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电梯直达

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发表于 2009-03-30 22:37 |只看该作者 |倒序浏览

最近在看Linux中断处理的过程，写了以下几点体会，忘高手给予指点，以便我去补充，使得这个知识点对于自己更加完整。

首先看一下中断发生时硬件和软件的大致处理过程，然后再来对每一步做稍微详细的介绍。
1.当中断发生时，cpu control unit会截获这一事件，并做一些基本的保留，同时disable local interrupt，表示不再响应中断。这里涉及到control unit保存的内容和来读取相应idt、gdt的内容来验证中断源的合法性和interrupt handler的指令地址，接下来执行的第一条软件指令便是interrupt handler。
2.Interrupt handler的首要动作便是save all，保存一切有可能会被中断处理程序用到的寄存器值，然后执行函数do_irq,do_irq调用irq_enter增加preemt_count的Hardirq counter数值。做一些与8k内核堆栈相关的动作，然后调用__do_irq。
3.__do_irq的首要任务便是acknowledge apic并且mask掉产生中断的线，使得该线在中断处理完成之前不再接收再次中断。此时local interrupt也是disable的（由1中的control unit关闭），接下来调用isr。
4.在执行isr之前，首先根据该isr的要求，开启或关闭local interrupt，一般都是开启local interrupt，然后依次调用isr。除非注册isr（request_irq）的时候特别用flag指明必须local interrupt disable，否则一般的isr都是运行在产生中断的那根线disable掉和local interrupt enable的情况下，执行完成之后并关闭local interrupt。
5.退到上层的__do_irq，该函数会调用pic的end函数，使得对应那根线（irq line）的中断开启。
6.退到上层的do_irq，此时会调用irq_exit,在irq_exit中首先减少preemt_count中的Hardirq counter，然后调用了softirq.可知softirq是运行在全部的中断线和local interrupt enable的情况下，意味着此时内核已经可以再次响应同样的中断。
7.完成之后。。。。。。。。。。。。。调用iret指令。
8.iret指令使得control unit恢复先前保存的所有东西，enable local interrupt。
上述第一点中，中断源的合法性比较重要，那么硬件上有哪些机制保证了该中断源的合法性呢？要了解此我们先来看一下当中断发生时，control unit做了哪些动作。首先它会根据中断源和idtr一起来找到相应的idt中的某个entry，并从该entry当中取出segment seletor，由此seletor再加上gdtr寄存器，就可以找到该interrupt handler的segment descriptor，由于该segment descriptor当中有个DPL，它表示了中断处理程序应该在哪个级别下运行，一般都是在0的level即kernel态下运行interrupt handler。因此如果发现当前进程的cs中的低两位数值比中断处理程序的DPL还小（数值越小，level也高，kernel的数值为0），那么就直接出现异常，因为不可能会有某个进程它的运行级别会被interrupt handler还低。经过这部确认之后，cs和eip分别被赋值成IDT当中的segment selector和offset，做完这一步意味着下一个执行的指令便是interrupt handler中的指令了。

第二步当中的interrupt handler的整条命令如下：
pushl $n-256
jmp common_interrupt
common_interrupt:
SAVE_ALL
movl %esp,%eax
call do_IRQ
jmp ret_from_intr
   其实存在于idt的地址指向的指令便是上述的前两条语句，接下来就是统一地保存所有cpu的寄存器，以免丢失。然后就调用函数do_IRQ来执行。 do_IRQ如上述所说，它基本就是增加硬中断的数值，然后直接调用__do_irq，__do_irq基本会通知中断控制器已经收到中断信号，告诉它将中断线的信号取消，一般此时会中断控制器会mask掉该跳线的中断。接下来__do_irq会调用ISR也即驱动程序利用函数 request_irq函数注册进去的中断处理历程。一般来说，在执行中断处理历程的时候，kernel会根据driver传进来的flag决定是否开启 local的中断，一般来说都是开启的，但是这里需要我们注意的是对于8259A这个中断控制芯片来说，此时尽管cpu local的中断是enabled，但是8259A上产生中断的哪条线还是disable的，意味着这条线上的中断不会被硬件觉察到。对于intel IO apic还没有研究过。由此可以看出，一般driver的中断处理历程都是运行local interrupt enable的情况下进行的，因此会产生中断嵌套之说。当__do_irq执行完ISR之后，并enable8259A上的哪条中断线，意味着将接收该线上产生的中断。到此,__do_irq算基本完成，退到上层函数do_irq，do_irq会执行irq_exit,在该函数中会减掉由 irq_enter增加的硬中断数值，接下来就判断是否是中断context，即如果函数in_interrupt返回false，且有pending 的软中断，那么就去执行软中断，即中断的底半步。关于linux中断的上半步和底半步就不详细说明了，这里只说明整个流程是怎么走的。
   kernel在系统初始化的时候注册了6个不同的softirq，分别为HI_SOFTIRQ，TIMER_SOFTIRQ（内核定时器的实现就是依赖这个softirq），NET_TX_SOFTIRQ，NET_RX_SOFTIRQ，BLOCK_SOFTIRQ，TASKLET_SOFTIRQ（tasklet的实现就是依赖于这个softirq），SCHED_SOFTIRQ，RCU_SOFTIRQ。。。。。当中断处理程序执行到irq_exit函数，在该函数中调用invoke_softirq即__do_softirq，正是在这个函数里，kernel对每个有pending的softirq执行起其相应的函数。那么哪个softirq pending是谁来设置的呢？可以参考函数raise_softirq_irqoff，这个函数传进来的参数就是上述6个softirq的值。softirq会在每次中断返回时会被检查是否要调用，到真正执行softirq的各个函数时，in_interrupt()值一定不为真。（由于softirq不能嵌套执行，因此它在执行之前会local_bh_disable来提升preemt_count的softirq counter值，使得下次softirq在in_interrupt（）的时候直接返回。那么在什么情况下会发生softirq的中断嵌套呢？因为softirq的时候所有中断都是打开的，因此有可能新的interrupt handler里面又注册了这个softirq，等到嵌套的中断退出时（此时preemt_count中的hardirq counter 为0，请参考do_irq分析），又会调到softirq，此时就实现了softirq的中断嵌套。
   这里将tasklet（即软中断中的一种）做个简单的解析，使用过tasklet来帮助我们driver中的实现中断底半步的兄弟都知道，一般我们都是通过如下两个步骤来实现：
tasklet_init
tasklet_schedule。
我们来看看上述两个函数的代码实现：
void tasklet_init(struct tasklet_struct *t,
   void (*func)(unsigned long), unsigned long data)
{
t->next = NULL;
t->state = 0;
atomic_set(&t->count, 0);
t->func = func;
t->data = data;
}
tasklet_init很简单，它只是将一个tasklet_struct赋值成想要的函数和参数，为该tasklet被运行做了一些初始化工作。
再来看
static inline void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)
{
if (!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state))
__tasklet_schedule(t);
}
void __tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)
{
unsigned long flags;

local_irq_save(flags);
t->next = NULL;
*__get_cpu_var(tasklet_vec).tail = t;
__get_cpu_var(tasklet_vec).tail = &(t->next);
raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ);
local_irq_restore(flags);
}
inline void raise_softirq_irqoff(unsigned int nr)
{
__raise_softirq_irqoff(nr);

/*
   * If we're in an interrupt or softirq, we're done
   * (this also catches softirq-disabled code). We will
   * actually run the softirq once we return from
   * the irq or softirq.
   *
   * Otherwise we wake up ksoftirqd to make sure we
   * schedule the softirq soon.
   */
if (!in_interrupt())
wakeup_softirqd();
}
#define __raise_softirq_irqoff(nr) do { or_softirq_pending(1UL << (nr)); } while (0)
由红色的代码我们可以看到函数tasklet_schedule只是将每个cpu对应的关于软中断的变量的那个关于tasklet的bit置成1，就结束了。
到此为止，我们再回想当中断处理程序完成之后，它会根据当前是否有pending的softirq，此时有，因此函数tasklet_action就会被调用，原因是内核初始化的时候有这么一条语句：open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action);。再看函数tasklet_action：
static void tasklet_action(struct softirq_action *a)
{
struct tasklet_struct *list;

local_irq_disable();
list = __get_cpu_var(tasklet_vec).head;
__get_cpu_var(tasklet_vec).head = NULL;
__get_cpu_var(tasklet_vec).tail = &__get_cpu_var(tasklet_vec).head;
local_irq_enable();

while (list) {
struct tasklet_struct *t = list;

list = list->next;

if (tasklet_trylock(t)) {
if (!atomic_read(&t->count)) {
if (!test_and_clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state))
BUG();
t->func(t->data);
tasklet_unlock(t);
continue;
}
tasklet_unlock(t);
}

local_irq_disable();
t->next = NULL;
*__get_cpu_var(tasklet_vec).tail = t;
__get_cpu_var(tasklet_vec).tail = &(t->next);
__raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ);
local_irq_enable();
}
}
红色的代码就是我们通过函数tasklet_init注册进去的函数。

以此类推，我们可以找到kernel timer的实现原理和其他一些软中断的执行过程。