Linux内核——中断机制

浏览数：33 / 时间：2015年06月20日

中断机制

为什么需要中断?

如果让内核定期对设备进行轮询，以便处理设备，那会做很多无用功，因为外设的处理速度一般慢于CPU，而CPU不能一直等待外部事件。所以能让设备在需要内核时主动通知内核，会是一个聪明的方式，这便是中断。

中断处理程序

在响应一个特定中断时，内核会执行一个函数——中断处理程序。中断处理程序与其他内核函数的区别在于，中断处理程序是被内核调用来响应中断的，而它们运行于我们称之为中断上下文的特殊上下文中。

中断处理程序就是普通的C代码。特别之处在于中断处理程序是在中断上下文中运行的,它的行为受到某些限制:
       1）不能向用户空间发送或接受数据
       2）不能使用可能引起阻塞的函数
       3）不能使用可能引起调度的函数

注册与释放中断

设备驱动程序利用request_irq()注册中断处理程序，并激活给定的中断线。返回0表示成功,或者返回一个错误码。

卸载设备驱动程序时，需要注销相应的中断处理程序，并释放中断线，这时需要调用free_irq——如果在给定的中断线上没有中断处理程序，则注销响应的处理程序，并禁用其中断线。

上下半部机制

我们期望让中断处理程序运行得快，并想让它完成的工作量多，这两个目标相互制约，如何解决——上下半部机制。

我们把中断处理切为两半。中断处理程序是上半部——接受中断，他就立即开始执行，但只有做严格时限的工作。能够被允许稍后完成的工作会推迟到下半部去，此后，在合适的时机，下半部会被开终端执行。上半部简单快速，执行时禁止一些或者全部中断。下半部稍后执行，而且执行期间可以响应所有的中断。这种设计可以使系统处于中断屏蔽状态的时间尽可能的短，以此来提高系统的响应能力。上半部只有中断处理程序机制，而下半部的实现有软中断实现，tasklet实现和工作队列实现。

我们用网卡来解释一下这两半。当网卡接受到数据包时，通知内核，触发中断，所谓的上半部就是，及时读取数据包到内存，防止因为延迟导致丢失，这是很急迫的工作。读到内存后，对这些数据的处理不再紧迫，此时内核可以去执行中断前运行的程序，而对网络数据包的处理则交给下半部处理。

上下半部划分原则

1）如果一个任务对时间非常敏感，将其放在中断处理程序中执行；

2）如果一个任务和硬件有关，将其放在中断处理程序中执行；

3）如果一个任务要保证不被其他中断打断，将其放在中断处理程序中执行；

4）其他所有任务，考虑放置在下半部执行。

下半部实现机制之软中断

软中断作为下半部机制的代表，是随着SMP（share memoryprocessor）的出现应运而生的，它也是tasklet实现的基础（tasklet实际上只是在软中断的基础上添加了一定的机制）。软中断一般是“可延迟函数”的总称，有时候也包括了tasklet（请读者在遇到的时候根据上下文推断是否包含tasklet）。它的出现就是因为要满足上面所提出的上半部和下半部的区别，使得对时间不敏感的任务延后执行，软中断执行中断处理程序留给它去完成的剩余任务，而且可以在多个CPU上并行执行，使得总的系统效率可以更高。它的特性包括：

a）产生后并不是马上可以执行，必须要等待内核的调度才能执行。软中断不能被自己打断，只能被硬件中断打断（上半部）。

b）可以并发运行在多个CPU上（即使同一类型的也可以）。所以软中断必须设计为可重入的函数（允许多个CPU同时操作），因此也需要使用自旋锁来保护其数据结构。

下半部实现机制之tasklet

tasklet是通过软中断实现的，所以它本身也是软中断。

软中断用轮询的方式处理。假如正好是最后一种中断，则必须循环完所有的中断类型，才能最终执行对应的处理函数。显然当年开发人员为了保证轮询的效率，于是限制中断个数为32个。

为了提高中断处理数量，顺道改进处理效率，于是产生了tasklet机制。

Tasklet采用无差别的队列机制，有中断时才执行，免去了循环查表之苦。Tasklet作为一种新机制，显然可以承担更多的优点。正好这时候SMP越来越火了，因此又在tasklet中加入了SMP机制，保证同种中断只能在一个cpu上执行。在软中断时代，显然没有这种考虑。因此同一种软中断可以在两个cpu上同时执行，很可能造成冲突。

总结下tasklet的优点：

（1）无类型数量限制；

（2）效率高，无需循环查表；

（3）支持SMP机制；

它的特性如下：

1）一种特定类型的tasklet只能运行在一个CPU上，不能并行，只能串行执行。

2）多个不同类型的tasklet可以并行在多个CPU上。

3）软中断是静态分配的，在内核编译好之后，就不能改变。但tasklet就灵活许多，可以在运行时改变（比如添加模块时）。

下半部实现机制之工作队列（work queue）

上面我们介绍的可延迟函数运行在中断上下文中（软中断的一个检查点就是do_IRQ退出的时候），于是导致了一些问题：软中断不能睡眠、不能阻塞。由于中断上下文出于内核态，没有进程切换，所以如果软中断一旦睡眠或者阻塞，将无法退出这种状态，导致内核会整个僵死。但可阻塞函数不能用在中断上下文中实现，必须要运行在进程上下文中，例如访问磁盘数据块的函数。因此，可阻塞函数不能用软中断来实现。但是它们往往又具有可延迟的特性。

上面我们介绍的可延迟函数运行在中断上下文中，于是导致了一些问题，说明它们不可挂起，也就是说软中断不能睡眠、不能阻塞，原因是由于中断上下文出于内核态，没有进程切换，所以如果软中断一旦睡眠或者阻塞，将无法退出这种状态，导致内核会整个僵死。因此，可阻塞函数不能用软中断来实现。但是它们往往又具有可延迟的特性。而且由于是串行执行，因此只要有一个处理时间较长，则会导致其他中断响应的延迟。为了完成这些不可能完成的任务，于是出现了工作队列，它能够在不同的进程间切换，以完成不同的工作。

如果推后执行的任务需要睡眠，那么就选择工作队列，如果不需要睡眠，那么就选择软中断或tasklet。工作队列能运行在进程上下文，它将工作托付给一个内核线程。工作队列说白了就是一组内核线程，作为中断守护线程来使用。多个中断可以放在一个线程中，也可以每个中断分配一个线程。我们用结构体workqueue_struct表示工作者线程，工作者线程是用内核线程实现的。而工作者线程是如何执行被推后的工作——有这样一个链表，它由结构体work_struct组成，而这个work_struct则描述了一个工作，一旦这个工作被执行完，相应的work_struct对象就从链表上移去，当链表上不再有对象时，工作者线程就会继续休眠。因为工作队列是线程，所以我们可以使用所有可以在线程中使用的方法。