Linux(内核剖析):21—中断之中断上下文、中断处理机制的实现、/proc/interrupts

• 当执行一个中断处理程序时，内核处于中断上下文（interrput context) 中
• 让我们先回忆一下进程上下文。进程上下文是一种内核所处的操作模式，此时内核代表进程执行——例如， 执行系统调用或运行内核线程。在进程上下文中，可以通过current宏关联当前进程。此外，为进程是以进程上下文的形式连接到内核中的，因此，进程上下文可以睡眠，也可以调用调度程序
• 不可调用睡眠函数：与上面相反，中断上下文和进程并没有什么瓜葛。与current宏也是不相干的（尽管它会指向被中断的进程）。因为没有后备进程，所以中断上下文不可以睡眠，否则又怎能再对它重新调度呢？因此，不能从中断上下文中调用某些函数。如果一个函数睡眠，就不能在你的中断处理程序中使用它——这是对什么样的函数可以在中断处理程序中使用的限制
• 时间限制：中断上下文具有较为严格的时间限制，因为它打断了其他代码。中断上下文中的代码应当迅 速 、简洁，尽量不要使用循环去处理繁重的工作。有一点非常重要，请永远牢记：中断处理程序打断了其他的代码（甚至可能是打断了在其他中断线上的另一中断处理程序）。正是因为这种异步执行的特性，所以所有的中断处理程序必须尽可能的迅速、简洁。尽量把工作从中断处理程序 中分离出来，放在下半部来执行，因为下半部可以在更合适的时间运行

中断处理程序栈

• 中断处理程序栈的设置是一个配置选项。曾经，中断处理程序并不具有自己的栈。相反，它们共享所中断进程的内核栈。内核栈的大小是两页，具体地说，在32位体系结构上是8KB，在64位体系结构上是16KB。因为在这种设置中，中断处理程序共享别人的堆栈，所以它们在栈中获取空间时必须非常节约。当然，内核栈本来就很有限，因此，所有的内核代码都应该谨慎利用它
• 在2.6版早期的内核中，增加了一个选项，把栈的大小从两页减到一页，也就是在32位的系统上只提供4KB的栈。这就减轻了内存的压力，因为系统中每个进程原先都需要两页连续，且不可换出的内核内存。为了应对栈大小的减少，中断处理程序拥有了自己的栈，每个处理器一 个，大小为一页。这个栈就称为中断栈，尽管中断栈的大小是原先共享栈的一半，但平均可用栈空间大得多，因为 断处理程序把这一整页占为己有。
• 你的中断处理程序不必关心栈如何设置，或者内核栈的大小是多少。总而言之，尽量节约内核栈空间

二、中断处理机制的实现

• 中断处理系统在Linux中的实现是非常依赖于体系结构的，想必你对此不会感到特別惊讶。 实现依赖于处理器、所使用的中断控制器的类型、体系结构的设计及机器本身

• 下图是中断从硬件到内核的路由

• 设备产生中断，通过总线把电信号发送给中断控制器
•  如果中断线是激活的（它们是允许被屏蔽的），那么中断控制器就会把中断发往处理器。在大多数体系结构中，这个工作就是通过电信号给处理器的特定管脚发送一个信号。除非在处理器上进制该中断，否则，处理器会立即停止它正在做的事，关闭中断系统，然后跳到内存中预定义的位置开始执行那里的代码。这个预定义的位置是由内核设置的，是中断处理程序的入口点
• 在内核中，中断的旅程开始于预定义入口点，这类似于系统调用通过预定义的异常句柄进入内核。对干每条中断线，处理器都会跳到对应的一个唯一的位置。这样，内核就可知道所接收中断的IRQ号了。初始入口点只是在栈中保存这个号，并存放当前寄存器的值（这些值属于被中断的任务）：然后，内核调用函数do_IRQ()从这里开始，大多数中断处理代码是用C编写的——但它们依然与体系结构相关
• do_IRQ()的声明如下：

• 因为C的调用惯例是要把函数参数放在栈的顶部，因此pt_regs结构包含原始寄存器的值，这些值是以前在汇编入口例程中保存在栈中的。中断的值也会得以保存，所以，do_IRQ()可以将它提取出来
• 计算出中断号后，do_IRQ对所接收的中断进行应答，禁止这条线上的中断传递。在普通的PC机上，这些操作是由mask_and_ack_8259A()来完成的
• 接下来，do_IRQ()需要确保在这条中断线上有一个有效的处理程序，而且这个程序已经启 动，但是当前并没有执行。如果是这样的话，do_IRQ()就调用handle_IRQ_event()来运行为这条中断线所安装的中断处理程序。 handle_IRQ_event()方法被定义在文件kernel/irq/handler.c中

• 首先，因为处理器禁止中断，这里要把它们打开，就必须在处理程序注册期间指定IRQF_DISABLED标志。回想一下，IRQF_DISABLED表示处理程序必须在中断禁止的情况下运行。接下来，每个潜在的处理程序在循环中依次执行。如果这条线不是共享的，第一次执行后就退出循环。否则，所有的处理程序都要被执行。之后，如果在注册期间指定了IRQF_SAMPLE_RANDOM标志，则还要调用函数add_interrupt_randomness()。这个函数使用中断间隔时间为随机数产生器产生熵。最后，再将中断禁止（do_IRQ()期望中断一直是禁止的），函数返回。回到do_IRQ()，该加湿机做清理工作并返回到初始入口点，然后再从这个入口点跳到函数ret_from_ intr()
• ret_from_intr()例程类似于初始入口代码，以汇编语言编写。这个例程检査重新调度是否正在挂起（回想一下进程调度的文章，这意味着设置了need_resched)。如果重新调度正在挂起，而且内核正在返回用户空间（也就是说，中断了用户进程），那么，schedule()被调用。如果内核正在返回内核空间（也就是说，中断了内核本身），只有在preempt_count为0时，schedule()才会被调用，否则，抢占内核便是不安全的。在schedule()返回之后，或者如果没有挂起的工作，那么，原来的寄存器被恢复，内核恢复到曾经中断的点。
• 在x86上，初始的汇编例程位于arch/x86/kemel/entiy_64.S（文件entry_32.S对应32位的x86的体系架构)，C方法位于arch/x86/kerad/irq.c。其他所支持的结构与此类似

三、/proc/interrupts

• procfs是一个虚拟文件系统，它只存在于内核内存，一般安装于/proc目录。在procfs中读写文件都要调用内核函数，这些函数模拟从真实文件中读或写。与此相关的例子是/proc/interrupts文件，该文件存放的是系统中与中断相关的统计信息

• 下面是从单处理器PC上输出的：

• 第1列是中断线。在这个系统中，现有的中断号为0~2、4、5、12及15。这里没有显示没有安装处理程序的中断线
• 第2列是一个接收中断数目的计数器。事实上，系统中的每个处理器都存在这样的列，但是，这个机器只有一个处理器。我们看到，时钟中断已接收3602371次中断，这里，声卡（EMU10K 1）没有接收一次中断（这表示机器启动以来还没有使用它）
• 第3列是处理这个中断的中断控制器。XT-PIC对应于标准的PC可编程中断控制器。在具有I/O APIC的系统上，大多数中断会列出IO-APIC-level或IO-APIC-edge，为自己的中断控制器
• 最后一列是与这个中断相关的设备名字。这个名字是通过参数devname提供给函数request_irq()的，前面已讨论过了。如果中断是共享的（例子中的4号中断就是这种情况），则这条中断线上注册的所有设备都会列出来

• 对于想深入探究procfs内部的人来说，procfs代码位于fs/proc中。不必惊讶，提供/proc/interrupts的函数是与体系结构相关的，叫做show_interrupts()