calibre[原创]IA32上Linux内核中断机制分析
文章标题:[原创]IA32上Linux内核中断机制分析顶部 albcamus 发布于:2005-11-2120:57 [楼主][原创]IA32上Linux内核中断机制分析
文章作者：albcamus（albcamus@whitecell）
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中断是计算机与外界联系的唯一途径。本文将分析在IA-32体系结构上的Linux内核对待中断系统的处理，针对的是2.6内核，引用的代码则具体则是2.6.14的。
一。几个相关概念的澄清
1，中断信号：
在电路级别来说，中断就是输送到CPU的INTR引脚上的电平信号。
i tools2，可编程中断控制器（PIC，ProgrammableInterruptController）：
PIC是在计算机外部设备与CPU之间的芯片，它负责把自己接收到的外部中断信号，提交给CPU。在80386中，PIC是两片i8259A芯片级联；在Pentium以及后来的CPU中，集成了一个叫做高级可编程中断控制器（AdvancedProgrammableInterruptController）的PIC。如果你想用IA32处理器搭建SMP系统，则APIC是必不可少的。
3，中断向量与中断号：
中断向量是Intel从IA-32CPU角度看到的中断信号划分；中断号则是Linux系统对外部中断的号码分配。当外设把中断信号递送给PIC时，与之关联的是一个“中断号”（每个中断号对应一条中断线，从软件的角度来看，这两个术语可以混用）；当PIC把这个中断信号发送给CPU时，与之关联的是一个“中断向量”。
在IA-32体系结构中，所有的异常和不可屏蔽中断（Non-MaskableInterrupt）的中断向量都是Intel预先定义的，软件无法更改；可屏蔽中断的中断向量可以通过编程来更改。在Linux上，0号中断（也就是时钟中断）对应的中断向量是0x20，也就是十进制的32。
4，异常（Exception）
顾名思义，异常是指CPU检测到了某种不正常的情形出现。CPU产生的异常是不可屏蔽的（eflags寄存器的IF位对异常不起作用），根据异常处理程序返回时，是否需要重新执行引发异常的那条指令，又可以把异常分为3种：
1）故障（Fault）。故障是比较轻微的异常，返回时重新执行引发故障的那条指令。
2）陷阱（Trap）。陷阱处理返回时，不重新执行引发陷阱的那条指令。
3）中止（Abort）。中止是严重的异常，将导致任务的中止而不会返回。
还有一种是程序产生的异常，如INT3指令、BOUND指令等。CPU把这种异常当作是陷阱来处理。
5，中断描述表IDT
异常与中断发生时，都需要到IDT中查找相关信息，以找到对应的处理程序以及其他动作。需要注意的是，保护模式下发生权限提升时，中断穿越
的是中断门，而异常穿越的是陷阱门。二者的区别是：当CPU穿越中断门时，是自动关中断的；而穿越异常门则不会。
二。重要数据结构与函数
在系统引导期间，需要初试化中断处理（asm/i386/kernel/entry.S）：
422#defineBUILD_INTERRUPT(name,nr)\
羚羊的英文423ENTRY(name)\
424pushl$nr-256;\#这里得到一个负数，因为正数留给系统调用
425SAVE_ALL\#保存寄存器
426movl%esp,%eax;\
427callsmp_/**/name;\
428jmpret_from_intr;
其中，SAVE_ALL宏就是用来保存寄存器的。
内核书籍中经常提到的中断上下文，指的是内核正在运行中断服务程序或softirq，无法代表当前进程的情形。中断上下文没有自己专有的堆栈，相反，它借用被中断进程的内核堆栈──IA-32上的Linux默认这个堆栈只有8k大小，而且很可能在处理中断的过程中又被另一个中断源中断。因此如果你自己编
写中断处理程序，递归层次太深或者函数局部变量太大，都有可能导致栈溢出。（i386有一个4KStacks补丁，如果编译时打开该选项，则中断上下文使用独立的栈，而不占用被中断进程的。）
在include/linux/irq.h文件中，定义了一个中断描述数组iqr_desc[NR_IRQS]，每一个中断向量都与它的一个元素相关联：
70typedefstructirq_desc{
71hw_irq_controller*handler;
72void*handler_data;
73structirqaction*action;/*IRQactionlist*/
74unsignedintstatus;/*IRQstatus*/
75unsignedintdepth;/*nestedirqdisables*/
76unsignedintirq_count;/*Fordetectingbrokeninterrupts*/
77unsignedintirqs_unhandled;
78spinlock_tlock;
xen79#ifdefined(CONFIG_GENERIC_PENDING_IRQ)||defined(CONFIG_IRQBALANCE)
80unsignedintmove_irq;/*Flagneedtore-targetintrdest*/
81#endif
82}____cacheline_alignedirq_desc_t;/*告诉GCC与CPU的L1告诉缓存对齐*/
83
84externirq_desc_tirq_desc[NR_IRQS];
当一个中断发生时，内核的处理是这样的（arch/i386/kernel/entry.S）：
416common_interrupt:
417SAVE_ALL
418movl%esp,%eax
419calldo_IRQ
420jmpret_from_intr
SAVE_ALL宏定义在entry.S中，负责保存寄存器，再将%esp寄存器移送到%eax中，调用do_IRQ()函数（arch/i386/kernel/irq.c）:
/*
*do_IRQ()函数负责处理所有的外部设备中断（处理器间中断由它们各自
*的处理函数来处理
*/
fastcallunsignedintdo_IRQ(structpt_regs*regs)
{
/*highbitsudinret_from_code*/
intirq=regs->orig_eax&0xff;
/*i386上如果定义了CONFIG_4KSTAKS，就申请独立的栈，而不占用被中断进程的*/
#ifdefCONFIG_4KSTACKSmattel
unionirq_ctx*curctx,*irqctx;
u32*isp;
#endif
irq_enter();
#ifdefCONFIG_DEBUG_STACKOVERFLOW
/*检查堆栈溢出的代码，此处省去。*/
#endif
#ifdefCONFIG_4KSTACKS
curctx=(unionirq_ctx*)current_thread_info();
irqctx=hardirq_ctx[smp_processor_id()];
/*
*这是我们切换到中断栈的地方。然而，如果我们已经在使用
中断栈（也
*就是说，我们这次是中断了一个中断处理程序），我们就不切换栈，而
*是继续使用当前的栈（此时，“当前的栈”是一个中断栈）
*/
if(curctx!=irqctx){
intarg1,arg2,ebx;
/*buildthestackframeontheIRQstack*/
isp=(u32*)((char*)irqctx+sizeof(*irqctx));
irqctx->tinfo.task=curctx->tinfo.task;
irqctx->tinfo.previous_esp=current_stack_pointer;
asmvolatile(
"xchgl%%ebx,%%esp\n"
"call__do_IRQ\n"
"movl%%ebx,%%esp\n"
weighting:"=a"(arg1),"=d"(arg2),"=b"(ebx)
:"0"(irq),"1"(regs),"2"(isp)
:"memory","cc","ecx"
);
}el
#endif
__do_IRQ(irq,regs);//真正的中断处理
irq_exit();/*如果需要，处理softirq。注意，这里有两种可能不需要处理softirq：1,local_softirq_pending为假；2，我们刚刚是中断了一个中断，嵌套中断没有最终返回之前，softirq是不能处理的。*/
return1;
}
注意，fastcall是在include/asm-i386/linkage.h中定义的宏，它指导GCC连接时把fastcall修饰的函数的前三个参数用寄存器传递。另外一个类似的宏asmlinkage则告诉GCC不要用寄存器传递参数，asmlinkage和fastcall不能共存。
上面的do_IRQ()函数调用的__do_IRQ()代码如下（arch/i386/kernel/irq.c）
fastcallunsignedint__do_IRQ(unsignedintirq,structpt_regs*regs)
{
irq_desc_t*desc=irq_desc+irq;/*找到在irq_desc数组中的位置*/
structirqaction*action;/*取得相应的irqaction结构*/
unsignedintstatus;
kstat_this_cpu.irqs[irq]++;
if(CHECK_IRQ_PER_CPU(desc->status)){
irqreturn_taction_ret;
/*
*因为irq_desc[]数组中，每个CPU占一个元素，这里的desc就是本CPU
*数据，所以此处不需要加锁。
*/
desc->handler->ack(irq);
action_ret=handle_IRQ_event(irq,regs,desc->action);
desc->handler->end(irq);
return1;
}
spin_lock(&desc->lock);
desc->handler->ack(irq);/*给i8259A或APIC应答信号*/
/*
*REPLAYiswhenLinuxrendsanIRQthatwasdroppedearlier
*WAITINGisudbyprobetomarkirqsthatarebeingtested
*/
status=desc->status&~(IRQ_REPLAY|IRQ_WAITING);
status|=IRQ_PENDING;/*we_want_tohandleit*/
/*
*IftheIRQisdisabledforwhateverreason,wecannot
*utheactionwehave.
*/
action=NULL;
if(likely(!(status&(IRQ_DISABLED|IRQ_INPROGRESS)))){/*判断该IRQ是否是被禁止的，或者是已经在其他CPU上被处理*/
action=desc->action;
status&=~IRQ_PENDING;/*我们将处理它*/
status|=IRQ_INPROGRESS;/*置位IRQ_INPROGRESS，以便其他CPU注意*/
}
desc->status=status;
/*
*如果该IRQ没有处理函数，或者被禁止了，及早离开。
*因为我们置位了PENDING，如果别的CPU正在处理该IRQ的
*另一个实例，它就会小心些。
*/
if(unlikely(!action))
gotoout;
pritzker/*
*Edgetriggeredinterruptsneedtoremember
*pendingevents.
*Thisappliestoanyhwinterruptsthatallowacond
*instanceofthesameirqtoarrivewhileweareindo_
IRQ
*orinthehandler.Butthecodehereonlyhandlesthe_cond_
*instanceoftheirq,notthethirdorfourth.Soitismostly
*ufulforirqhardwarethatdoesnotmaskcleanlyinan
*SMPenvironment.
*/
for(;;){
irqreturn_taction_ret;
spin_unlock(&desc->lock);
action_ret=handle_IRQ_event(irq,regs,action);
wikspin_lock(&desc->lock);
if(!noirqdebug)
note_interrupt(irq,desc,action_ret,regs);
if(likely(!(desc->status&IRQ_PENDING)))
break;
cucudesc->status&=~IRQ_PENDING;
}
desc->status&=~IRQ_INPROGRESS;
out:
/*
*->end()用来处理那些由于别的CPU正在运行其处理程序而被禁止的中断
*/
desc->handler->end(irq);
spin_unlock(&desc->lock);
return1;
}
infer三。中断机制在SMP系统上的变化
当intel考虑如何在IA-32上架构SMP时，原来的中断控制器i8259A就显得力不从心了。在SMP上，必须考虑外部设备来的中断信号如何传递给某个合适的CPU问题，必须考虑IPI（Inter-PercossorInterrupt，处理器间中断）问题。Intel自Pentium之后，在CPU中集成了APIC，在SMP上，主板上有一个（至少一个，有的主板有多个IO-APIC，用来更好的分发中断信号）全局的APIC，它负责从外设接收中断信号，再分发到CPU上，这个全局的APIC被称作IO-APIC。
SMP的中断机制如下图所示：
SMP系统中的中断分发示意图
=800)window.open('../images/10_2_2f2ff1e5e1256c9.png');"onload="if(this.width>'800')this.width='800';if(this.height>'800')this.height='800';">
图1：SMP系统中的中断分发示意图
在系统引导的时候，通过tup_IO_APIC()函数（arch/i386/kernel/io_apic.c）对IO-APIC进行初试化；每个CPU被激活成为online状态的时候，通过tup_local_APIC()函数（arch/kernel/i386/apic.c）对本地APIC进行初试化。
在SMP系统上，Linux除了处理CPU异常、外部设备中断之外，还要处理处理器间中断。当一个CPU想对另一个CPU发送中断信号时，就在自己的本地APIC的ICR寄存器（InterruptCommandRegister，中断命令寄存器）中存放其中断向量，和目标CPU拥有的本地APIC的标识，触发中断。IPI中断信号经由APIC总线传递到目标APIC，那个收到中断的APIC就向自己所属的CPU发送一个中断。
Linux针对IA32的SMP系统定义了五种IPI：
1,CALL_FUNCTION_VECTOR。发往自己除外的所有CPU，强制它们执行指定的函数；
2,RESCHEDULE_VECTOR。使被中断的CPU重新调度；
3,INVLIDATE_TLB_VECTOR。使被中断的CPU废弃自己的TLB缓存内容。
4,ERROR_APIC_VECTOR。
5,SPUROUS_APIC_VECTOR。
在IA-32体系结构中，SMP的高速缓存一致性（CacheCoherence）问题是通过一种叫做总线监视（Buswatching，也叫Snoopying）的硬件技术来解决的。每当某个CPU或DMA控制器改写了某块内存区域的内容（这总是要通过总线来进行的，所以逃不过总线监视），别的CPU就会自动
废弃缓存了该内存区域的Cache。然而对TLB的情况则有所不同（为什么不同？Intel的手册说TLB也可以对软件透明，这里有点疑惑），Linux内核中，每个CPU在改变了页表的时候，都需要给其它所有运行着与该页表有关的任务的CPU发送IPI，使它们废弃自己的TLB内容。
参考：
UnderstandingtheLinuxKernel，2nd
IA-32IntelArchitectureSoftwareDeveloper’sManual,Volume3:SystemProgrammingGuide
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