gprs连接中断记录_Linux中断处理

中断处理 - 上半部(硬中断)

由于 APIC中断控制器 有点小复杂，所以本文主要通过 8259A中断控制器 来介绍Linux对中断的处理过程。

中断处理相关结构

前面说过，8259A中断控制器 由两片 8259A 风格的外部芯片以 级联 的方式连接在一起，每个芯片可处理多达 8 个不同的 IRQ(中断请求)，所以可用 IRQ 线的个数达到 15 个。如下图：

在内核中每条IRQ线由结构体 irq_desc_t 来描述，irq_desc_t 定义如下：

typedef struct { unsigned int status; /* IRQ status */ hw_irq_controller *handler; struct irqaction *action; /* IRQ action list */ unsigned int depth; /* nested irq disables */ spinlock_t lock;} irq_desc_t;

下面介绍一下 irq_desc_t 结构各个字段的作用：

• status: IRQ线的状态。
• handler: 类型为 hw_interrupt_type 结构，表示IRQ线对应的硬件相关处理函数，比如 8259A中断控制器 接收到一个中断信号时，需要发送一个确认信号才会继续接收中断信号的，发送确认信号的函数就是 hw_interrupt_type 中的 ack 函数。
• action: 类型为 irqaction 结构，中断信号的处理入口。由于一条IRQ线可以被多个硬件共享，所以 action 是一个链表，每个 action 代表一个硬件的中断处理入口。
• depth: 防止多次开启和关闭IRQ线。
• lock: 防止多核CPU同时对IRQ进行操作的自旋锁。

hw_interrupt_type 这个结构与硬件相关，这里就不作介绍了，我们来看看 irqaction 这个结构：

struct irqaction { void (*handler)(int, void *, struct pt_regs *); unsigned long flags; unsigned long mask; const char *name; void *dev_id; struct irqaction *next;};

下面说说 irqaction 结构各个字段的作用：

• handler: 中断处理的入口函数，handler 的第一个参数是中断号，第二个参数是设备对应的ID，第三个参数是中断发生时由内核保存的各个寄存器的值。
• flags: 标志位，用于表示 irqaction 的一些行为，例如是否能够与其他硬件共享IRQ线。
• name: 用于保存中断处理的名字。
• dev_id: 设备ID。
• next: 每个硬件的中断处理入口对应一个 irqaction 结构，由于多个硬件可以共享同一条IRQ线，所以这里通过 next 字段来连接不同的硬件中断处理入口。

irq_desc_t 结构关系如下图：

注册中断处理入口

在内核中，可以通过 setup_irq() 函数来注册一个中断处理入口。setup_irq() 函数代码如下：

int setup_irq(unsigned int irq, struct irqaction * new){ int shared = 0; unsigned long flags; struct irqaction *old, **p; irq_desc_t *desc = irq_desc + irq; ... spin_lock_irqsave(&desc->lock,flags); p = &desc->action; if ((old = *p) != NULL) { if (!(old->flags & new->flags & SA_SHIRQ)) { spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags); return -EBUSY; } do { p = &old->next; old = *p; } while (old); shared = 1; } *p = new; if (!shared) { desc->depth = 0; desc->status &= ~(IRQ_DISABLED | IRQ_AUTODETECT | IRQ_WAITING); desc->handler->startup(irq); } spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags); register_irq_proc(irq); // 注册proc文件系统 return 0;}

setup_irq() 函数比较简单，就是通过 irq 号来查找对应的 irq_desc_t 结构，并把新的 irqaction 连接到 irq_desc_t 结构的 action 链表中。要注意的是，如果设备不支持共享IRQ线(也即是 flags 字段没有设置 SA_SHIRQ 标志)，那么就返回 EBUSY 错误。

我们看看 时钟中断处理入口 的注册实例：

static struct irqaction irq0 = { timer_interrupt, SA_INTERRUPT, 0, "timer", NULL, NULL};void __init time_init(void){ ... setup_irq(0, &irq0);}

可以看到，时钟中断处理入口的IRQ号为0，处理函数为 timer_interrupt()，并且不支持共享IRQ线(flags 字段没有设置 SA_SHIRQ 标志)。

处理中断请求

当一个中断发生时，中断控制层会发送信号给CPU，CPU收到信号会中断当前的执行，转而执行中断处理过程。中断处理过程首先会保存寄存器的值到栈中，然后调用 do_IRQ() 函数进行进一步的处理，do_IRQ() 函数代码如下：

asmlinkage unsigned int do_IRQ(struct pt_regs regs){ int irq = regs.orig_eax & 0xff; /* 获取IRQ号 */ int cpu = smp_processor_id(); irq_desc_t *desc = irq_desc + irq; struct irqaction * action; unsigned int status; kstat.irqs[cpu][irq]++; spin_lock(&desc->lock); desc->handler->ack(irq); status = desc->status & ~(IRQ_REPLAY | IRQ_WAITING); status |= IRQ_PENDING; /* we _want_ to handle it */ action = NULL; if (!(status & (IRQ_DISABLED | IRQ_INPROGRESS))) { // 当前IRQ不在处理中 action = desc->action; // 获取 action 链表 status &= ~IRQ_PENDING; // 去除IRQ_PENDING标志, 这个标志用于记录是否在处理IRQ请求的时候又发生了中断 status |= IRQ_INPROGRESS; // 设置IRQ_INPROGRESS标志, 表示正在处理IRQ } desc->status = status; if (!action) // 如果上一次IRQ还没完成, 直接退出 goto out; for (;;) { spin_unlock(&desc->lock); handle_IRQ_event(irq, ®s, action); // 处理IRQ请求 spin_lock(&desc->lock);  if (!(desc->status & IRQ_PENDING)) // 如果在处理IRQ请求的时候又发生了中断, 继续处理IRQ请求 break; desc->status &= ~IRQ_PENDING; } desc->status &= ~IRQ_INPROGRESS;out: desc->handler->end(irq); spin_unlock(&desc->lock); if (softirq_active(cpu) & softirq_mask(cpu)) do_softirq(); // 中断下半部处理 return 1;}

do_IRQ() 函数首先通过IRQ号获取到其对应的 irq_desc_t 结构，注意的是同一个中断有可能发生多次，所以要判断当前IRQ是否正在被处理当中(判断 irq_desc_t 结构的 status 字段是否设置了 IRQ_INPROGRESS 标志)，如果不是处理当前，那么就获取到 action 链表，然后通过调用 handle_IRQ_event() 函数来执行 action 链表中的中断处理函数。

如果在处理中断的过程中又发生了相同的中断(irq_desc_t 结构的 status 字段被设置了 IRQ_INPROGRESS 标志)，那么就继续对中断进行处理。处理完中断后，调用 do_softirq() 函数来对中断下半部进行处理(下面会说)。

接下来看看 handle_IRQ_event() 函数的实现：

int handle_IRQ_event(unsigned int irq, struct pt_regs * regs, struct irqaction * action){ int status; int cpu = smp_processor_id(); irq_enter(cpu, irq); status = 1; /* Force the "do bottom halves" bit */ if (!(action->flags & SA_INTERRUPT)) // 如果中断处理能够在打开中断的情况下执行, 那么就打开中断 __sti(); do { status |= action->flags; action->handler(irq, action->dev_id, regs); action = action->next; } while (action); if (status & SA_SAMPLE_RANDOM) add_interrupt_randomness(irq); __cli(); irq_exit(cpu, irq); return status;}

handle_IRQ_event() 函数非常简单，就是遍历 action 链表并且执行其中的处理函数，比如对于 时钟中断 就是调用 timer_interrupt() 函数。这里要注意的是，如果中断处理过程能够开启中断的，那么就把中断打开(因为CPU接收到中断信号时会关闭中断)。

中断处理 - 下半部(软中断)

由于中断处理一般在关闭中断的情况下执行，所以中断处理不能太耗时，否则后续发生的中断就不能实时地被处理。鉴于这个原因，Linux把中断处理分为两个部分，上半部 和 下半部，上半部 在前面已经介绍过，接下来就介绍一下 下半部 的执行。

一般中断 上半部 只会做一些最基础的操作(比如从网卡中复制数据到缓存中)，然后对要执行的中断 下半部 进行标识，标识完调用 do_softirq() 函数进行处理。

softirq机制

中断下半部 由 softirq(软中断) 机制来实现的，在Linux内核中，有一个名为 softirq_vec 的数组，如下：

static struct softirq_action softirq_vec[32];

其类型为 softirq_action 结构，定义如下：

struct softirq_action{ void (*action)(struct softirq_action *); void *data;};

softirq_vec 数组是 softirq 机制的核心，softirq_vec 数组每个元素代表一种softirq。但在Linux中只定义了四种softirq，如下：

enum{ HI_SOFTIRQ=0, NET_TX_SOFTIRQ, NET_RX_SOFTIRQ, TASKLET_SOFTIRQ};

HI_SOFTIRQ 是高优先级tasklet，而 TASKLET_SOFTIRQ 是普通tasklet，tasklet是基于softirq机制的一种任务队列(下面会介绍)。NET_TX_SOFTIRQ 和 NET_RX_SOFTIRQ 特定用于网络子模块的软中断(不作介绍)。

注册softirq处理函数

要注册一个softirq处理函数，可以通过 open_softirq() 函数来进行，代码如下：

void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action*), void *data){ unsigned long flags; int i; spin_lock_irqsave(&softirq_mask_lock, flags); softirq_vec[nr].data = data; softirq_vec[nr].action = action; for (i=0; i

open_softirq() 函数的主要工作就是向 softirq_vec 数组添加一个softirq处理函数。

Linux在系统初始化时注册了两种softirq处理函数，分别为 TASKLET_SOFTIRQ 和 HI_SOFTIRQ：

void __init softirq_init(){ ... open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action, NULL); open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action, NULL);}

处理softirq

处理softirq是通过 do_softirq() 函数实现，代码如下：

asmlinkage void do_softirq(){ int cpu = smp_processor_id(); __u32 active, mask; if (in_interrupt()) return; local_bh_disable(); local_irq_disable(); mask = softirq_mask(cpu); active = softirq_active(cpu) & mask; if (active) { struct softirq_action *h;restart: softirq_active(cpu) &= ~active; local_irq_enable(); h = softirq_vec; mask &= ~active; do { if (active & 1) h->action(h); h++; active >>= 1; } while (active); local_irq_disable(); active = softirq_active(cpu); if ((active &= mask) != 0) goto retry; } local_bh_enable(); return;retry: goto restart;}

前面说了 softirq_vec 数组有32个元素，每个元素对应一种类型的softirq，那么Linux怎么知道哪种softirq需要被执行呢？在Linux中，每个CPU都有一个类型为 irq_cpustat_t 结构的变量，irq_cpustat_t 结构定义如下：

typedef struct { unsigned int __softirq_active; unsigned int __softirq_mask; ...} irq_cpustat_t;

其中 __softirq_active 字段表示有哪种softirq触发了(int类型有32个位，每一个位代表一种softirq)，而 __softirq_mask 字段表示哪种softirq被屏蔽了。Linux通过 __softirq_active 这个字段得知哪种softirq需要执行(只需要把对应位设置为1)。

所以，do_softirq() 函数首先通过 softirq_mask(cpu) 来获取当前CPU对应被屏蔽的softirq，而 softirq_active(cpu) & mask 就是获取需要执行的softirq，然后就通过对比 __softirq_active 字段的各个位来判断是否要执行该类型的softirq。

tasklet机制

前面说了，tasklet机制是基于softirq机制的，tasklet机制其实就是一个任务队列，然后通过softirq执行。在Linux内核中有两种tasklet，一种是高优先级tasklet，一种是普通tasklet。这两种tasklet的实现基本一致，唯一不同的就是执行的优先级，高优先级tasklet会先于普通tasklet执行。

tasklet本质是一个队列，通过结构体 tasklet_head 存储，并且每个CPU有一个这样的队列，我们来看看结构体 tasklet_head 的定义：

struct tasklet_head{ struct tasklet_struct *list;};struct tasklet_struct{ struct tasklet_struct *next; unsigned long state; atomic_t count; void (*func)(unsigned long); unsigned long data;};

从 tasklet_head 的定义可以知道，tasklet_head 结构是 tasklet_struct 结构队列的头部，而 tasklet_struct 结构的 func 字段正式任务要执行的函数指针。Linux定义了两种的tasklet队列，分别为 tasklet_vec 和 tasklet_hi_vec，定义如下：

struct tasklet_head tasklet_vec[NR_CPUS];struct tasklet_head tasklet_hi_vec[NR_CPUS];

可以看出，tasklet_vec 和 tasklet_hi_vec 都是数组，数组的元素个数为CPU的核心数，也就是每个CPU核心都有一个高优先级tasklet队列和一个普通tasklet队列。

调度tasklet

如果我们有一个tasklet需要执行，那么高优先级tasklet可以通过 tasklet_hi_schedule() 函数调度，而普通tasklet可以通过 tasklet_schedule() 调度。这两个函数基本一样，所以我们只分析其中一个：

static inline void tasklet_hi_schedule(struct tasklet_struct *t){ if (!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state)) { int cpu = smp_processor_id(); unsigned long flags; local_irq_save(flags); t->next = tasklet_hi_vec[cpu].list; tasklet_hi_vec[cpu].list = t; __cpu_raise_softirq(cpu, HI_SOFTIRQ); local_irq_restore(flags); }}

函数参数的类型是 tasklet_struct 结构的指针，表示需要执行的tasklet结构。tasklet_hi_schedule() 函数首先判断这个tasklet是否已经被添加到队列中，如果不是就添加到 tasklet_hi_vec 队列中，并且通过调用 __cpu_raise_softirq(cpu, HI_SOFTIRQ) 来告诉softirq需要执行 HI_SOFTIRQ 类型的softirq，我们来看看 __cpu_raise_softirq() 函数的实现：

static inline void __cpu_raise_softirq(int cpu, int nr){ softirq_active(cpu) |= (1<

可以看出，__cpu_raise_softirq() 函数就是把 irq_cpustat_t 结构的 __softirq_active 字段的 nr位 设置为1。对于 tasklet_hi_schedule() 函数就是把 HI_SOFTIRQ 位(0位)设置为1。

前面我们也介绍过，Linux在初始化时会注册两种softirq，TASKLET_SOFTIRQ 和 HI_SOFTIRQ：

void __init softirq_init(){ ... open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action, NULL); open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action, NULL);}

所以当把 irq_cpustat_t 结构的 __softirq_active 字段的 HI_SOFTIRQ 位(0位)设置为1时，softirq机制就会执行 tasklet_hi_action() 函数，我们来看看 tasklet_hi_action() 函数的实现：

static void tasklet_hi_action(struct softirq_action *a){ int cpu = smp_processor_id(); struct tasklet_struct *list; local_irq_disable(); list = tasklet_hi_vec[cpu].list; tasklet_hi_vec[cpu].list = NULL; local_irq_enable(); while (list != NULL) { struct tasklet_struct *t = list; list = list->next; if (tasklet_trylock(t)) { if (atomic_read(&t->count) == 0) { clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state); t->func(t->data); // 调用tasklet处理函数 tasklet_unlock(t); continue; } tasklet_unlock(t); } ... }}

tasklet_hi_action() 函数非常简单，就是遍历 tasklet_hi_vec 队列并且执行其中tasklet的处理函数。