Linux软中断的实现
Linux软中断的实现
1.1 注册还是以我最熟悉的两个老朋友做为开篇：open_softirq(NET_TX_SOFTIRQ, net_tx_action);
open_softirq(NET_RX_SOFTIRQ, net_rx_action);open_softirq 向内核注册一个软中断，其实质是设置软中断向量表相应槽位，注册其处理函数：void open_softirq(int nr, void
(*action)(struct softirq_action
*)){ softirq_vec[nr].action = action;}复制代码
softirq_vec是整个软中断的向量表:struct
softirq_action{ void (*action)(struct
softirq_action *);};static struct softirq_action
softirq_vec[NR_SOFTIRQS] __cacheline_aligned_in_smp;复制代码NR_SOFTIRQS是最大软中断向量数，内核支持的所有软中断如下：enum{ HI_SOFTIRQ=0,
TIMER_SOFTIRQ, NET_TX_SOFTIRQ,
NET_RX_SOFTIRQ, BLOCK_SOFTIRQ, TASKLET_SOFTIRQ, SCHED_SOFTIRQ, HRTIMER_SOFTIRQ, RCU_SOFTIRQ, /* Preferable RCU should always be the last softirq */
NR_SOFTIRQS};复制代码好像后为为RPS新增了一个，不过这我的内核版本偏低。1.2 激活当需要调用软中断时，需
要调用raise_softirq函数激活软中断，这里使用术语“激活”而非“调用”，是因为在很多情况下不能直接调用软中断。所以只能快速地将其标志为“可执行”，等待未来某一时刻调用。为什么“在很多情况下不能直接调用软中断”?试想一下下半部引入的理念，就是为了让上半部更快地执行。如果在中断程序代码中直接调用软中断函数，那么就失去了上半部与下半部的区别，也就是失去了其存在的意义。内核使用一个名为__softirq_pending的位图来描述软中断，每一个位对应一个软中断,位图包含在结构irq_stat中：typedef struct { unsigned int __softirq_pending; ……}
____cacheline_aligned
irq_cpustat_t;DECLARE_PER_CPU_SHARED_ALIGNED(irq _cpustat_t, irq_stat);复制代码宏or_softirq_pending用于设置相应的位（位或操作）：#define or_softirq_pending(x) percpu_or(irq_stat.__softirq_pending, (x))复制代码
local_softirq_pending用于取得整个位图（而非某一位）：
#define local_softirq_pending()
percpu_read(irq_stat.__softirq_pending)复制代码宏
__raise_softirq_irqoff是or_softirq_pending的包裹：#define __raise_softirq_irqoff(nr) do { or_softirq_pending(1UL << (nr)); } while (0)复制代码raise_softirq_irqoff通过调用
__raise_softirq_irqoff实现激活软中断，它的参数nr即位软中
断对应的位图槽位：/** This function must run with irqs disabled!*/inline void raise_softirq_irqoff(unsigned int
nr){ //置位图，即标记为可执行状态
__raise_softirq_irqoff(nr); /* * If we're in an interrupt or softirq, we're done * (this also catches softirq-disabled code). We will * actually run the softirq once we return from * the irq or softirq.
* * Otherwise we wake up ksoftirqd to make sure we * schedule the softirq soon. */ //设置了位图后，可以判断是否已经没有在中断上下文中了，如果没有，则是一个立即调用软中断的好时机。//in_interrupt
另一个作用是判断软中断是否被禁用。
//wakeup_softirqd唤醒软中断的守护进程ksoftirq。if (!in_interrupt()) wakeup_softirqd();}复制代码现在可以来看"激活"软中断的所有含义了，raise_softirq函数完成这一操作：void raise_softirq(unsigned int
nr){ unsigned long flags; //所有操作，应该关闭中断，避免嵌套调用local_irq_save(flags);
raise_softirq_irqoff(nr); local_irq_restore(flags);}复制代码可见，激活的操作，主要是两点：<1>、最重要的，就是置相应的位图，等待将来被处理；<2>、如果此时已经没有在中断上下文中，则立即调用(其实是内核线程的唤
醒操作)，现在就是将来；2、调度时机是的，除了raise_softirq 在，可能会（嗯，重要的是“可能”）通过wakeup_softirqd 唤醒ksoftirqd外，还得明白软中断的其它调用时机。A、当do_IRQ完成了I/O中断时调用irq_exit:#ifdef
__ARCH_IRQ_EXIT_IRQS_DISABLED# define
invoke_softirq() __do_softirq()#else# define
invoke_softirq() do_softirq()#endifvoid
irq_exit(void){ account_system_vtime(current);
trace_hardirq_exit();
sub_preempt_count(IRQ_EXIT_OFFSET); if
(!in_interrupt() && local_softirq_pending())
invoke_softirq(); //调用软中断复制代码B、如果系统使用I/O APIC，在处理完本地时钟中断时：void __irq_entry smp_apic_timer_interrupt(struct pt_regs
*regs){ ……irq_exit(); ……}复制代码C、local_bh_enablelocal_bh_enable就是打开下半部，当然重中之中就是软中断了：void
local_bh_enable(void){ _local_bh_enable_ip((unsigne d long)__builtin_return_address(0));}static inline void
_local_bh_enable_ip(unsigned long ip){ ……
if (unlikely(!in_interrupt() &&
local_softirq_pending()))
do_softirq(); ……}复制代码D、在SMP中，当CPU 处理完被CALL_FUNCTION_VECTOR处理器间中断所触发的函数时：唔，对多核中CPU的之间的通信不熟，不太清楚这个机制……3、do_softirq不论是哪种调用方式，最终都会触发到软中断的核心处理函数do_softirq，它处理当前CPU 上的所有软中断。内核将软中断设计尽量与平台无关，但是在某些情况下，它们还是会有差异，先来看一个x86 32位的do_softirq版本：asmlinkage void
do_softirq(void){ unsigned long flags; struct thread_info *curctx; union irq_ctx *irqctx;
u32 *isp; //软中断不能在中断上下文内嵌套调用。中断处理程序或下半部采用的是"激活"方式。if
(in_interrupt()) return; //禁止中断，保存中断标志local_irq_save(flags); //内核使用一个CPU位图，确实几个软中断可以同时在不同的CPU 上运行，包括相同的软中断。例如，
//NET_RX_SOFTIRQ可以同时跑在多个处理器上。
//local_softirq_pending用于确定当前CPU的所有位图是否被设置。即是否有软中断等待处理。//回想一下经常发生的网卡接收数据处理：当网卡中断落在哪一个CPU上时，与之相应的软中断函数就会在其上执行。//从这里来看，实质就是哪个网卡中断落在相应的CPU上，CPU
置其软中断位图，这里做相应的检测（这里
local_softirq_pending只//是一个总的判断，后面还有按位的判断），检测到有相应的位，执行之if (local_softirq_pending()) { //取得线程描述符curctx = current_thread_info();
//构造中断上下文结构，softirq_ctx是每个CPU的软中断上下文//static DEFINE_PER_CPU(union
irq_ctx *, softirq_ctx); //这里先取得当前CPU的软中断上下文，然后为其赋初始值——保存当前进程和栈指针irqctx =
__get_cpu_var(softirq_ctx);
irqctx->tinfo.task = curctx->task;
irqctx->tinfo.previous_esp = current_stack_pointer;
/* build the stack frame on the softirq stack */
//构造中断栈帧isp = (u32 *) ((char *)irqctx + sizeof(*irqctx)); //call_on_stack切换内核栈，并在中断上下文上执行函数__do_softirq
call_on_stack(__do_softirq, isp); /*
* Shouldnt happen, we returned above if in_interrupt():
*/
WARN_ON_ONCE(softirq_count()); } //恢复之local_irq_restore(flags);}复制代码当配置了
CONFIG_4KSTACKS，每个进程的thread_union只有4K，而非8K。发生中断时，内核栈将不使用进程的内核栈，而使用每个cpu的中断请求栈。内核栈将使用每个cpu的中断请求栈，而非进程的内核栈来执行软中断函数：static void
call_on_stack(void *func, void *stack){ asm
volatile("xchgl %%ebx,%%esp \n"
//交换栈指针，中断栈帧的指针stack做为传入参数（%ebx），交换后esp是irq_ctx的栈顶，ebx是进程内核栈的栈
"call *%%edi \n"
//调用软中断函数
"movl %%ebx,%%esp \n"
//恢复之，直接使用movl，而非xchgl是因为函数执行完毕，中断的栈帧指针已经没有用处了: "=b" (stack) : "0" (stack), "D"(func) : "memory", "cc", "edx", "ecx", "eax");}复制代码PS：所有的这些执行，应该都是在定义4K栈的基础上的：#ifdef CONFIG_4KSTACKS/** per-CPU IRQ handling contexts (thread information and stack)*/union
irq_ctx { struct thread_info tinfo; u32 stack[THREAD_SIZE/sizeof(u32)];}
__attribute__((aligned(PAGE_SIZE)));static
DEFINE_PER_CPU(union irq_ctx *, hardirq_ctx);static
DEFINE_PER_CPU(union irq_ctx *, softirq_ctx);……static void call_on_stack(void *func, void *stack)……复制代码是的，这个版本相对复杂，但是如果看了复杂的，再来看简单的，就容易多了,当平台没有定义do_softirq函数时
(__ARCH_HAS_DO_SOFTIRQ)，内核提供了一个通用的：#ifndef __ARCH_HAS_DO_SOFTIRQasmlinkage void
do_softirq(void){ __u32 pending; unsigned long flags; if (in_interrupt()) return; local_irq_save(flags); pending =
local_softirq_pending(); if (pending)
__do_softirq(); local_irq_restore(flags);}#endif复制代码无需更多的解释，它非常的简洁。不论是哪个版本，都将调用__do_softirq函数：asmlinkage void
__do_softirq(void){ struct softirq_action *h;
__u32 pending; int max_restart =
MAX_SOFTIRQ_RESTART; int cpu; //保存位图pending = local_softirq_pending(); //进程记帐account_system_vtime(current); //关闭本地CPU下半部。为了保证同一个CPU上的软中断以串行方式执行。__local_bh_disable((unsigned
long)__builtin_return_address(0));
lockdep_softirq_enter(); //获取本地CPU cpu
= smp_processor_id();restart: /* Reset the pending bitmask before enabling irqs */ //清除位图
set_softirq_pending(0); //锁中断，只是为了保持位图的互斥，位图处理完毕。后面的代码可以直接使用保存的pending，//而中断处理程序在激活的时候，也可以放心地使用irq_stat.__softirq_pending。//所以，可以开中断了local_irq_enable(); //取得软中断向量h = softirq_vec; //循环处理所有的软中断do { //逐步取位图的每一位，判断该位上是否有软中断被设置。若有，处理之
if (pending & 1) { //保存抢占计数器int prev_count = preempt_count();
kstat_incr_softirqs_this_cpu(h - softirq_vec);
trace_softirq_entry(h, softirq_vec);
//调用软中断h->action(h); trace_softirq_exit(h, softirq_vec);
//判断软中断是否被抢占，如果是，则输出一段错误信息
if (unlikely(prev_count != preempt_count()))
{ printk(KERN_ERR "huh, entered softirq %td %s %p"
"with preempt_count %08x,"
" exited with %08x?\n", h - softirq_vec,
softirq_to_name[h - softirq_vec],
h->action, prev_count, preempt_count());
preempt_count() = prev_count; }
//？？qsctr,这个是啥东东
rcu_bh_qsctr_inc(cpu); }
//指向下一个软中断槽位h++;
//移位，取下一个软中断位pending
>>= 1; } while (pending); //当软中断
处理完毕后，因为前面已经开了中断了，所以有可能新的软中断已经又被设置，//软中断调度程序会尝试重新软中断，其最大重启次数由max_restart决定。//所以，这里必须再次关闭中断，再来一次……
local_irq_disable(); //取位图pending =
local_softirq_pending(); //有软中断被设置，且没有超过最大重启次数，再来一次先if (pending
&& --max_restart) goto restart;
//超过最大重启次数，还有软中断待处理，调用
wakeup_softirqd。其任处是唤醒软中断守护进程ksoftirqd。if (pending) wakeup_softirqd();
lockdep_softirq_exit(); account_system_vtime(current); //恢复下半部_local_bh_enable();}复制代码中断跟
踪如果中断跟踪CONFIG_TRACE_IRQFLAGS被定义，lockdep_softirq_enter/lockdep_softirq_exit用于递增/递减当前进程的软中断上下文计数器softirq_context：# define lockdep_softirq_enter() do
{ current->softirq_context++; } while (0)# define
lockdep_softirq_exit() do
{ current->softirq_context--; } while (0)复制代码
trace_softirq_entry与trace_softirq_exit配合使用，可以用于判断软中断的延迟。
ARM体系结构详解之ARM异常处理
ARM处理器异常处理 所谓异常就是正常的用户程序被暂时中止，处理器就进入异常模式，例如响应一个来自外设的中断，或者当前程序非法访问内存地址都会进入相应异常模式。 1.1异常分类 （1）复位异常 当CPU刚上电时或按下reset重启键之后进入该异常，该异常在管理模式下处理。 （2）一般/快速中断请求 CPU和外部设备是分别独立的硬件执行单元，CPU对全部设备进行管理和资源调度处理，CPU要想知道外部设备的运行状态，要么CPU定时的去查看外部设备特定寄存器，要么让外部设备在出现需要CPU干涉处理时“打断”CPU，让它来处理外部设备的请求，毫无疑问第二种方式更合理，可以让CPU“专心”去工作，这里的“打断”操作就叫做中断请求，根据请求的紧急情况，中断请求分一般中断和快速中断，快速中断具有最高中断优先级和最小的中断延迟，通常用于处理高速数据传输及通道的中数据恢复处理，如DMA等，绝大部分外设使用一般中断请求。 （3）预取指令中止异常 该异常发生在CPU流水线取指阶段，如果目标指令地址是非法地址进入该异常，该异常在中止异常模式下处理。 （4）未定义指令异常 该异常发生在流水线技术里的译码阶段，如果当前指令不能被识别为有效指令，产生未定义指令异常，该异常在未定义异常模式下处理。 （5）软件中断指令（swi）异常 该异常是应用程序自己调用时产生的，用于用户程序申请访问硬件资源时，例如：printf()打印函数，要将用户数据打印到显示器上，用户程序要想实现打印必须申请使用显示器，而用户程序又没有外设硬件的使用权，只能通过使用软件中断指令切换到内核态，通过操作系统内核代码来访问外设硬件，内核态是工作在特权模式下，操作系统在特权模式下完成将用户数据打印到显示器上。这样做的目的无非是为了保护操作系统的安全和硬件资源的合理使用，该异常在管理模式下处理。 （6）数据中止访问异常 该异常发生在要访问数据地址不存在或者为非法地址时，该异常在中止异常模式下处理。 1.1.22异常发生的硬件操作 在异常发生后，ARM内核会自动做以下工作： l保存执行状态：将CPSR复制到发生的异常模式下SPSR中； l模式切换：将CPSR模式位强制设置为与异常类型相对应的值，同时处理器进入到
中断异常处理流程
计算机体系结构中,异常或者中断是处理系统中突发事件的一种机制，几乎所有的处理器都提供这种机制。异常主要是从处理器被动接受的角度出发的一种描述，指意外操作引起的异常。而中断则带有向处理器主动申请的意味。但这两种情况具有一定的共性，都是请求处理器打断正常的程序执行流程,进入特定程序的一种机制。若无特别说明，对“异常”和“中断”都不作严格的区分。本文结合经过实际验证的代码对ARM９中断处理流程进行分析，并设计出基于S3Ｃ２４1０芯片的外部中断处理程序。 1.异常中断响应和返回 系统运行时，异常可能会随时发生。当一个异常出现以后，ARM微处理器会执行以下几步操作： 1) 将下一条指令的地址存入相应连接寄存器ＬR,以便程序在处理异常返回时能从正确的位置重新开始执行。 2）将ＣPSR复制到相应的SPＳR中。 3）根据异常类型,强制设置CPSR的运行模式位。 4) 强制PC从相关的异常向量地址取下一条指令执行，从而跳转到相应的异常处理程序处。 这些工作是由ＡRM内核完成的,不需要用户程序参与。异常处理完毕之后，ARM微处理器会执行以下几步操作从异常返回： 1）将连接寄存器ＬR的值减去相应的偏移量后送到PC中。 2)将SPSR复制回CPSR中。 3) 若在进入异常处理时设置了中断禁止位,要在此清除。 这些工作必须由用户在中断处理函数中实现。为保证在ARＭ处理器发生异常时不至于处于未知状态，在应用程序的设计中,首先要进行异常处理。采用的方式是在异常向量表中的特定位置放置一条跳转指令,跳转到异常处理程序。当ARＭ处理器发生异常时,程序计数器ＰC会被强制设置为对应的异常向量,从而跳转到异常处理程序。当异常处理完成以后,返回到主程序继续执行。可以认为应用程序总是从复位异常处理程序开始执行的,因此复位异常处理程序不需要返回。 2.异常处理程序设计 2．1 异常响应流程
ARM-Linux下的GPIO中断程序.
ARM-Linux下的GPIO中断程序 [日期：2011-03-22] 来源：Linux社区作者：cskywit 今日为了调试ARM板上的GPIO引脚中断效果，以便在后续项目使用ARM与ZLG7290按键LED中断芯片连接中随意选择空闲的GPIO引脚来作为ZLG7290的中断信号线，特意编写了一个小的Linux GPIO中断驱动程序下载到开发板上做实验。经验证，这种软件中断方式也还差强人意。下面贴出自己编写的不成熟的代码，见笑（<-_->）。 实验的硬件电路为ARM GPIO的PB17连接一个共阴LED，PB18与PB19连接，PB18由中断驱动设置为低电平触发，PB19由GPIO驱动程序控制，上层应用程序通过驱动控制PB19高低电平变化，从而引发PB18发生中断，中断程序中控制PB17的LED亮和灭。 Linux中断驱动部分： /* * PB18_IRQTest.c * This is a test program for sam9260, using PB19(J5_18 pin) input a signal to PB18(J5_16 pin), * PB18 receive this signal as IRQ and make the LED linking on PB17((J5_14 pin)) turn on or turn off * * @Author: Cun Tian Rui * @Date :March.18.2011 */ #include
armlinux内核中ARM中断实现详解.
linux-2.6.26内核中ARM中断实现详解（1） 作者：刘洪涛，华清远见嵌入式学院金牌讲师，ARM ATC授权培训讲师。 看了一些网络上关于linux中断实现的文章，感觉有一些写的非常好，在这里首先感谢他们的无私付出，然后也想再补充自己对一些问题的理解。先从函数注册引出问题吧。 一、中断注册方法 在linux内核中用于申请中断的函数是request_irq（），函数原型在 Kernel/irq/manage.c中定义： int request_irq(unsigned int irq, irq_handler_t handler, unsigned long irqflags, const char *devname, void *dev_id) irq是要申请的硬件中断号。 handler是向系统注册的中断处理函数，是一个回调函数，中断发生时，系统调用这个函数，dev_id参数将被传递给它。 irqflags是中断处理的属性，若设置了IRQF_DISABLED （老版本中的 SA_INTERRUPT，本版zhon已经不支持了），则表示中断处理程序是快速处理程序，快速处理程序被调用时屏蔽所有中断，慢速处理程序不屏蔽；若设置了IRQF_SHARED （老版本中的SA_SHIRQ），则表示多个设备共享中断，若设置了IRQF_SAMPLE_RANDOM（老版本中的 SA_SAMPLE_RANDOM），表示对系统熵有贡献，对系统获取随机数有好处。（这几个flag是可以通过或的方式同时使用的） dev_id在中断共享时会用到，一般设置为这个设备的设备结构体或者NULL。 devname设置中断名称，在cat /proc/interrupts中可以看到此名称。 request_irq()返回0表示成功，返回-INVAL表示中断号无效或处理函数指针为NULL，返回-EBUSY表示中断已经被占用且不能共享。 关于中断注册的例子，大家可在内核中搜索下request_irq。 在编写驱动的过程中，比较容易产生疑惑的地方是： 1、中断向量表在什么位置？是如何建立的？ 2、从中断开始，系统是怎样执行到我自己注册的函数的？ 3、中断号是如何确定的？对于硬件上有子中断的中断号如何确定？ 4、中断共享是怎么回事，dev_id的作用是？ 本文以2.6.26内核和S3C2410处理器为例，为大家讲解这几个问题。
异常处理机制
异常的基本概念 异常是导致程序终止运行的一种指令流，如果不对异常进行正确的处理，则可能导致程序的中断执行，造成不必要的损失。 在没有异常处理的语言中如果要回避异常，就必须使用大量的判断语句，配合所想到的错误状况来捕捉程序中所有可能发生的错误。 Java异常处理机制具有易于使用、可自行定义异常类、处理抛出的异常同时又不会降低程序运行的速度等优点。因而在java程序设计时应充分地利用java的异常处理机制，以增进程序的稳定性及效率。 当程序中加入了异常处理代码，所以当有异常发生后，整个程序并不会因为异常的产生而中断执行。而是在catch中处理完毕之后，程序正常的结束。 在整个java异常的结构中，实际上有两个最常用的类，分别为Exception和Error 这两个类全都是Throwable的子类。 Exception:一般表示的是程序中出现的问题，可以直接使用try……catch处理。 Error：一般值JVM错误，程序中无法处理。 Java异常处理机制。 在整个java的异常处理中，实际上也是按照面向对象的方式进行处理，处理的步骤如下： 1）一旦产生异常，则首先会产生一个异常类的实例化对象。 2）在try语句中对此异常对象进行捕捉。 3）产生的异常对象与catch语句中的各个异常类型进行匹配，如果匹配成功则执行catch语句中的代码。 异常处理 在定义一个方法时可以使用throws关键字声明，表示此方法不处理异常，而交给方法的调用处进行处理，在方法调用处不管是否有问题，都要使用try……catch块进行异常的捕获与处理。 如果在主方法中使用throws关键字，则程序出现问题后肯定交由jvm处理，将导致程序中断。 与throws关键字不同的是，throw关键字人为的抛出一个异常，抛出时直接抛出异常类的实例化对象即可。 Exception在程序中必须使用try……catch进行处理。RuntimeException可以不使用try……catch进行处理，但是如果有异常产生，则异常将由JVM进行处理。（建议RuntimeException的子类也使用try……catch进行处理，否则产生的异常交给jvm处理会导致程序中断。） 继承关系： Exception》RuntimeException》lllegalArgumentException》NumberFormatException; 异常类必须继承于Exception 建议：继承Exception一般要添加全部父类型一样的构造器！ class NameOrPwdException extends Exception { public NameOrPwdException() {
linux中断总结
1．Linux中断的注册与释放： 在
异常情况处理制度及流程
山西煤炭运销集团 蒲县昊锦塬煤业有限公司异常情况处理制度为认真贯彻落实国家、省、市关于集中开展安全生产大检查的工作安排要求，加强我矿信息监控系统管理水平，做好矿井生产过程中井下环境参数的有效监控，保障矿井安全生产，加强煤矿安全生产管理水平及抗灾能力，特制定本矿异常情况处理制度如下： 一、值班人员按《中心岗位责任制》规定，浏览查询煤矿安全信息，发现异常情况及时处理，并认真填写《异常情况报告处理表》，传真至县监控中心。 二、监控室值班人员发现系统发出异常报警后，值班人员必须立即通知监控室主任、分管领导，同时立即通知矿井调度部门，由监控室主任或分管领导组织相关人员对本次异常报警进行原因分析，并按规定程序及时报上一级网络中心。处理结果应记录备案。调度值班人员接到报警、断电信息后，应立即向矿值班领导汇报，矿值班领导按规定指挥现场人员停止工作，断电时撤出人员。处理过程应记录备案。当系统显示井下某一区域瓦斯超限并有可能波及其他区域时，矿井有关人员应按瓦斯事故应急预案手动遥控切断瓦斯可能波及区域的电源。值班人员接到网络中心发出的报警处理指令后，要立即处理落实，并将处理结果向网络中心反馈。 当工作面瓦斯浓度达到报警浓度时，值班人员应立即通知矿值班领导及监控室主任，并填写异常情况处理报告表传真上报至
县监控中心
；由分管领导或监控室主任安排相关人员进行原因分析，按照瓦斯超限分析原则：①按人工检测值与甲烷传感器对比分析； ②按报警地点的历史曲线对比分析；③按报警地点上风侧检测值对比分析。根据分析结果立即将处理措施下达至矿调度中心按处理措施严格执行。报警期间要采取安全措施，报警消除后将报警的起止时间、分析报告、采取措施和处理结果上报县监控室并存档备案。 三、当煤矿通讯中断、无数据显示时，值班人员要通过传真（或电话）向县监控中心报告，并查明原因，恢复通讯。情况紧急的，由值班人员立即向矿领导汇报，对因故造成通讯中断未及时上报的，要通过电话联系移动公司或长途线务局进行抢修。
LINUX内核时钟中断机制
Linux内核的时钟中断机制 opyright © 2003 by 詹荣开 E-mail:zhanrk@https://www.wendangku.net/doc/5816867315.html, Linux-2.4.0 Version 1.0.0，2003-2-14 摘要：本文主要从内核实现的角度分析了Linux 2.4.0内核的时钟中断、内核对时间的表示等。本文是为那些想要了解Linux I/O子系统的读者和Linux驱动程序开发人员而写的。 关键词：Linux、时钟、定时器 申明：这份文档是按照自由软件开放源代码的精神发布的，任何人可以免费获得、使用和重新发布，但是你没有限制别人重新发布你发布内容的权利。发布本文的目的是希望它能对读者有用，但没有任何担保，甚至没有适合特定目的的隐含的担保。更详细的情况请参阅GNU 通用公共许可证(GPL)，以及GNU自由文档协议(GFDL)。 你应该已经和文档一起收到一份GNU通用公共许可证(GPL)的副本。如果还没有，写信给：The Free Software Foundation, Inc., 675 Mass Ave, Cambridge,MA02139, USA 欢迎各位指出文档中的错误与疑问。 前言 时间在一个操作系统内核中占据着重要的地位，它是驱动一个OS内核运行的“起博器”。一般说来，内核主要需要两种类型的时间： （1）、在内核运行期间持续记录当前的时间与日期，以便内核对某些对象和事件作时间标记（timestamp，也称为“时间戳”），或供用户通过时间syscall进行检索。 （2）、维持一个固定周期的定时器，以提醒内核或用户一段时间已经过去了。 PC机中的时间是有三种时钟硬件提供的，而这些时钟硬件又都基于固定频率的晶体振荡
Linux中断处理流程
Linux中断处理流程 先从函数注册引出问题吧。 一、中断注册方法 在linux内核中用于申请中断的函数是request_irq（），函数原型在Kernel/irq/manage.c中定义： int request_irq(unsigned int irq, irq_handler_t handler, unsigned long irqflags, const char *devname, void *dev_id) irq是要申请的硬件中断号。 handler是向系统注册的中断处理函数，是一个回调函数，中断发生时，系统调用这个函数，dev_id参数将被传递给它。 irqflags是中断处理的属性，若设置了IRQF_DISABLED （老版本中的SA_INTERRUPT，本版zhon已经不支持了），则表示中断处理程序是快速处理程序，快速处理程序被调用时屏蔽所有中断，慢速处理程 序不屏蔽；若设置了IRQF_SHARED （老版本中的SA_SHIRQ），则表示多个设备共享中断，若设置了IRQF_SAMPLE_RANDOM（老版本中的 SA_SAMPLE_RANDOM），表示对系统熵有贡献，对系统获取随机数有好处。（这几个flag是可以通过或的方式同时使用的） dev_id在中断共享时会用到，一般设置为这个设备的设备结构体或者NULL。devname设置中断名称，在cat /proc/interrupts中可以看到此名称。 request_irq()返回0表示成功，返回-INVAL表示中断号无效或处理函数指针为NULL，返回-EBUSY表示中断已经被占用且不能共享。 关于中断注册的例子，大家可在内核中搜索下request_irq。 在编写驱动的过程中，比较容易产生疑惑的地方是： 1、中断向量表在什么位置？是如何建立的？ 2、从中断开始，系统是怎样执行到我自己注册的函数的？ 3、中断号是如何确定的？对于硬件上有子中断的中断号如何确定？ 4、中断共享是怎么回事，dev_id的作用是？ 本文以2.6.26内核和S3C2410处理器为例，为大家讲解这几个问题。 二、异常向量表的建立 在ARM V4及V4T以后的大部分处理器中，中断向量表的位置可以有两个位置：一个是0，另一个是0xffff0000。可以通过CP15协处理器c1寄存器中V位(bit[13])控制。V和中断向量表的对应关系如下： V=0 ～ 0x00000000~0x0000001C V=1 ～ 0xffff0000~0xffff001C arch/arm/mm/proc-arm920.S中 .section ".text.init", #alloc, #execinstr __arm920_setup: ...... orr r0, r0, #0x2100 @ ..1. ...1 ..11 (1) //bit13=1 中断向量表基址为0xFFFF0000。R0的值将被付给CP15的C1.
实验5 ARM中断编程
实验五 ARM中断编程 一、实验目的 1．学习键盘驱动原理。 2．掌握中断的使用方法。 二、实验内容 通过ARM的外部中断进行键盘的扫描，利用中断服务程序编写键盘的驱动，在超级终端上显示相应的键值。UART接收中断，以中断方式（而不是查询方式）实现串口数据的接收 三、预备知识 1．掌握在ADS1.2集成开发环境中编写和调试程序的基本过程。 2．会使用UltraEdit编辑C语言源程序。 3．了解ARM中断服务程序的框架结构。 4．了解编译后的映象文件的下载方法。 四、键盘驱动程序的原理 1.简单键盘扫描 通常在一个键盘中使用了一个瞬时接触开关，并且用如图1所示的简单电路，微处理器可以容易地检测到闭合。当开关打开时，通过处理器的I/O口的一个上拉电阻提供逻辑1；当开关闭合时，处理器的I/O口的输入将被拉低得到逻辑0。可遗憾的是，开关并不完善，因为当它们被按下或者被释放时，并不能够产生一个明确的1或者0。尽管触点可能看起来稳定而且很快地闭合，但与微处理器快速的运行速度相比，这种动作是比较慢的。当触点闭合时，其弹起就像一个球。弹起效果将产生如图2所示的好几个脉冲。弹起的持续时间通常将维持在5ms~30ms之间。如果需要多个键，则可以将每个开关连接到微处理器上它自己的输入端口。然而，当开关的数目增加时，这种方法将很快使用完所有的输入端口。为此我将用到矩阵键盘。 图1 简单键盘电路
图2 键盘抖动 2. 复杂矩阵键盘扫描 键盘上陈列这些开关最有效的方法（当需要5个以上的键时）就形成了一个如图3所示的二维矩阵。当行和列的数目一样多时，也就是方型的矩阵，将产生一个最优化的布列方式（I/O 端被连接的时候）。一个瞬时接触开关（按钮）放置在每一行与线一列的交叉点。矩阵所需的键的数目显然根据应用程序而不同。每一行由一个输出端口的一位驱动，而每一列由一个电阻器上拉且供给输入端口一位。 图3 矩阵键盘 键盘扫描过程就是让微处理器按有规律的时间间隔查看键盘矩阵，以确定是否有键被按下。一旦处理器判定有一个键按下，键盘扫描软件将过滤掉抖动并且判定哪个键被按下。每个键被分配一个称为扫描码的唯一标识符。应用程序利用该扫描码，根据按下的键来判定应该采取什么行动。换句话说，扫描码将告诉应用程序按下哪个键。
linux中断实例
你的第一个中断程序: 本文通过一个简单的中断程序来描述一般中断程序的基本框架。完整代码在这里。 中断程序一般会包含在某个设备的驱动程序中，因此，接下来的程序本质上还是一个内核模块。说到内核模块，你应该知道首先去看什么了吧？对了，就是内核模块加载函数。 view source print? 01 static int __init myirq_init() 02 { 03 printk("Module is working..\n"); 04 if(request_irq(irq,myirq_handler,IRQF_SHARED,devname, &mydev)!=0) 05 { 06 printk("%s request IRQ:%d failed..\n",devname,irq); 07 return -1; 08 } 09 printk("%s rquest IRQ:%d success..\n",devname,irq); 10 return 0; 11 } 在内核加载函数中，我们除了显示一些信息外，最重要的工作就是申请一根中断请求线，也就是注册中断处理程序。很明显，这一动作是通过 request_irq函 数来完成的。这个函数的原型如下： view source print? 1 static int request_irq(unsigned int irq, irq_handler_t handler, unsigned long flags,const char *name, void *dev); 第一个参数是中断号，这个中断号对应的就是中断控制器上IRQ线的编号。 第二个参数是一个irq_handler_t类型个函数指针： view source print? 1 typedef irqreturn_t (*irq_handler_t)(int, void *); handler所指向的函数即为中断处理程序，需要具体来实现。 第三个参数为标志位，可以取IRQF_DISABLED、IRQF_SHARED和 IRQF_SAMPLE_RANDOM之一。在本实例程序中取 IRQF_SHARED，该标志表示多个 设备共享一条IRQ线，因此相应的每个设备都需要各自的中断服务例程。一般某个中断线上的中断服务程序在执行时会屏蔽请求该线的其他中断，如果取
linux 中断分析
Linux系统中有很多不同的硬件设备。你可以同步使用这些设备，也就是说你可以发出一个请求，然后等待 一直到设备完成操作以后再进行其他的工作。但这种方法的效率却非常的低，因为操作系统要花费很多的等待时间。一个更为有效的方法是发出请求以后，操作系统继续其他的工作，等设备完成操作以后，给操作系统发送一个中断，操作系统再继续处理和此设备有关的操作。 在将多个设备的中断信号送往CPU的中断插脚之前，系统经常使用中断控制器来综合多个设备的中断。这样即可以节约CPU的中断插脚，也可以提高系统设计的灵活性。中断控制器用来控制系统的中断， 它包括屏蔽和状态寄存器。设置屏蔽寄存器的各个位可以允许或屏蔽某一个中断，状态寄存器则用来返回系统中正在使用的中断。 大多数处理器处理中断的过程都相同。当一个设备发出中段请求时，CPU停止正在执行的指令，转而跳到包括中断处理代码或者包括指向中断处理代码的转移指令所在的内存区域。这些代码一般在CPU的中断方式下运行。在此方式下，将不会再有中断发生。但有些CPU的中断有自己的优先权，这样，更高优先权的中断则可以发生。这意味着第一级的中断处理程序必须拥有自己的堆栈，以便在处理更高级别的中断前保存CPU的执行状态。当中断处理完毕以后，CPU将恢复到以前的状态，继续执行中断处理前正在执行的指令。 中断处理程序十分简单有效，这样，操作系统就不会花太长的时间屏蔽其他的中断。 [设置Softirq] cpu_raise_softirq是一个轮训，唤醒ksoftirqd_CPU0内核线程, 进行管理 cpu_raise_softirq |__cpu_raise_softirq |wakeup_softirqd |wake_up_process ·cpu_raise_softirq [kernel/softirq.c] ·__cpu_raise_softirq [include/linux/interrupt.h] ·wakeup_softirq [kernel/softirq.c]
Linux中断(interrupt)子系统之一：arch相关的硬件封装层
Linux中断（interrupt）子系统之一：arch相关的硬件封装层Linux的通用中断子系统的一个设计原则就是把底层的硬件实现尽可能地隐藏起来，使得驱动程序的开发人员不用关注底层的实现，要实现这个目标，内核的开发者们必须把硬件相关的内容剥离出来，然后定义一些列标准的接口供上层访问，上层的开发人员只要知道这些接口即可完成对中断的进一步处理和控制。对底层的封装主要包括两部分： 实现不同体系结构中断入口，这部分代码通常用asm实现； 中断控制器进行封装和实现； 本文的内容正是要讨论硬件封装层的实现细节。我将以ARM体系进行介绍，大部分的代码位于内核代码树的arch/arm/目录内。 1. CPU的中断入口 我们知道，arm的异常和复位向量表有两种选择，一种是低端向量，向量地址位于0x00000000，另一种是高端向量，向量地址位于0xffff0000，Linux选择使用高端向量模式，也就是说，当异常发生时，CPU会把PC指针自动跳转到始于0xffff0000开始的某一个地址上： ARM的异常向量表地址异常种类FFFF0000复位FFFF0004未定义指令FFFF0008软中断（swi）FFFF000CPrefetch abortFFFF0010Data abortFFFF0014保留FFFF0018IRQFFFF001CFIQ 中断向量表在arch/arm/kernel/entry_armv.S中定义，为了方便讨论，下面只列出部分关键的代码： [plain] view plain copy .globl __stubs_start __stubs_start: vector_stub irq, IRQ_MODE, 4 .long __irq_usr @ 0 (USR_26 / USR_32) .long __irq_invalid @ 1 (FIQ_26 / FIQ_32) .long __irq_invalid @ 2 (IRQ_26 / IRQ_32)
arm中断返回地址详细分析.
在ARM体系中，通常有以下3种方式控制程序的执行流程： 1、在正常执行过程中，每执行一条ARM指令，程序计数器PC的值加4个字节；每执行一条Thumb 指令，程序计数器PC加2个字节。整个过程是顺序执行的； 2、跳转B指令执行跳转操作；BL指令在执行跳转的同时，保存子程序返回地址；BX指令，执行跳转的同时，根据目标地址的最低位，可以将程序状态切换到Thumb状态；BLX指令执行上述3个操作； 3、当异常中断发生时，系统执行完当前指令后，将跳转到相应的异常中断处理程序处执行。在进入异常中断处理程序时，要保存被中断的程序的执行现场，在从异常中断处理程序退出时，要恢复被中断的程序的执行现场。当异常中断处理程序执行完成后，程序返回到发生中断的指令的下一条指令处执行。 异常中断种类、异常中断向量地址和异常中断优先级别见下表： ARM运行的几种处理器模式如上表所示。其中，应用程序通常运行在用户模式下！ 为了说明异常中断执行过程，先了解各处理器模式下的寄存器组，如下表： 重点：ARM处理器对异常中断的响应过程： ㈠、保存当前程序状态寄存器CPSR到对应异常中断的处理器模式下的SPSR中； ㈡、设置当前程序状态寄存器CPSR的处理器模式位M(4:0)为对应的处理器模式，并禁止IRQ 中断(设置I位=1）；当进入的是FIQ模式时,禁止FIQ中断(设置F位=1)； ㈢、将对应异常中断的处理器模式下的LR设置成返回地址； ㈣、将程序计数器PC值，设置成该异常中断向量地址，从而跳转到相应的异常中断处理程序处执行。 上述处理器对异常中断的响应过程可以用伪代码描述如下： R14
Linux中断处理过程浅析
linux中断响应和处理过程: 首先中断属于异常的一种。异常，就是可以打断CPU正常运行流程的一些事情，比如说外部中断，未定义的指定，试图修改只读数据，执行SWI指定（software interrupt instructin,软件中断指令，比如说上层调用sys_read,sys_write就会产生swi）等。 内核启动时在start_kernel函数（init/main.c)中调用trap_init , init_IRQ两个函数来设置异常的处理函数。 trap_init函数（arch/arm/kernel/traps.c） void_init trap_init(void) { ...... memcpy((void *)vectors, __vectors_start, __vectors_end - __vectors_start); memcpy((void *)vectors + 0x200, __stubs_start, __stubs_end - __stubs_start); ....... } 上面两条定义的是异常向量的存放地方,即:__stubs_start~~~~~ __stubs_end之间就是异常向量. 接下来我们看异常向量之间的定义:(arch/arm/kernel/entry-armv.s) .equ stubs_offset, __vectors_start + 0x200 - __stubs_start .globl __vectors_start __vectors_start: ARM( swi SYS_ERROR0 ) //复位时.CPU交执行这条指令 THUMB( svc #0 ) THUMB( nop ) W(b) vector_und + stubs_offset //未定义异常时,CPU将执行这条跳转指令 W(ldr) pc, .LCvswi + stubs_offset //swi异常 W(b) vector_pabt + stubs_offset //指令预取止 W(b) vector_dabt + stubs_offset //数据访问中止 W(b) vector_addrexcptn + stubs_offset //没有用到 W(b) vector_irq + stubs_offset //irq中断 W(b) vector_fiq + stubs_offset //fig中断(快速中断) .globl __vectors_end __vectors_end: 各种异常的处理函数可以分为五类,分别分布在下面不同的文件中: 1、arch/arm/kernel/traps.c中 处理未定义指令异常，总入口函数为do_undefinstr
ARM技术中英文缩写解说
ARM技术中英文缩写解说 中一些常见英文缩写解释 MSB：最高有效位； LSB：最低有效位； AHB：先进的高性能总线； VPB：连接片内外设功能的VLSI外设总线； EMC：外部存储器控制器； MAM：存储器加速模块； VIC：向量中断控制器； SPI：全双工串行接口； CAN：控制器局域网，一种串行通讯协议； PWM：脉宽调制器； ETM：嵌入式跟踪宏； CPSR：当前程序状态寄存器； SPSR：程序保护状态寄存器； 使用注意事项： 答：当改变 MAM 定时值时，必须先通过向 MAMCR 写入 0 来关闭 MAM，然后将新值写入 MAMTIM。最后，将需要的操作模式的对应值写入MAMCR，再次打开MAM。 对于低于 20MHz 的系统时钟，MAMTIM 设定为 001。对于 20MHz 到 40MHz 之间的系统时钟，建议将Flash 访问时间设定为2cclk，而在高于40MHz的系统时钟下，建议使用3cclk。 使用注意事项 答：如果在片内RAM当中运行代码并且应用程序需要调用中断，那么必须将中断向量重新映射到Flash地址0x0。这样做是因为所有的异常向量都位于地址0x0及以上。通过将寄存器MEMMAP（位于系统控制模块当中）配置为用户RAM模式来实现这一点。用户代码被连接以便使中断向量表装载到0x4000 0000。 4. ARM启动代码设计 答：ARM启动代码直接面对处理器内核和硬件控制器进行编程，一般使用汇编语言。启动代码一般包括：中断向量表 初始化存储器系统 初始化堆栈初始化有特殊要求的端口、设备 初始化用户程序执行环境 改变处理器模式 呼叫主应用程序 和 FIQ 之间的区别 答：IRQ和FIQ是ARM处理器的两种编程模式。IRQ是指中断模式，FIR是指快速中断模式。对于 FIQ 你必须尽快处理你的事情并离开这个模式。IRQ 可以被 FIQ 所中断，但 IRQ 不能中断 FIQ。为了使 FIQ 更快，所以这种模式有更多的影子寄存器。FIQ 不能调用 SWI（软件中断）。FIQ 还必须禁用中断。如果一个 FIQ 例程必须重新启用中断，则它太慢了，并应该是 IRQ 而不是 FIQ。
Windows异常处理流程
Windows异常处理流程 作者：SoBeIt 出处：https://www.wendangku.net/doc/5816867315.html,/articles/200412/761.html 日期：2005-01-06 先来说说异常和中断的区别。中断可在任何时候发生，与CPU正在执行什么指令无关，中断主要由I/O设备、处理器时钟或定时器等硬件引发，可以被允许或取消。而异常是由于CPU执行了某些指令引起的，可以包括存储器存取违规、除0或者特定调试指令等，内核也将系统服务视为异常。中断和异常更底层的区别是当广义上的中断(包括异常和硬件中断)发生时如果没有设置在服务寄存器(用命令号0xb向8259-1中断控制器0x20端口读出在服务寄存器1，用0xb向8259-2中断控制器的0xa0端口读出在服务寄存器2)相关的在服务位(每个在服务寄存器有8位，共对应IRQ 0-15)则为CPU的异常，否则为硬件中断。 下面是WINDOWS2000根据INTEL x86处理器的定义，将IDT中的前几项注册为对应的异常处理程序(不同的操作系统对此的实现标准是不一样的，这里给出的和其它一些资料不一样是因为这是windows的具体实现)： 中断号名字原因 0x0 除法错误1、DIV和IDIV指令除0 2、除法结果溢出 0x1 调试陷阱1、EFLAG的TF位置位 2、执行到调试寄存器(DR0-DR4)设置的断点 3、执行INT 1指令 0x2 NMI中断将CPU的NMI输入引脚置位(该异常为硬件发生非屏蔽中断而保留) 0x3 断点执行INT 3指令 0x4 整数溢出执行INTO指令且OF位置位 0x5 BOUND边界检查错误BOUND指令比较的值在给定范围外 0x6 无效操作码指令无法识别 0x7 协处理器不可用1、CR0的EM位置位时执行任何协处理器指令 2、协处理器工作时执行了环境切换 0x8 双重异常处理异常时发生另一个异常 0x9 协处理器段超限浮点指令引用内存超过段尾 0xA 无效任务段任务段包含的描述符无效(windows不 使用TSS进行环境切换，所以发生该异常说明有其它问题) 0xB 段不存在被引用的段被换出内存 0xC 堆栈错误1、被引用内存超出堆栈段限制 2、加载入SS寄存器的描述符的present位置0 0xD 一般保护性错误所有其它异常处理例程无法处理的异常 0xE 页面错误1、访问的地址未被换入内存 2、访问操作违反页保护规则 0x10 协处理器出错CR0的EM位置位时执行W AIT或ESCape指令 0x11 对齐检查错误对齐检查开启时(EFLAG对齐位置位)访问未对齐数据
细说Linux内核中断架构
细说Linux内核中断架构 分类：网络Unix/Linux内核学习2012-06-14 17:59 38人阅读评论(0) 收藏举报 中断和异常 一、什么是中断？ 中断通常被定义为一个事件，该事件改变处理器执行的指令顺序。这样的事件与CPU芯片内外部硬件电路产生的电信号相对应。 中断通常分为同步中断和异步中断： 2同步中断是当指令执行时由CPU控制单元产生的，之所以称为同步，是因为只有在一条指令终止执行后CPU才会发出中断。 ◎异步中断是由其他硬件设备依照CPU时钟信号随机产生的。 在Intel微处理器手册中： ◎把同步中断称为异常（exception） ◎把异步中断称为中断（interrupt） 这两类中断的共同特点是什么？如果CPU当前不处于核心态，则发起从用户态到核心态的切换。接下来，在内核中执行一个专门的例程，称为中断服务例程（interrupt service routine）。或中断处理程序（interrupthandler） 另一方面，异常是由程序的错误产生的，或者是由内核必须处理的异常条件产生的。第一种情况下，内核通过发送一个每个Unix/Linux程序员都熟悉的信号来处理异常。第二种情况下，内核执行恢复异常需要的所有步骤，例如缺页异常等。 二、中断信号的作用 中断信号提供了一种特殊的方式，使处理器转而去运行正常控制流之外的代码。当一个中断信号达到时，CPU必须停止它当前正在做的事情，并且切换到一个新的活动。为了这做到这
一点，就要在内核态堆栈保存程序计数器的当前值（即EIP和CS寄存器的内容），并把与中断类型相关的一个地址放进程序计数器。 这可能会让我们想起系统调度的进程切换，发生在内核用一个进程替换另一个进程时。但是中断处理与进程切换有一个明显的差异：由中断或异常处理程序执行的代码不是一个进程。更准确的说，它是一个内核控制路径，代表中断发生时正在运行的进程执行。作为一个内核控制路径，中断处理程序比一个进程要“轻”（中断的上下文很少，建立或终止中断处理需要的时间也很少） 中断处理是由内核执行的最敏感的任务之一，因为它必须满足下列约束： ◎当内核正打算去完成一些别的事情时，中断随时会到来。因此，内核的目标就是让中断尽可能快地处理完，尽其所能把更多的处理向后推迟。因此，内核响应中断后需要进行的操作分为两部分：关键而紧急的部分，内核立即执行；其余推迟的部分，内核随后执行。 ◎因为中断随时会到来，所以内核可能正在处理其中的一个中断时，另一个不同类型的中断又发生了。内核应该尽可能地允许这种情况发生，因为这能维持更多的I/O设备得到处理的机会。因此，中断处理程序必须编写成使相应的内核控制路径能以嵌套的方式执行。当最后一个内核控制路径终止时，内核必须能恢复被中断进程的执行，或者，如果中断信号已导致了重新调度，内核也应能切换到另外的进程。 ◎尽管内核在处理前一个中断时可以接受一个新的中断，但在内核代码中还是存在一些临界区，在临界区中，中断必须被禁止。必须尽可能地限制这样的临界区，因为根据以前的要求，内核，尤其是中断处理程序，应该在大部分时间内以开中断的方式运行。 三、IRQ和中断 中断这个名词使用得并不是很谨慎，为什么？由于中断是用来表示由CPU和外部硬件发出的信号所产生的。但是中断不能由处理器外部的外设直接产生，而必须借助于一个称为可编
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