Linux系统中对中断的处理（学习笔记）

参考资料：韦东山第三期

 

进程、线程、中断的核心：栈

ARM处理器程序运行的过程：

ARM芯片属于精简指令集计算机（RISC：Reduced Instruction Set Computing），它采用的指令比较简单，有以下特点：

1、对内存只有读写指令

2、对于数据的运算是在CPU内部实现的

3、使用RISC指令的CPU复杂度小一些，易于设计

 

以a = a+b为例，操作如下：

代码就是机器指令

在有MMU的系统中，每个进程的空间都相互隔离，进程A无法修改进程B的代码、数据；在没有MMU的系统中，比如运行UCOS的单片机中，无法保证进程A不破坏进程B

只能在CPU切出去瞬间，将寄存器保存下来，保存在栈中，保存的这些值称为现场

 

过程如下：

使用栈来保存现场是所有操作系统进程调度的核心

 

Linux中：资源分配的最小单位是进程，调度的最小单位是线程

也就是说，在一个进程中，可能有多个线程，这些线程公用打开的文件句柄，全局变量等等。而这些线程，之间又是互相独立的，“同时运行”，也就是说：每一个线程，都有自己独立的栈

 

 

Linux对中断的扩展：

Linux中，对中断处理有两个原则：

1、中断不能嵌套，也就是说中断不能被打断

2、中断的处理要越快越好

 

对于耗时的中断，可将中断分为上半部和下半部，用内核线程来处理中断

中断上半部：在关闭中断下处理紧急的事情，此时无法处理其他中断

中断下半部：在开中断下处理非紧急的事情，此时会被中断打断，是软件中断实现的

硬件中断数组

 

如果在中断下半部是再次被中断，这是第二次打断也不会被执行，如下：

所以，中断上半部对于中断下半部是多对一的关系。

那么键盘的过程中，有可能再次触发按键的中断，所以需要把所有的按键都读出来，读完为止

 

A上半部处理完成，打开中断，A进入中断下半部，此时B进程中断，这个过程中，A处理的是所有中断的下半部

 

下半部耗时如果不是太长：tasklet

下半部耗时长且复杂：workqueue，worker内核线程

中断下半部的执行过程中，虽然是开中断的，期间可以处理各类中断。但是毕竟中断的处理还没完，这期间APP是无法执行的。所以，如果中断要做的事情实在太耗时，那就不能用软件中断来做，而应该用内核线程来做：在中断上半部唤醒内核线程。内核线程和APP都一样竞争执行，APP有机会执行，系统不会卡顿

这个内核线程是系统帮忙创建的，一般是worker线程，可以用ps -A| grep kworker查找；

内核有一个work queue，只要把内核下半部函数work放入work queue。这样整个处理方法

 

线程化的中断threaded irq：

使用线程来处理中断，并不是什么新鲜事。使用work就可以实现，但是需要定义work、调用schedule_work，很麻烦

内核有相应的函数：

可以只提供thread_fn，系统会为这个函数创建内核线程。发生中断时，内核线程就会执行这个函数

每一个中断都创建一个内核线程

 

 

软件上处理中断的过程与硬件上中断发生的过程刚好是反过来的

两个中断号，GIC呈现给CPU的A号中断，另外一个GPIO模块里面的B号中断

request_irq注册irq，内核就会帮创建一个irqaction结构体，这个结构体，会放有handler函数和线程处理函数。对于共享中断，每个外部设备的处理函数都会链在一起。这些外设的中断处理函数都会被执行，来确认是哪一个具体设备中断触发的

handler处理函数就是中断上半部，threaded_fn就是中断下半部

 

request_irq(irq, handler)函数中用到的irq，实际上是虚拟中断号

 

不同中断控制器都分配有一个irq_domain，解析interrupt-parent时生成

GPIO控制器里面有第一号中断，UART模块里面也有第一号中断。这两个“”第一号中断”是不一样的，它们属于不同的“域”--irq_domain

 

irq_domain里面有个.xlate函数用来解析设备树，.map函数会将hwirq转换成虚拟中断号

 

内核在处理设备树时，会使用irq_domain里面的map函数，建立hwirq和virq的关系，保存在linear_revmap

读取GPIO寄存器得到hwirq，根据hwirq得到之前映射的irq