PCIe Chapter 28：ACS、Peer-to-Peer 與 Multicast

先追 A 到 B：在哪一個 Port 讀 ACS？

本例先處理單播。A 的要求從 DP1 進入 Switch，再由地址選出通往 B 的 DP2。DP1 是這次的 Ingress Port（封包進入的埠），DP2 是候選 Egress Port（封包離開的埠）；判斷 P2P（Peer-to-Peer，同儕間交易）時，先讀入口 DP1 的 ACS（Access Control Services，存取控制服務），不能拿 DP2 的設定代替。

【模擬資料】以下資料為教學用途建立，不代表特定硬體或平台。UP0 的 Port Number 為 0，DP1／DP2／DP3 分別為 1／2／3；A、B、C 的 Requester ID 分別是 0300h／0400h／0500h。DP1 的 Secondary／Subordinate Bus Number 均為 03h，未啟用 FPB。B 的 BAR 範圍為 90000000h–90000FFFh，C 為 A0000000h–A0000FFFh。必要資源、Window、Memory Space Enable、Bus Master Enable 與 Link 傳輸均已就緒。封包案例採 Non-Flit Mode，沒有 Reset 或 Replay 事件。

FPB

Flattening Portal Bridge，扁平化入口橋接器

BAR

Base Address Register，基底位址暫存器

A 發出四個位元組的 Memory Write，目標 90000500h、AT=00b。AT（Address Type，位址類型）沿用 Chapter 27 的定義。這裡先追路由選擇；Posted Write 沒有一般 Completion，目的裝置的內部寫入結果仍需另有觀察。

Base 6.0 §§6.12–6.12.1.1，pp.751–755；基本地址與 Window 路由見 Chapter 5。

從 Capability 到 vector bit，如何把設定接起來？

先走 Capability 鏈結找到 ID=000Dh、Version=1，再依 Figure 7-131 定位結構，不能假設固定起點。把 DP1 的結構起點記作 A：A+04h 是 ACS Capability，A+06h 是 ACS Control，A+08h 起才是 Egress Control Vector。

假設 Capability=087Fh。依 Figure 7-133／Table 7-117，bits6:0 表示前七項控制均支援，bit7=0 表示未支援 ACS Enhanced Capability，bits15:8=08h 表示 vector 有八個有效 bits。這只是能力；本次 Control=001Dh，啟用 Source Validation、P2P Request Redirect、P2P Completion Redirect 及 Upstream Forwarding，Translation Blocking、P2P Egress Control、Direct Translated P2P 均未啟用。

若接下來要針對 B 選擇性控制，就依 §7.7.11.4 找Port Number=2 對應的 bit2。Equation 7-4 給出相對位移 08h＋(2 div 32)×4＝08h、DW 內 bit=2；mask 為 00000004h。這個索引用 Port Number，不是 B 的 Bus Number、Function Number 或 Analyzer 通道號碼。vector 是否參與判斷，還要看 Egress Control Enable。

DW

Double Word，4 bytes的資料單位

Size=00h 在支援 Egress Control 時表示 256 bits；若 Capability 的 P2P Egress Control=0，Size 為 undefined，vector 也不一定存在。查找結構和支援能力仍須先做。

Base 6.0 §§7.7.11–7.7.11.4，Figures 7-131–7-135、Tables 7-116–7-119、Equation 7-4，pp.1083–1089。

同一個目的位址，哪些設定會改變路徑？

先做兩項入口檢查。Source Validation 啟用時，A 的 Requester ID 內 Bus=03h 落在 DP1 的 03h–03h 範圍，符合本例條件；若改成 0600h，就會形成 ACS Violation。這只驗證規格定義的來源範圍，不等於驗證了程序身分或每個資料位址的授權。

Translation Blocking 啟用時，入口收到 AT 不是預設 00b 的上游 Memory Request，須先按 ACS Violation 處理；這項檢查優先於 Upstream Forwarding 及 P2P 控制。通過入口檢查後，再讀 Table 6-11。

下表各列是獨立的設定比較，不是軟體必須依序寫入的操作。E 是 P2P Egress Control Enable，R 是 P2P Request Redirect Enable，V 是 DP1 vector 中對應 DP2 的 bit2；D 是 Direct Translated P2P Enable，TB 是 Translation Blocking Enable。比較 Translated Request 的列，另假設 A 已合法取得相應轉譯及寫入權限；Direct 與 Redirect 共同啟用時，也已符合 §6.12.6.2 的排序前提。

從第一列走正常案例：E=0、R=1，因此要求往 RC 導引。第二列改為 E=1、R=1、V=0，Table 6-11 指定直送 B；V=1 才導引。若 E=1、R=0、V=1，則在 DP1 形成 ACS Violation。表中的 R=1 因此仍須配合 E 與 V 閱讀。

AT=10b 且 D=1 時，Direct Translated P2P 會覆蓋 Request Redirect 與 Egress Control，讓適用的 Memory Request 正常直送。但最後一列 TB=1，較早的 Translation Blocking 已要求報錯，D 不會解除這個阻擋。這裡的 Direct 仍以合法路由、能力與授權為前提。

Base 6.0 §6.12.1.1，pp.752–754；§6.12.3、Table 6-11，pp.757–758；Table 7-118，pp.1087–1088；排序條件 §6.12.6.2，p.761。

要求已往上送，回覆與錯誤要從哪裡接著看？

回到 Control=001Dh 的案例。從導引點到 Root Port 的必要 ACS Upstream Forwarding 必須有效，RC 也須具有 Redirected Request Validation。遇到原本會沿同一個下游出口折回的封包，這項控制讓封包繼續往上；未啟用時的相應處理是 undefined。一般單 Function Switch Upstream Port 不因此需要 ACS Capability，不能要求每個 Port 都出現相同結構。

RC 的驗證邏輯決定要求可反射回下游，還是按 ACS Violation 阻擋；演算法和特定控制由平台定義。Root Port 宣告 Redirect 能力，不保證 RC 支援任何程度的 P2P。本例另假設 RC 驗證通過，要求經 Root Port、Switch UP0、DP2 反射到 B。這段往下游傳送的要求不再由 Downstream Port 的 Request Redirect 往上導引；B 是否完成內部寫入，仍須接著觀察。

再另看 A 先前 Memory Read 所對應、由 B 返回的 Completion。回覆從 DP2 進入 Switch，因此讀 DP2 的 Completion Redirect 設定。假設該控制已啟用：RO（Relaxed Ordering，放寬排序屬性）=0 的同儕 Completion 須往上導引；RO=1 則正常路由。Request Redirect、Egress Control 及 Translation Blocking 都不作用於 Completion。

這段安排是為了避免直達的 non-RO Completion 越過被導引的 Posted Request。若同時使用直達和導引路徑，須依 §6.12.6 的條件分析；速度或跳數較少並非設定合法性的判準。完整 Passing 規則連回 Chapter 15。

若確實發生 ACS Violation，Non-Posted Request 須收到 CA（Completer Abort，完成端中止）Completion；Posted Write 則沒有這種一般回覆。負責處理的元件記錄的是 ACS Violation，不是因回覆 CA 就改記 Completer Abort Error；還須依 §6.12.5 處理目標中止狀態及錯誤上報。AER 的記錄與通知流程見 Chapter 12。

AER

Advanced Error Reporting，進階錯誤回報

Base 6.0 §6.12.1.1，pp.753–754；§6.12.1.3，p.756；§6.12.2，p.757；§§6.12.5–6.12.6.2，pp.759–761。

要把同一筆寫入送給 B 和 C，先找哪一個群組？

接著加入 Multicast（多播）：讓一筆 Posted Request 依群組複製到多個出口。先讀 Figure 6-14 的視窗，再讀 §6.14.1 的命中條件，最後才選成員。Memory Write 或 Address Routed Message 才可能命中；Memory Read 屬 Non-Posted Request，即使位址在相同視窗內，仍按一般單播處理。

本段的設定另為教學建立。Switch 的所有相關結構均已一致設定 MC_Enable、MC_Num_Group、MC_Base_Address、MC_Index_Position；A、B、C 都不實作 Multicast Capability，B、C 透過後面的 Overlay 接收。兩個出口均支援 ECRC regeneration，所需 AER 與 ECRC Check Capable 已具備。以 Multicast ID=0012h、Version=1 的結構起點 M 為例：

ECRC

End-to-End CRC，端到端循環冗餘檢查

AER

Advanced Error Reporting，進階錯誤回報

從 Figure 7-272 找到 Register，再看 Tables 7-244–7-246。MC_Max_Group=3 是最多四群，MC_Num_Group=3 是目前用四群，兩者都以數量減一編碼。MC_Index_Position=12 表示每窗 2¹²＝4 KiB。MC_Base_Address Register 的低六 bits 是 Index Position，所以原始 64-bit 值末尾的 0Ch 不是基址的一部分。MC_Enable=1 時，Index Position 小於 12 或 Num_Group 大於 Max_Group 都是 undefined；基址中低於 Index Position 及承載群組編號的地址 bits 也必須為零。

以下以 MCG（Multicast Group，多播群組）標示各視窗，先定位地址落在哪一格。

現在讓 A 送四個位元組的 Memory Write，位址 80002500h、AT=10b，且已合法取得轉譯與權限。以 §6.14.1 的公式計算：MCG＝((80002500h−80000000h)>>12)&3Fh＝2，頁內 offset=500h。整體命中範圍為 80000000h–80003FFFh；上限 80004000h 不包含在內。

MC_Enable=1、封包類型及位址範圍都符合，才成立 Multicast Hit。此後普通地址解碼由多播處理取代，ACS 只有 Source Validation 仍可能適用；前面的 P2P Request Redirect、Egress Control 甚至 Translation Blocking 都不決定這次多播的出口。

Base 6.0 §§6.14–6.14.1、Figure 6-14，pp.765–768；§§7.9.11–7.9.11.4，Figures 7-272–7-276、Tables 7-243–7-246，pp.1230–1234。

算出 MCG=2 後，如何決定複製、阻擋或丟棄？

先在入口 DP1 查看 MC_Block_All[2] 和 MC_Block_Untranslated[2]。本例前者為 0、後者為 1；AT=10b 的要求通過這項多播權限檢查。若換成 AT=00b，就按 MC Blocked TLP 處理，不會改走 ACS Redirect。以下把單筆條件改變後的結果放在同一張表：

TLP

Transaction Layer Packet，交易層封包

通過入口檢查後，用各 Port 的 MC_Receive[2] 選出口。MCG 的 bit2 的 mask 是 0000000000000004h。DP2 和 DP3 都設為一，因此各取得一份；UP0 沒設，所以沒有預設往上游送的副本。DP1 即使自己的 bit2 也為一，仍不得送回這次的入口。

若所有可用出口的 MC_Receive[2] 都為零，封包會無聲丟棄。這和命中 MC_Block_All／MC_Block_Untranslated 不同：後者丟棄封包並依 §6.14.4 記錄及上報 MC Blocked TLP，由阻擋入口負責處理。兩種情況都不是替 Posted Write 回一筆一般 Completion。

多播沿複製前的 ingress stream 與複製後各自的 egress stream 遵守既有 Posted Ordering；規格沒有因此提供所有接收裝置同時執行或全有全無完成的保證。

Base 6.0 §6.14.1，pp.766–768；§6.14.2，p.768；§6.14.4，p.769；§§7.9.11.5–7.9.11.7，Figures 7-277–7-279、Tables 7-247–7-249，pp.1234–1235。

B 和 C 只有一般 BAR，多播地址如何送進去？

BAR

Base Address Register，基底位址暫存器

上表的 DP2／DP3 啟用 MC_Overlay（出口地址改寫），所以 B 和 C 可用一般 BAR 接收。依 Figure 7-280／Table 7-250，DP2 的原始值 000000009000000Ch 表示 MC_Overlay_BAR 基底 90000000h、MC_Overlay_Size=12；DP3 則對應 A0000000h。Overlay Size 小於 6 代表停用，不能把零解成一個 byte 的視窗。

依 Equation 6-1，保留入口地址的 bits 11:0，其他 bits 取自各出口 Overlay 基底。因此 80002500h 經 DP2 變成 90000500h，經 DP3 變成 A0000500h，各落在先前配置的 BAR 範圍。Overlay 只在封包離開 Port 時作用，不在入口先改地址；它也沒有替端點建立 BAR 或資源配置。

如果封包含 ECRC（End-to-End CRC，TLP 的端到端完整性檢查碼），地址改變也會影響檢查結果。先讀 Table 6-12，再依每個出口的 regeneration 能力處理：

本例原始 ECRC 通過檢查，DP2、DP3 各以改寫後內容重算。若原始檢查失敗，支援 regeneration 的出口須送出反相的重算 ECRC，保留錯誤可被偵測的結果；不能靠重新計算把舊錯誤掩蓋掉。若出口不支援 regeneration，則移除 ECRC 並清 TD。本例的輸出地址、ECRC 與裝置實際消費資料是接續的觀察項目，不由「已複製」一次確認。

Base 6.0 §6.14.5，Equation 6-1、Table 6-12，pp.769–770；§7.9.11.8，Figure 7-280／Table 7-250，p.1236；ECRC regeneration 支援條件 Table 7-244，p.1232。

下次卡在 P2P 或多播，如何串起查閱順序？

先把來源、目標、Ingress／Egress Port 和封包方向畫清楚，再確認能力與設定。普通同儕要求沿 Source Validation、Translation Blocking、Direct Translated P2P 及 Table 6-11 查路徑，接著追 RC 驗證、Completion 和錯誤；多播則先核對命中，再追入口阻擋、MC_Receive、副本出口及 Overlay。不要用接收端沒看到資料，直接跳到唯一故障元件。

要更改多播基址或 Index Position，先依 §6.14.3 在整個 Component 的各 Function 清除 MC_Enable；一致性欄位不一致時結果為 indeterminate。其他允許隨時更新的欄位也有更新順序要求，不能把上述靜態比較表當成運作中的安全重配置程序。Linux P2P 政策、IOMMU 佈署和驅動協調另依實際平台文件。

Base 6.0 §6.14.3，p.769；§7.9.11，p.1230。

版本與完整來源路線

本章以 PCI Express Base Specification Revision 6.0（6.0-1.0-PUB）為準；下列印刷頁與 PDF 檢視器頁碼相同。拓撲、Register 值、封包與分支均為作者建立，沒有操作硬體。本章不以外部網站作 PCIe 技術依據。