嵌入式操作系统嵌入式操作系统陈香兰陈香兰助教:陈博、李春华助教:陈博、李春华Spring 2009中断和异常中断和异常2022-7-6嵌入式嵌入式OS3/101为什么会有中断为什么会有中断v内核的一个主要功能就是处理硬件外设I/O处理器速度一般比外设快很多内核必须处理其他任务,只有当外设真正完成了准备好了时CPU才转过来处理外设IOIO方式:l轮询、中断、DMA等轮询方式效率不高中断机制就是满足上述条件的一种解决办法2022-7-6嵌入式嵌入式OS4/101主要内容主要内容v中断信号的作用和中断信号处理的一般原则vI/O设备如何引起CPU中断vx86 CPU如何在硬件级处理中断信号vLinux内核中软件级中断处理及其数据结构vLinux的软中断、tasklet以及下半部分2022-7-6嵌入式嵌入式OS5/101主要内容主要内容v中断信号的作用和中断信号处理的一般原则中断信号的作用和中断信号处理的一般原则vI/O设备如何引起CPU中断vx86 CPU如何在硬件级处理中断信号vLinux内核中软件级中断处理及其数据结构vLinux的软中断、tasklet以及下半部分2022-7-6嵌入式嵌入式OS6/101中断和异常中断和异常v中断(广义)中断(广义)会改变处理器执行指令的顺序,通常与CPU芯片内部或外部硬件电路产生的电信号相对应中断异步的:由硬件随机产生,在程序执行的任何时候可能出现异常同步的:在(特殊的或出错的)指令执行时由CPU控制单元产生我们用“中断信号”来通称这两种类型的中断2022-7-6嵌入式嵌入式OS7/101中断信号的作用中断信号的作用v 中断信号提供了一种特殊的方式,使得CPU转去运行正常程序之外的代码 比如一个外设采集到一些数据,发出一个中断信号,CPU必须立刻响应这个信号,否则数据可能丢失v 当一个中断信号到达时,CPU必须停止它当前正在做的事,并且切换到一个新的活动v 为了做到这这一点,在进程的内核态堆栈保存程序计数器的当前值(即eip和cs寄存器)以便处理完中断的时候能正确返回到中断点,并把与中断信号相关的一个地址放入进程序计数器,从而进入中断的处理2022-7-6嵌入式嵌入式OS8/101中断信号的处理原则中断信号的处理原则v 快!当内核正在做一些别的事情的时候,中断会随时到来。
无辜的正在运行的代码被打断 中断处理程序在run的时候可能禁止了同级中断 中断处理程序对硬件操作,一般硬件对时间也是非常敏感的 内核的目标就是让中断尽可能快的处理完,尽其所能把更多的处理向后推迟 上半部分(top bottom)和下半部分(half bottom)2022-7-6嵌入式嵌入式OS9/101v 允许不同类型中断的嵌套发生,这样能使更多的I/O设备处于忙状态v 尽管内核在处理一个中断时可以接受一个新的中断,但在内核代码中还在存在一些临界区,在临界区中,中断必须被禁止2022-7-6嵌入式嵌入式OS10/101中断上下文中断上下文v中断上下文不同于进程上下文中断或异常处理程序执行的代码不是一个进程它是一个内核控制路径内核控制路径,代表了中断发生时正在运行的进程执行作为一个进程的内核控制路径,中断处理程序比一个进程要“轻”(中断上下文只包含了很有限的几个寄存器,建立和终止这个上下文所需要的时间很少)2022-7-6嵌入式嵌入式OS11/101中断上下文举例中断上下文举例v分析A,B,C,D在互相抢占上的关系 假设:2个interrupt context,记为A和B 2个process,记为C和D 1,假设某个时刻C占用CPU运行,此时A中断发生,C被A抢占,A得以在CPU上执行。
由于Linux不为中断处理程序设置process context,A只能使用 C的kernel stack作为自己的运行栈C进程进程D进程进程A中断中断B中断中断A中断发生中断发生current2022-7-6嵌入式嵌入式OS12/1012,无论如何,Linux的interrupt context A绝对不会被某个进程C或者D抢占!这是由于所有已经启动的interrupt contexts,不管是interrupt contexts之间切换,还是在某个interrupt context中执行代码的过程,决不可能插入scheduler调度例程的调用除非interrupt context主动或者被动阻塞进入睡眠,唤起scheduler,但这是必须避免的,危险性见第3点说明C进程进程D进程进程A中断中断B中断中断A中断发生中断发生current2022-7-6嵌入式嵌入式OS13/1013,关于第2点的解释:首先,interrupt context没有process context,A中断是“借”了C的进程上下文运行的,若允许A“阻塞”或“睡眠”,则C将被迫阻塞或睡眠,仅当A被“唤醒”C才被唤醒;而“唤醒”后,A将按照C在就绪队列中的顺序被调度。
这既损害了A的利益也污染了C的kernel stack其次,如果interrupt context A由于阻塞或是其他原因睡眠,外界对系统的响应能力将变得不可忍受2022-7-6嵌入式嵌入式OS14/1014,那么interrupt context A和B的关系又如何呢?由于可能在interrupt context的某个步骤打开了CPU的IF flag标志,这使得在A过程中,B的irq line已经触发了PIC,进而触发了CPU IRQ pin,使得CPU执行中断B的interrupt context,这是中断上下文的嵌套过程5,通常Linux不对不同的interrupt contexts设置优先级,这种任意的嵌套是允许的当然可能某个实时Linux的patch会不允许低优先级的interrupt context抢占高优先级的interrupt context C进程进程D进程进程A中断中断B中断中断A中断发生中断发生currentB中断发生中断发生开中断开中断2022-7-6嵌入式嵌入式OS15/101主要内容主要内容v中断信号的作用和中断信号处理的一般原则vI/O设备如何引起设备如何引起CPU中断中断vx86 CPU如何在硬件级处理中断信号vLinux内核中软件级中断处理及其数据结构vLinux的软中断、tasklet以及下半部分2022-7-6嵌入式嵌入式OS16/101中断和异常的分类(中断和异常的分类(Intel文档)文档)中断分为:v可屏蔽中断(Maskable interrupt)I/O设备发出的所有中断请求(IRQ)都可以产生可屏蔽中断。
可屏蔽中断可以处于两种状态:屏蔽的(masked)和非屏蔽的(unmasked)v非屏蔽中断(Nonmaskable interrupt)只有几个特定的危急事件才引起非屏蔽中断如硬件故障或是掉电2022-7-6嵌入式嵌入式OS17/101异常分为:v处理器探测异常由CPU执行指令时探测到一个反常条件时产生,如溢出、除0错等v编程异常由编程者发出的特定请求产生,通常由int类指令触发通常叫做“软中断”例如系统调用2022-7-6嵌入式嵌入式OS18/101v对于处理器探测异常,根据异常时保存在内核堆栈中的eip的值可以进一步分为:故障(fault):eip=引起故障的指令的地址l通常可以纠正,处理完异常时,该指令被重新执行l例如缺页异常陷阱(trap):eip=随后要执行的指令的地址异常中止(abort):eip=?l发生严重的错误eip值无效,只有强制终止受影响的进程2022-7-6嵌入式嵌入式OS19/101中断向量中断向量v每个中断和异常由0255之间的一个数(8位)来标识,Intel称其为中断向量非屏蔽中断的向量和异常的向量是固定的可屏蔽中断的向量可以通过对中断控制器的编程来改变2022-7-6嵌入式嵌入式OS20/101中断的产生中断的产生v每个能够发出中断请求的硬件设备控制器都有一条称为IRQ(Interrupt ReQuest)的输出线。
v所有的IRQ线都与一个中断控制器的输入引脚相连v中断控制器与CPU的INTR引脚相连设备设备控制器中断控制器IRQCPUINTR2022-7-6嵌入式嵌入式OS21/101中断控制器中断控制器执行下列动作:执行下列动作:1,监视IRQ线,对引发信号检查(编号小者优先)2,如果一个引发信号出现在IRQ线上a,把此信号转换成对应的中断向量b,把这个向量存放在中断控制器的一个I/O端口,从而允许CPU通过数据总线读这个向量c,把引发信号发送到处理器的INTR引脚,即产生一个中断d,等待,直到CPU应答这个信号;收到应答后,清INTR引脚3,返回到第1步2022-7-6嵌入式嵌入式OS22/101IRQ号和中断向量号号和中断向量号v中断控制器对输入的IRQ线从0开始顺序编号IRQ0,IRQ1,vIntel给中断控制器分配的中断向量号从32开始,上述IRQ线对应的中断向量依次是32+0、32+1、v可以对中断控制器编程:修改起始中断向量的值,或有选择的屏蔽/激活每条IRQ线屏蔽丢失2022-7-6嵌入式嵌入式OS23/101v屏蔽的中断不会丢失一旦被激活,中断控制器又会将它们发送到CPUv有选择的屏蔽/激活IRQ线全局屏蔽/激活前者通过对中断控制器编程实现后者通过特定的指令操作CPU中的状态字2022-7-6嵌入式嵌入式OS24/101I386:开中断和关中断开中断和关中断vCPU可以将屏蔽所有的可屏蔽终端Eflags中的IF标志:0=关中断;1=开中断。
关中断时,CPU不响应中断控制器发布的任何中断请求内核中使用cli和sti指令分别清除和设置该标志2022-7-6嵌入式嵌入式OS25/101传统的中断控制器:传统的中断控制器:8259Av 传统的中断控制器使用两片8259A以“级联”的方式连接在一起v 每个芯片可以处理最多8个不同的IRQ线v 主从两片8259A的连接:从主的IRQ2引脚v 因此,一共可以处理最多15个不同的IRQ线2022-7-6嵌入式嵌入式OS26/1018259A:设置起始中断向量号:设置起始中断向量号2022-7-6嵌入式嵌入式OS27/1018259A:禁止:禁止/激活某个激活某个IRQ线线取变量的第x个字节2022-7-6嵌入式嵌入式OS28/101异常异常vX86处理器发布了大约20种不同的异常某些异常通过硬件出错码说明跟异常相关的信息出错码会在陷入异常处理时,由硬件压入内核栈v内核为每个异常提供了一个专门的异常处理程序2022-7-6嵌入式嵌入式OS29/101故障非屏蔽中断陷阱,断点调试陷阱故障,缺页异常中止异常处理程序异常处理程序发出的信号2022-7-6嵌入式嵌入式OS30/101中断描述符表中断描述符表(Interrupt Descriptor Table,IDT)v中断描述符表是一个系统表,它与每一个中断或者异常向量相联系每个向量在表中有相应的中断或者异常处理程序的入口地址。
每个描述符8个字节,共256项,占用空间2KB内核在允许中断发生前,必须适当的初始化IDTvCPU的idtr寄存器指向IDT表的物理基地址lidt指令2022-7-6嵌入式嵌入式OS31/101vIDT包含3种类型的描述符任务门中断门:指定中断处理程序,进入中断门时,系统进入关中断状态陷阱门:与中断门类似,但进入陷阱门时,系统不会进入关中断状态2022-7-6嵌入式嵌入式OS32/101主要内容主要内容v中断信号的作用和中断信号处理的一般原则vI/O设备如何引起CPU中断vx86 CPU如何在硬件级处理中断信号如何在硬件级处理中断信号vLinux内核中软件级中断处理及其数据结构vLinux的软中断、tasklet以及下半部分2022-7-6嵌入式嵌入式OS33/101中断和异常的硬件处理中断和异常的硬件处理进入中断进入中断/异常异常v假定:内核已经初始化,CPU在保护模式下运行vCPU的正常运行:当执行了一条指令后,cs和eip这对寄存器包含了下一条将要执行的指令的逻辑地址在执行这条指令之前,CPU控制单元会检查在运行前一条指令时是否发生了一个中断或者异常如果发生了一个中断或异常,那么CPU控制单元执行下列操作:2022-7-6嵌入式嵌入式OS34/1011,确定与中断或者异常关联的向量i(0255)2,读idtr寄存器指向的IDT表中的第i项3,从gdtr寄存器获得GDT的基地址,并在GDT中查找,以读取IDT表项中的段选择符所标识的段描述符4,确定中断是由授权的发生源发出的。
中断:中断处理程序的特权不能低于引起中断的程序的特权(对应GDT表项中的DPL vs CS寄存器中的CPL)编程异常:还需比较CPL与对应IDT表项中的DPL这个描述符指定中断或异常处理程序所在段的基地址只允许从低特权级“陷入”到高特权级,反之不可以禁止低特权级用户访问特殊的门2022-7-6嵌入式嵌入式OS35/1015,检查是否发生了特权级的变化,一般指是否由用户态陷入了内核态如果是由用户态陷入了内核态,控制单元必须开始使用与新的特权级相关的堆栈a,读tr寄存器,访问运行进程的tss段b,用与新特权级相关的栈段和栈指针装载ss和esp寄存器这些值可以在进程的tss段中找到c,在新的栈中保存ss和esp以前的值,这些值指明了与旧特权级相关的栈的逻辑地址2022-7-6嵌入式嵌入式OS36/1016,若发生的是故障,用引起异常的指令地址修改cs和eip寄存器的值,以使得这条指令在异常处理结束后能被再次执行7,在栈中保存eflags、cs和eip的内容8,如果异常产生一个硬件出错码,则将它保存在栈中9,装载cs和eip寄存器,其值分别是IDT表中第i项门描述符的段选择符和偏移量字段这对寄存器值给出中断或者异常处理程序的第一条指定的逻辑地址2022-7-6嵌入式嵌入式OS37/101v此时的进程内核态堆栈(注意此进程可以是任意一个进程,中断处理程序不关心这个)ssespeflagscseip8KB unionespThread info用户态进程上下文和前次中断保存ss,esp,eflags,cs和eipeflagscseipThread infoesp从内核态进入中断/异常从用户态进入中断/异常Error codeesp2022-7-6嵌入式嵌入式OS38/101从中断从中断/异常返回异常返回v中断/异常处理完后,相应的处理程序会执行一条iret汇编指令,这条汇编指令让CPU控制单元做如下事情:1,用保存在栈中的值装载cs、eip和eflags寄存器。
如果一个硬件出错码曾被压入栈中,那么弹出这个硬件出错码2,检查处理程序的特权级是否等于cs中最低两位的值(这意味着进程在被中断的时候是运行在内核态还是用户态)若是,iret终止执行;否则,转入32022-7-6嵌入式嵌入式OS39/1013,从栈中装载ss和esp寄存器这步意味着返回到与旧特权级相关的栈4,检查ds、es、fs和gs段寄存器的内容,如果其中一个寄存器包含的选择符是一个段描述符,并且特权级比当前特权级高,则清除相应的寄存器这么做是防止怀有恶意的用户程序利用这些寄存器访问内核空间2022-7-6嵌入式嵌入式OS40/101主要内容主要内容v中断信号的作用和中断信号处理的一般原则vI/O设备如何引起CPU中断vx86 CPU如何在硬件级处理中断信号vLinux内核中软件级中断处理及其数据结构内核中软件级中断处理及其数据结构vLinux的软中断、tasklet以及下半部分2022-7-6嵌入式嵌入式OS41/101中断和异常处理程序的嵌套执行中断和异常处理程序的嵌套执行v当内核处理一个中断或异常时,就开始了一个新的内核控制路径v当CPU正在执行一个与中断相关的内核控制路径时,linux不允许进程切换。
不过,一个中断处理程序可以被另外一个中断处理程序中断,这就是中断的嵌套执行2022-7-6嵌入式嵌入式OS42/101v抢占原则普通进程可以被中断或异常处理程序打断异常处理程序可以被中断程序打断中断程序只可能被其他的中断程序打断vLinux允许中断嵌套的原因提高可编程中断控制器和设备控制器的吞吐量实现了一种没有优先级的中断模型2022-7-6嵌入式嵌入式OS43/101初始化中断描述符表初始化中断描述符表v 内核启动中断前,必须初始化IDT,然后把IDT的基地址装载到idtr寄存器中v int指令允许用户进程发出一个中断信号,其值可以是0255的任意一个向量所以,为了防止用户用int指令非法模拟中断和异常,IDT的初始化时要很小心的设置特权级v 然而用户进程有时必须要能发出一个编程异常为了做到这一点,只要把相应的中断或陷阱门描述符的特权级设置成32022-7-6嵌入式嵌入式OS44/101初始化中断描述符表初始化中断描述符表v Linux中的中断门、陷阱门和系统门定义 中断门l 用户态的进程不能访问的一个Intel中断门(门DPL为0),所有的中断都通过中断门激活,并全部在内核态 系统中断门l 用户态的进程可以访问的一个Intel中断门(门DPL为3),通过系统门来激活1个linux异常处理程序,它们的向量是3。
因此,在用户态下可以发布int3四条汇编指令 系统门l 用户态的进程可以访问的一个Intel陷阱门(门DPL为3),通过系统门来激活3个linux异常处理程序,它们的向量是4,5和128因此,在用户态下可以发布into,bound和int$0 x80四条汇编指令 陷阱门l 用户态的进程不能访问的一个Intel陷阱门(门DPL为0),大部分linux异常处理程序通过陷阱门激活 任务门l 不能被用户态进程访问的Intel任务门(门DPL为0);Double fault 使用这个2022-7-6嵌入式嵌入式OS45/101初始化中断描述符表初始化中断描述符表v下列体系结构相关的函数用来在IDT中设置门 2022-7-6嵌入式嵌入式OS46/1012022-7-6嵌入式嵌入式OS47/1012022-7-6嵌入式嵌入式OS48/1012022-7-6嵌入式嵌入式OS49/101IDT的初步初始化的初步初始化vBoot阶段vLinux初始化阶段 用ignore_int()函数填充256个idt_table表项 几个特殊的异常learly_divide_errlearly_illegal_opcodelearly_protection_faultlearly_page_fault2022-7-6嵌入式嵌入式OS50/101Start_kernel中的中的IDT表初始化表初始化20个异常个异常一个系统调用一个系统调用以以8259为例为例native_init_IRQ2022-7-6嵌入式嵌入式OS51/101Init_IRQ中断2022-7-6嵌入式嵌入式OS52/101异常处理异常处理v CPU产生的大部分异常都由linux解释为出错条件。
当一个异常发生时,内核就向引起异常的进程发送一个信号通知它发生了一个反常条件v 异常处理有一个标准的结构,由三部分组成1.在内核态堆栈中保存大多数寄存器的内容2.调用C语言的函数3.通过ret_from_exception()从异常处理程序退出 再次考察trap_init,找到各个异常的入口函数2022-7-6嵌入式嵌入式OS53/101以除以除0错为例错为例do_xxx的定义方式?的定义方式?2022-7-6嵌入式嵌入式OS54/101调用调用C函数时的内核态堆栈函数时的内核态堆栈ssespeflagcseiporig_eax:0esdseaxebpediesiedxecxebxerror_codePointer返回地址硬件自动保存error_code代码手工压入esp高地址低地址Thread_infopt_regs指针Errorc_ode拷贝完后,被设为-1用于传递Errorc_ode2022-7-6嵌入式嵌入式OS55/101pt_regs结构结构(恢复现场所需的上下文)恢复现场所需的上下文)栈底(高地址)栈顶(低地址)2022-7-6嵌入式嵌入式OS56/101异常处理异常处理v 当C函数终止时,根据堆栈中的返回地址,CPU从call*%edi这条指令的下一条指令开始继续执行,即:jmp ret_from_exceptionssespeflagcseiporgi_eax(-1)esdseaxebpediesiedxecxebxerror_codePointer返回地址硬件自动保存将由iret指令负责弹出前面的汇编手工压入,将由restore_all负责弹出espThread_info2022-7-6嵌入式嵌入式OS57/101中断处理中断处理v中断跟异常不同,它并不是表示程序出错,而是硬件设备有所动作,所以不是简单地往当前进程发送一个信号就OK的v主要有三种类型的中断:I/O设备发出中断请求时钟中断处理器间中断(在SMP,Symmetric Multiprocessor上才会有这种中断)2022-7-6嵌入式嵌入式OS58/101I/O中断处理中断处理vI/O中断处理程序必须足够灵活以给多个设备同时提供服务比如几个设备可以共享同一个IRQ线(2个8259级联也只能提供15根IRQ线,所以外设共享IRQ线是很正常的)这就意味着仅仅中断向量解决不了全部问题2022-7-6嵌入式嵌入式OS59/101v灵活性以两种不同的方式达到IRQ共享:中断处理程序执行多个中断服务例程(interrupt service routines,ISRs)。
每个ISR是一个与单独设备(共享IRQ线)相关的函数IRQ动态分配:一条IRQ线在可能的最后时刻才与一个设备相关联2022-7-6嵌入式嵌入式OS60/101v为了保证系统对外部的响应,一个中断处理程序必须被尽快的完成因此,把所有的操作都放在中断处理程序中并不合适vLinux中把紧随中断要执行的操作分为三类紧急的(critical)一般关中断运行诸如对PIC应答中断,对PIC或是硬件控制器重新编程,或者修改由设备和处理器同时访问的数据2022-7-6嵌入式嵌入式OS61/101非紧急的(noncritical)如修改那些只有处理器才会访问的数据结构(例如按下一个键后读扫描码),这些也要很快完成,因此由中断处理程序立即执行,不过一般在开中断的情况下2022-7-6嵌入式嵌入式OS62/101非紧急可延迟的(noncritical deferrable)如把缓冲区内容拷贝到某个进程的地址空间(例如把键盘缓冲区内容发送到终端处理程序进程)这些操作可以被延迟较长的时间间隔而不影响内核操作,有兴趣的进程将会等待数据内核用在一个更为合适的时机用独立的函数来执行这些操作2022-7-6嵌入式嵌入式OS63/101不管引起中断的设备是什么,所有的I/O中断处理程序都执行四个相同的基本操作1,在内核态堆栈保存IRQ的值和寄存器的内容2,为正在给IRQ线服务的PIC发送一个应答,这将允许PIC进一步发出中断3,执行共享这个IRQ的所有设备的中断服务例程4,跳到ret_from_intr()的地址2022-7-6嵌入式嵌入式OS64/101中断处理示意图中断处理示意图2022-7-6嵌入式嵌入式OS65/101Linux中的中断向量分配表中的中断向量分配表2022-7-6嵌入式嵌入式OS66/101Linux中的设备中断中的设备中断IRQ号与I/O设备之间的对应关系是在初始化每个设备驱动程序时建立的2022-7-6嵌入式嵌入式OS67/101中断处理中断处理v系统初始化时,调用init_IRQ()函数用新的中断门替换临时中断门来更新IDT这段代码在interrupt数组中找到用于建立中断门的中断处理程序地址。
2022-7-6嵌入式嵌入式OS68/101Interrupt数组数组的定义的定义vLinux中Interrupt数组的定义比较隐晦vEntry_32.S2022-7-6嵌入式嵌入式OS69/1012022-7-6嵌入式嵌入式OS70/101v因此,每个中断程序入口操作为:将中断向量入栈保存所有其他寄存器调用do_IRQ跳转到ret_from_intr2022-7-6嵌入式嵌入式OS71/101do_IRQ(查看(查看do_IRQ源码)源码)vdo_IRQ使用的数据结构(体系结构无关):irq_desc数组包含了NR_IRQS(通常为224)个irq_desc_t描述符224Irq_descIrq_chip中断控制器处理例程每一个中断号具有一个描述符,使用action链表连接共享同一个中断号的多个设备和中断2022-7-6嵌入式嵌入式OS72/101v查看相关数据结构v查看irq_desc数组的定义和最初的初始化2022-7-6嵌入式嵌入式OS73/101irqaction数据结构数据结构v 用来实现IRQ的共享,维护共享irq的特定设备和特定中断,所有共享一个irq的链接在一个action表中,由中断描述符中的action指针指向v 设置irqaction的函数:setup_irq链表中断处理程序2022-7-6嵌入式嵌入式OS74/101irq_chip数据结构数据结构v为特定PIC编写的低级I/O例程v例如8259的v为一个中断设置irq_chipset_irq_chip_and_handler_name等set_irq_chip2022-7-6嵌入式嵌入式OS75/101v例如:在init_IRQ中,调用的pre_intr_init_hook可能如下定义2022-7-6嵌入式嵌入式OS76/1012022-7-6嵌入式嵌入式OS77/101v又如:make_8259A_irq2022-7-6嵌入式嵌入式OS78/101irq_flow_handler_tv_set_irq_handler设置handle_irq数据项vhandle_level_irq 8259vhandle_simple_irqvhandle_fasteoi_irqvhandle_edge_irqvhandle_percpu_irqhandle_IRQ_eventaction-handler2022-7-6嵌入式嵌入式OS79/101Actionhandlev在setup_irq时,给定v例如2022-7-6嵌入式嵌入式OS80/101小结:中断处理过程小结:中断处理过程v在调用do_IRQ之前,要为中断处理程序保存寄存器 在interrupt数组中定义的中断处理程序中 每个入口地址转换成汇编码是如下的一些指令interruptirq:pushl$(vector)jmp common_interrupt这里对所有的中断处理程序都执行相同的代码common_interrupt:SAVE_ALLcall do_IRQjmp$ret_from_intr2022-7-6嵌入式嵌入式OS81/101ssespeflagcseip$(vector)esdseaxebpediesiedxecxebx返回地址Pointer硬件自动保存SAVE_ALLespThread infodo_IRQ执行时内核态的堆栈do_IRQ()的函数声明从do_IRQ返回后要执行的指令地址ret_from_intr2022-7-6嵌入式嵌入式OS82/101中断处理中断处理vdo_IRQ()函数的等价代码:int irq=regs-orig_ax;/1irq_descirq-handle_irq(irq,desc);/2mask_ack_irq(desc,irq);/3handle_IRQ_event(irq,®s,irq_descirq.action);/4irq_descirq.handler-end(irq);/5处理下半部分/61句取得对应的中断向量2句调用中断处理句柄,对8259,就是handle_level_irq3句应答PIC的中断,并禁用这条IRQ线。
为串行处理同类型中断)4调用handle_IRQ_event()执行中断服务例程,例如timer_interrupt5句通知PIC重新激活这条IRQ线,允许处理同类型中断2022-7-6嵌入式嵌入式OS83/101中断服务例程中断服务例程v一个中断服务例程实现一种特定设备的操作,handle_IRQ_evnet()函数依次调用这些设备例程这个函数本质上执行了如下核心代码:doaction-handler(irq,action-dev_id,regs);action=action-next;while(action)2022-7-6嵌入式嵌入式OS84/101主要内容主要内容v中断信号的作用和中断信号处理的一般原则vI/O设备如何引起CPU中断vx86 CPU如何在硬件级处理中断信号vLinux内核中软件级中断处理及其数据结构vLinux的软中断、的软中断、tasklet以及下半部分以及下半部分2022-7-6嵌入式嵌入式OS85/101软中断、软中断、tasklet以及下半部分以及下半部分v 对内核来讲,可延迟中断不是很紧急,可以将它们从中断处理例程中抽取出来,保证较短的中断响应时间v Linux2.4提供了三种方法 可延迟的函数l 软中断、tasklet Tasklet在软中断之上实现 一般原则:在同一个CPU上软中断/tasklet不嵌套 软中断由内核静态分配(编译时确定)Tasklet可以在运行时分配和初始化(例如装入一个内核模块时)工作队列(work queues)软中断初始化激活屏蔽执行tasklettasklet_hitasklettasklettasklet下半部分激活导致一个相应的tasklet插入2022-7-6嵌入式嵌入式OS86/101v一般而言,可延迟函数上可以执行4种操作初始化:定义一个新的可延迟函数,通常在内核初始化时进行激活:设置可延迟函数在下一轮处理中执行屏蔽:有选择的屏蔽一个可延迟函数,这样即使被激活也不会被运行执行:在特定的时间执行可延迟函数2022-7-6嵌入式嵌入式OS87/101vLinux2.6.26使用有限个软中断软中断软中断优先级0:处理高优先级的tasklet和下半部分优先级2:把数据包传送到网卡优先级3:从网卡接受数据包优先级5:处理tasklet优先级1:与时钟中断相关的tasklet优先级4:块设备相关优先级6:调度SMP相关2022-7-6嵌入式嵌入式OS88/101在softirq_vec中定义优先级对应于softirq_vec的下标软中断函数及其参数2022-7-6嵌入式嵌入式OS89/101软中断的初始化软中断的初始化v初始化软中断函数v分别在softirq_init和net_dev_init、blk_dev_init等中初始化例如例如2022-7-6嵌入式嵌入式OS90/101软中断的触发软中断的触发vraise_softirq2022-7-6嵌入式嵌入式OS91/101软中断的检查软中断的检查vlocal_softirq_pendingv在某些特定的时机,会检查是否有软中断被挂起调用local_bh_enable重新激活软中断时当do_IRQ完成了I/O中断的处理时当那个特定的进程ksoftirqd被唤醒时v这种时机,称为检查点2022-7-6嵌入式嵌入式OS92/101在每个检查点在每个检查点v若有软中断被挂起,就调用do_softirq判断是否可以执行软中断若可以,就执行软中断l执行后,若发现又有新的软中断被激活,就唤醒ksoftirqd进程,来触发do_softirq的另一次执行2022-7-6嵌入式嵌入式OS93/101Ksoftirqd内核线程内核线程2022-7-6嵌入式嵌入式OS94/101TaskletvTasklet是I/O驱动程序中实现可延迟函数的首选方法v建立在HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ等软中断之上vTasklet和高优先级的tasklet分别存放在tasklet_vec和tasklet_hi_vec数组中l数组的每一项针对一个CPU,代表这个CPU上的tasklet列表分别由tasklet_action和tasklet_hi_action处理l找到CPU对应的那个项,遍历执行2022-7-6嵌入式嵌入式OS95/1010:enable0:disable2022-7-6嵌入式嵌入式OS96/101Tasklet的使用的使用v当需要使用tasklet时,可以按照如下方法进行1、分配一个tasklet的数据结构,并初始化=相当于声明(定义)一个tasklet2、可以禁止/允许这个tasklet=相当于定义了一个是否允许使用tasklet的窗口3、可以激活这个tasklet=这个tasklet被插入task_vec或者task_hi_vec的相应CPU的链表上,将在合适的时机得到处理2022-7-6嵌入式嵌入式OS97/101激活激活tasklet的方法的方法v即将tasklet插入到合适的链表中Tasklet_scheduleTasklet_hi_schedule2022-7-6嵌入式嵌入式OS98/101工作队列和工作线程工作队列和工作线程v相关数据结构workqueue_struct;cpu_workqueue_structwork_struct;delayed_workv入列 queue_work;queue_delayed_workv工作队列的处理run_workqueueworker_thread2022-7-6嵌入式嵌入式OS99/101从中断和异常返回(阅读源码)从中断和异常返回(阅读源码)v中断和异常的终止目的很清楚,即恢复某个程序的执行,但是还有几个问题要考虑内核控制路径是否嵌套l如果仅仅只有一条内核控制路径,那CPU必须切换到用户态挂起进程的切换请求l如果有任何请求,必须调度;否则,当前进程得以运行挂起的信号l如果一个信号发送到进程,那必须处理它2022-7-6嵌入式嵌入式OS100/101作业作业v名词解释:故障和陷阱。