新中断并再次激活事件队列处理器。如果此时事件队列仍然 是空的，则该新的"假警报"会引起不必要的主机的环境切换。
因此，在使用电平触发中断的实施例中，可以如下地使这种假警报的可能性最小化。
响应于中断，主机子系统读取NIC上的寄存器，以确定多个源中的哪个源发起了该中断。 响应于主机子系统对中断源寄存器的读取，NIC使中断线失活。NIC可以产生其它中断， 然后如果在读取了中断源寄存器之后产生了更多事件，但是不会丢失中断。在主机子系统 写回它的事件队列读指针时，中断线也不会活动，因此也不会产生假警报中断。
在上述多重队列实施例中，在不需要到NIC的通信以解断言唤醒事件的意义上来说， 唤醒事件更类似于边沿触发中断，而不是电平触发中断。NIC在主机事件处理器已使它自 己失活之后保持唤醒事件活动，这是没有风险的，因为主机可以撤销该唤醒事件并按协调 的方式使它自己失活。因此，根据它的性质，假设正确地设计了事件处理器，则在唤醒事 件的环境下不必产生假警报问题。然而，对于CHAR驱动器中断，仍然会产生该问题。在 这种情况下， 一个实施例使用以上针对CHAR驱动器事件队列描述的假警报防止机制，和以上针对用户事件队列描述的竞争状况检测和纠正机制。在使用消息信令中断(MSI)的实 施例中，如在PCI-ExpressI/0总线上，所有队列只使用上述竞争状况机制。
如这里使用的，对信息项的"标识"不一定要求直接指定该信息项。通过一个或更多 个间接层简单地引用实际信息，或者通过标识一个或更多个不同的信息项(这些信息项一 起例如通过公知的算法足以确定实际信息项)，可以在一字段中"标识"信息。此外，这里 使用术语"表示"来意指与"标识"相同的意思。
此外，在这里使用的，指向存储器中的特定位置的"指针"是"标识"存储器中的特 定位置的信息。在一个实施例中，该指针包括第一值，其标识缓冲区描述符表中的条目， 而该条目标识主机存储器中的缓冲区的基地址；和第二值，其标识到该缓冲区的偏移量； 以及还可以包括其它参数，需要这些参数来唯一地标识存储器中的特定位置。注意，由于 如上所述地定义了 "标识"，因此标识了队列中的待读取或写入事件的"下一"位置的任何 读或写指针，也标识了最后一次读取或最后一次写入位置，反之亦然。
此外，如这里使用的，如果前任信号、事件或值影响了给定信号、事件或值，则给定 信号、事件或值对该前任信号、事件或值"有响应"。如果存在插入处理单元、步骤或时段， 则给定的信号、事件或值仍然可以对前任信号、事件或值"有响应"。如果插入处理单元或 步骤组合了一个以上的信号、事件或值，则将处理单元或步骤的信号输出视为对信号、事 件或值输入中的每一个都"有响应"。如果给定信号、事件或值与前任信号、事件或值相同， 则该情况仅仅是其中将给定信号、事件或值仍然视为对前任信号、事件或值"有响应"的退 化情况。类似地定义给定信号、事件或值对另一信号、事件或值的"依赖性"。
出于示例和说明的目的，提供了本发明优选实施例的上述说明。并不旨在穷举或者将 本发明限制为公开的精确形式。显然，本领域的技术人员可以显见许多变型和修改。具体 来说，并无限制地，通过引用将在本专利申请的背景部分中通过引用描述、建议或并入的 任何和所以变型并入本文对本发明的多个实施例的描述中。对本文描述的实施例的选取和 描述的目的是为了很好地阐述本发明的原理及其实际应用，从而使得本领域的技术人员能 够针对各种实施例并以适于所预期的具体应用的各种修改来理解本发明。本发明的范围由 所附权利要求及其等同物来限定。
权利要求
1、一种用于管理主机子系统的存储器中的信息传送队列(例如，318，418)的方法，与可以经由通信通道写入所述队列的外围设备一起使用所述信息传送队列，包括步骤主机子系统做出用于写入新入口的信息传送队列中的空间的有效性的决定；主机子系统，依据这样的决定，将一组入口写入可访问外围设备的第二队列(例如312，412)，在第二组中的入口授权外围设备将特定类型的新入口的精确数目写入信息传送队列；外围设备依据第二组的入口数，将特定类型的新入口写入信息传送队列；以及主机子系统使用由外围设备写入的入口。
2、 根据权利要求l的方法，其中主机子系统包括用于信J/f键队列的主机中心读指针，并且其中主机子系统《顿由外围设备写入的入口的步骤包蹄骤主机子系统^顿来自在主 机中心读指针确定的存储制體上的信息1链队列的特定入口并且与此一道，清除信息〗锁队列中的 特定入口以及魏主机中心读指针。
3、 根据权利要求1的方法，其中主机子系统包括用于信息1錢队列的主机中心读指针，并且其中主 机子系统f顿由外围设备写入的入口的步骤包f涉骤主机子系统检査正好在由主机中心读指针识别 的存储器的特定《體之前的信肩J键队列中的入口的清除状态；如果发现正好在特定位置之前的入口在检查的步骤中被清除，主机子系劍柳来自信息縦 队列的特定入口并且与此一道，清除信I縱队列中的特^A口及更新主机中心读指针；并且如果发J1IB子在特定1體之前的入口在检査的步骤中未被清除，主机子系鄉出缓冲区 溢出情况的信号。
4、 根据权利要求1的方法，其中主机子系统包括用于信息縦队列的主机中心读指针并形卜围设备 包括用于信息総队列的设备中心写指针，并且其中外围设备将特定翻的新入口写入信息縦队列的步骤包鄉骤:外围设备将新入口写到由设备中心写指mR别的存储器中的f體，并且与此一道，更新殳备中心写指针；并且其中主机子系劍顿由外围设备写入的入口的步骤包繊骤主机子系统4顿来自在主机 中心读指针确定的存储劉體上的信息f^队列的特定入口并且与此一道，魏主机中心读J断。
5、 根据权利要求4的对去，其中主机子系统不保存用于信息織队歹啲写指针。
6、 根据权利要求4的方法，其中主机子系统不保存用于信息皿队列的读皿。
7、 根据权利要求4的方法，其中信息皿队列的主机中心读指针可访问用^和，的主机子系统 而不需要娜通信鹏，并且其中信息錢队列的设备中心写指针可访问用雅和更新的外围设备而不需要^顿通信通道。
8、 根据权利要求7的方法，其中通信iiil:包括用于外围设备和主机存储器之间的直接存储器访问的机制。
9、 根据权利要求1的方法，其中主机子系统做出用于写入新入口的信息^键队列中的空间有效性的 决定的步骤，进一步包職骤计算值x-y-z，其中x是标信息^f键队列的总尺寸的值，z是^能 被写入到信息錢队列的除了特定難的入口的入口最大数，以及y ^i机子系縱臓权外围设备写入信息{雜队列的并且 的特定,的入口数。
10、 根据权利要求l的方法，其中主机子系统做出用于写入新入口的信l/f锁队列中的空间有效性的 决定的步骤，进一步包蹄骤计算值x-y-z，其中x是^^信J4锁队列的总尺寸的值，z是転能 被写入到信息織队列的除了特定翻的入口的入口最大数，以及y是由主机子系i泣臓丰妙隅设 备写入信息《雜队列的特定鄉的入口数减去主机子系统已经4顿的3^A口数而决定的。
11、 根据权利要求10的方法，其中在做出用于写入新入口的信I/f雜队列中的空间有效性的决定中， 主机子系统认为使用的入口数包括主机子系统已经从信息传送队列检索的入口数和主机子系统将不 ^ffil外围设备刺顿的入口数。
12、 根据权利要求l的方法，其中主机子系统做出用于写入新入口的信l/f键队列中的空间有效性的 决定的步骤，包，骤主机子系统比^于第二队列的读和写指针。
13、 根据权利要求12的方法，其中其中主机子系统做出用于写Aff入口的信息《鍵队列中的空间有 效性的决定的步骤，进一步包鄉骤计算值x-y-z，其中，x是标信息^锁队列的总尺寸的值，y^ffl于第二队列的读和写j断的^fi模，以及z是，除了特定，的那些而能被写入到信息^t队 列的入口的最大数的值。
14、 根据权利要求l的方法，其中外围设她括外围设备将用于通信的 &接收到主机子系^^要 经由的接口，其中信J4錢队列包括薪牛队列，并且其中第二队列包括接收队列，接收队列中的入口 识别用于弓1入 接收的主机存储器中的缓冲区，其中特定難的事件P人列入口指示外围设备已经将引入繊包数据写入到由接收队列入口识别 的缓冲区。
15、 根据权利要求14的方法，其中aa在将一纟iA口写入至嗨二队列的步骤中的主机写入的每一个入口iKSU至少一个在用于弓1入 接收的主机存储器中的缓冲区。
16、 根据权利要求15的方法，其中主机子系统包括主机中A箱收队列写指针，并且其中外围设备包掛殳备中'i:凝收队列读指针，进一步包括，与步骤主机子系统将一iaA口写入到第二队列一道的，步骤更新主机中A模收队列写指针；以及通知设备中《接收队列写指针戶;M更新。
17、 根据权利要求14的方法，其中夕卜围设條据第二数，将特定鄉的新入口写AM言息4幾队列的步骤，包J涉骤夕卜围设备将引入i^&繊写入由接收队列中的入口i湖啲主机存储器爰冲区，并且与此一道，只是将特定数量的割糊述符写入到信息機队列。
18、 根据权利要求17的方法，其中主机子系统包括主机中'。接收队列读指针，并且其中夕卜围设备包 掛殳备中A模收队列写指针，进一步包括，与步骤外围设备将引入 包 写入由接收队列中的入 口i口x^的主机存储^M冲区一道的，步骤更f S备中A模收队列读指针；以及 通知主机中诚收队列读指针臓魏。
19、 根据权利要求1的方法，其中外围设备包括外围设备将用于通信的 &接鹏往机子系^^ 由的接口，其中信息1键队列包括事件队列，并且其中第二队列包括，队列，，P人列中的入口经 由接口ffli^卜围设备识别用于^^的主机存储器中的娜缓冲区，其中特定鄉的事件队列入口^^外围设备B^由錢P人列入口i湖啲缓冲区総娜。
20、 根据权利要求19的方法，其中夕卜围设滅据第二数，将特定鄉的新入口写Ai瞻息传送队列 的步骤，包鄉驟外围设备从由錢队列中的入口i湖啲主机存储驟l冲区総输出的娜包麵， 并且与此一道，只是将特定M的事fflS述符写入到信息f^队列。
21、 根据权利要求20的方法，其中主机子系统包括主机中心腿队列读指针，并且其中外围设备包 微备中心錢队列写指针，进一步包括，与步骤外围设备将引入 &1^从由錢队列中的入口 鄉啲主机存储體冲区一道的，步骤Mff^备中A模收队列读指针；以及 通知主机中^模收队列读指针戶脱更新。
22、 根据权利要求l的方法，其中被写入到第二队列的每一个入口都包括DMA描述符， 进一步包J涉骤外围设條据DMA描述符，执行与主机子系统的存储器子系统的DMA {链。
23、 禾鹏权利要求l的方法，其中被写入到第二队歹啲每一个入口都包括用于外围设备的去报告信息 4锁队列中的至少一个事件的相应组合的命令调用。
24、 根据权利要求l的方法，其中信息传鄉人列包括 际主机子系统和外围设备之间的 #^完成 的入口 ，以及t际除了主机子系擬斷围设备之间的繊传粒外的命令誠的入口 。
25、 一种用于管Si机子系统的存储器中的环謝言息传送队列(例如318， 418)方法，与可以经由通 信鹏写入臓队列的外围设备一起顿，包跡骤主机子系统检査碰在由主机中心读指针识别的存储器的特定位置之前的信息传送队列中的入 P的清除状态；如果发现在检査步骤中将清除正好在特劍體之前的入口 ，主机子系劍顿由主机中心读指附只别的入口，并且与此一道，清除由主机中心读指mR5啲入口并更新主机中心读指针；以及如果发现在检s^骤中将不清除正好在特定^a之前的入口，发出缓冲区溢出情况的信号。
26、 根据权利要求25的方法，进一步包蹄骤^ft息寸键P人列中的所有入口tPlU始化为清除状态。
27、 根据权利要求25的方法，其中外围设备包括用于信息l键队列的设备中心写指针， 进一步包J涉驟夕隅设备将新入口写入到在由设备中心写指附只别的存储激4 ±的信息<键队列中并与此"^t,更新殳备中心写指针。
28、 根据权利要求27的方法，其中主机子系统不保存用于信息^鍵队列的写指针并形卜围设备不保 存用于信息传送队列的读指针。
29、 根据权利要求27的方法，其中用于信息4锁队列的主机中心读指针不需要j顿通信鹏而读取 和更新主机子系统是可以超啲，并且其中用于信息传送队列的设备中心写指针不需要^ffl通信通道而读取和更新外围设备是可 以超啲。
30、 根据权利要求25的方法，进一步包括卩lih缓冲区溢出情况的附加方法，其中，步骤如果发现在检鼓骤中I0i子在特赵體之前的入口未Mi机子系统清除，主机子系 縱出缓冲区溢出情况的信号，仅雌生在用于fflih缓冲区溢出情况的附加方法嫩以后。
31、 根据权利要求25的方法，其中外围设备包括网雜口设备，并且其中信14链队列包括謝牛队列，fflil该队列网兰維口设备^mM锁队列状劍言息传超!J主机子系统。
32、 根据权利要求31的友法，进一步包鄉骤网乡雜口设备将引入娜包,写/^注机存储器 缓冲区并且与此—道，将事糊述符写入到信肩麟队列，割糊述符通知主机子系^#&,己 经被写入到主机存储f^爰冲区中了。
33、 根据权利要求31的方法，进一步包棘骤网纟維口设备iAi机存储ISM冲区中驗输出繊包 并与此一道，^W糊述符写Ai膽息^t队列，时间描述符通知主机子系 自主丰/1#储器 缓冲区的 & 皿。
34、 一种用雅Si机子系统的存储器中的信l/f锁P人列(例如318， 418)的方法，与可以经由通信 鹏写入队列的外围设备一起鹏臓信息储队列，包鄉骤夕卜围设备将新入口写入到在由设备中心写指针矛际的存储制立置上的信l/f趙队列中，并与此一 道，更宇微备中心写指针；并且主机子系謝顿来自在由主机中心读指针J际的存储^g上的信息传送队列的入口 ，并与此一 道，E新主机中心读指针，其中，主机中心读指针不需要4顿通信ait而读取和更新外围设备是可以超啲，并且其中主机子系统不保存用于信肩4锁队列的写指针。
35、 根据权利要求34的方法，其中外围设备不保存用于信J/f键队列的读指针。
36、 根据权利要求34的方法，其中夕隅设备包括网乡繊口设备，并且其中信息传送队列包括事件队 列，舰该割牛队列网乡維口设备将腿队列汰割言息传送到主机子系统。
37、 根据权利要求36的方法，进一步包J涉骤网i維口设备将引入繊midg写入主机存储驟爰 冲区并且与此一道，将薪^S述符写入信息^^P人列，时间描述符通知主机子系^ 包 已经被 写入到主机存储f^冲区了。
38、 根据权利要求36的方法，进一步包,骤网乡,口设备/Ai机存储離夷冲区中检索输出i^包 并与此一道，^vwa述符写Af腊息^^队列，时间描述符通知主机子系^*自主机存储器缓冲区的i^SM检索。
39、 一种用于管ffife机子系统的存储器中的信息f^P人列(例如318， 418)的方法，与可以经由通信M写入队列的外围设备一超顿戶;f^信肩j锁队列，包手涉骤夕卜围设條据它认为的出现^i禾朋口外围设备都倉辦访问的第二队列(例如312， 412)中的入口的数量，确定Ht定数，戶;M特定数赵卜围设备a^鹏权去写A5瞻息4键队列的特定鄉的新入P的媳以及外围设M据第二数，将特定I^M的新入口写入到信息4键队列。
40、 根据权利要求39的方法，其中主机子系统包括用于信息^趙队列的主机中心读指针并，卜围设 备包括用于信14锁队列的设备中心写指针，并且其中外围设备将特定鄉的新入口写入到信息4键队列的步骤包鄉激夕卜围设备将新入口 写入到由设备中心写指针i賜啲存储器的位置并且与此一道，更ff^备中心写指针； 并且，其中主机子系统不保存用于信息l链队列的写撒十。
41、 根据权利要求39的方法，其中外围设备包括接口，经由该接口外围设备将用^I信的鹏包接 收到主机子系统，其中信尉雜队列包括事件队列，并且其中第二队列包括接收队列，接收队列中的 入口i湖U主机存储器中的用于弓1入 接收的缓冲区，其中特定类型的事件队列入口指示外围设备已经将引入i^-包数据写入到由接收队列入口指示的缓冲区中了。
42、 根据权利要求41的方法，其中在外围设M&定的步骤期间，存在于第二队歹啲每一个入口都识 别至少主机存储器中的一,爱冲区用于弓入 的接收。
43、 根据权利要求39的方法，其中外围设备包括接口，经由该接口外围设备将用于通信的繊包接 收到主机子系统，其中信息^I队列包括割牛队列，并且其中第二队列包括，队列，皿队列中的 入口i湖U主in^储器中的繊缓冲区用于M3^卜围设备的经由该接口的^输，其中特定難的事件队列入口J际外围设备S^A人由腿队列入口识另啲缓冲区中総繊了， 并且其中外围设m据第二数，将特定 的新入口写入到信息传鄉人列的步骤，包M骤外围设备从由錢队列中的入口i湖啲主机存储驟爰冲区驗输出i^a,，并且与此一道，将不多辨定数量的事糊述符写AI瞻息储队列中。
全文摘要
用于管理与外围装置一起使用的主机存储器中的队列的方法。粗略地描述，主机依据主机已经授权装置写的队列入口数，以及主机已经使用的入口数的历史消息，做出用于写新入口的队列中的空间的有效性的决定。取决于所述决定，主机授权装置将限制数量的新入口写入到队列中。设备依据授权的数量将入口写入到队列中。主机在队列中保存读指针，但是不需要保存写指针，以及外围装置在队列中保存写指针，但是不需要保存读指针。
文档编号G11C5/00GK101421791SQ200680011378
公开日2009年4月29日 申请日期2006年1月31日 优先权日2005年2月3日
发明者德瑞克·罗伯茨, 戴维·里多克, 斯蒂夫·蒲柏, 玉 秦 申请人:Level5网络有限公司