看了《深入理解linux內(nèi)核》的中斷與異常，簡單總結(jié)了下，如果有錯誤，望指正！

一 什么是中斷和異常

　　異常又叫同步中斷，是當(dāng)指令執(zhí)行時由cpu控制單元產(chǎn)生的，之所以稱之為異常，是因為只有在一條指令結(jié)束之后才發(fā)出中斷（程序執(zhí)行異常或者系統(tǒng)調(diào)用）。

　　中斷又叫異步中斷，是由其他硬件設(shè)備依照cpu時鐘信號隨機(jī)產(chǎn)生的。

二 高級可編程中斷控制器

APIC

　　每個CPU都有一個本地的APIC，通過IIC bus鏈接到一個I/O APIC，這個I/O APIC負(fù)責(zé)處理外部IRQS，分發(fā)IRQS給本地APIC。

三 中斷與異常處理程序嵌套執(zhí)行

　　中斷處理程序允許被另一個中斷處理程序”中斷“，從而引起內(nèi)核控制路徑嵌套執(zhí)行。但是中斷處理程序是不允許發(fā)生阻塞，即任務(wù)切換的。

　　中斷可以搶占異常處理程序，但異常處理程序不會搶占中斷。因為中斷處理程序必定處于內(nèi)核態(tài)，如果發(fā)生異常，那只能是BUG了，也就是說內(nèi)核控制路徑中異常處理程序不會超過一個。

四 Linux中斷描述符

　　Intel把中斷描述符分三類：任務(wù)門、中斷門、陷阱門，而Linux則分成五類：

1. 中斷門：Intel的中斷門，DPL = 0，描述中斷處理程序，通過set_intr_gate宏設(shè)置
2. 系統(tǒng)門：Intel的陷阱門，DPL = 3，用于系統(tǒng)調(diào)用，通過set_system_gate宏設(shè)置
3. 系統(tǒng)中斷門：Intel的中斷門，DPL = 3，用于向量3的異常處理，通過set_system_intr_gate宏設(shè)置
4. 陷阱門：Intel陷阱門，DPL = 0，大部分的異常處理，通過set_trap_gate宏設(shè)置
5. 任務(wù)門：Intel任務(wù)門，DPL = 0，對”Double fault“異常處理，通過set_task_gate宏設(shè)置

五 異常處理

　　當(dāng)cpu產(chǎn)生異常時，會自動根據(jù)產(chǎn)生的異常編號在IDT中找對應(yīng)的異常處理程序，異常處理程序保存大多數(shù)寄存器的值，調(diào)用異常處理的高級C函數(shù)處理該異常，然后通過調(diào)用ret_from_exception從異常處理程序退出。

六 中斷處理

　　I/O中斷處理程序執(zhí)行的四個基本過程：

1. 在內(nèi)核態(tài)堆棧中保存IRQ的值和寄存器的內(nèi)容
2. 給正在為IRQ線服務(wù)的PIC發(fā)送一個應(yīng)答，這將允許該P(yáng)IC進(jìn)一步發(fā)中斷
3. 執(zhí)行共享該IRQ的所有設(shè)備的中斷服務(wù)例程（ISR）

七 IRQ數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)

IRQ數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)

　　hw_irq_controller是對PIC進(jìn)程控制的一些函數(shù)，包括應(yīng)答PIC什么的。action指向的是一個irqaction鏈，每個irqaction描述一個設(shè)備的服務(wù)例程。irq_desc_t中的state字段保證了同一時刻只有一個設(shè)備會擁有該IRQ，正在處理該IRQ的CPU會禁用這條IRQ（本地），其它cpu還是可以接受該IRQ的請求，不過由于此時state的狀態(tài)為IRQ_INPROGRESS，所以新的IRQ請求會在其它的CPU上應(yīng)答，但不會處理，也就是該新的IRQ處理會被延遲到處理同一個IRQ的前面一個CPU上執(zhí)行。能這樣做是因為IRQ的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)是所有CPU所共享的。

　

八 多種類型的內(nèi)核棧

　　如果編譯內(nèi)核設(shè)置內(nèi)核棧為8k，那么進(jìn)程的內(nèi)核棧被用于所有類型的內(nèi)核控制路徑。如果內(nèi)核棧為4k，則內(nèi)核使用3種類型的內(nèi)核棧：異常棧，用于處理異常，每個進(jìn)程一個；硬中斷棧，用于處理中斷，每個cpu一個；軟中斷棧，用于出來延遲函數(shù)，每個cpu一個。

九 軟中斷

1 為什么要引進(jìn)軟中斷機(jī)制，用前面的中斷機(jī)制不就可以了嗎（老版本的linux就沒有軟中斷機(jī)制）？

　　從前面的中斷處理中可以看出，一個中斷處理程序的幾個中斷服務(wù)例程（每個設(shè)備一個）是串行執(zhí)行的，如果某個處理例程執(zhí)行的時間比較長，而后面的例程又很緊急，那么會導(dǎo)致這個緊急的例程匯編延遲比較久的時間。所以如果能把一些服務(wù)例程中不是很緊急但又花費(fèi)比較長的操作延遲到執(zhí)行完該IRQ上所有中斷服務(wù)例程之后執(zhí)行，那么一些緊急的，花費(fèi)時間短（一般緊急的操作所需的時間都是比較短的）的例程就可以得到快速的響應(yīng)。還有就是對于某個設(shè)備的中斷服務(wù)例程，如果它的服務(wù)例程服務(wù)時間過長，cpu在執(zhí)行該服務(wù)例程時是會中斷本地cpu對該設(shè)備的中斷或者整個本地中斷，這樣會導(dǎo)致很多中斷會得不到快速的響應(yīng)。

2 軟中斷使用的關(guān)鍵數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)

　　softirq_vec數(shù)組，每個數(shù)組元素類型為softirq_action，該數(shù)組總共有32個元素，目前只用了前面六個。softirq_action數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)包含兩個字段：指向軟中斷處理函數(shù)的action指針和指向軟中斷函數(shù)需要的通用數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的data指針，這是cpu共享的。

　　每個進(jìn)程描述的thread_info字段中的preempt_count字段，該字段被編碼來表示三個不同的計數(shù)器和一個標(biāo)志。0-7位表示是否允許搶占內(nèi)核，8-15表示是否正在處理軟中斷，16-27表示硬件中斷控制路徑嵌套數(shù)，28為是PREEMPT_ACTIVE標(biāo)志。每個進(jìn)程有一個。

　　另一個是每個cpu都有的32位掩碼，存放在irq_cpustat_t數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中的__softirq_pending字段，32位，每一位表示softirq_vec數(shù)組中的對應(yīng)的軟中斷函數(shù)是否已激活。irq_cpustat_t存放在irq_stat數(shù)組中，每個cpu對于數(shù)組中的一個irq_cpustat_t。每個cpu一個。

　

3 軟中斷可延遲函數(shù)的四個操作

• 初始化，定義一個新的可延遲函數(shù)，并加入到softirq_vec數(shù)組中，所有cpu共享該softirq_vec。
• 激活，標(biāo)記一個可延遲函數(shù)為”掛起“，通過前面描述的__softirq_pending字段。
• 屏蔽，有選擇地屏蔽一個可延遲函數(shù)，即使它被激活。它是通過前面的preempt_count字段或者關(guān)閉本地中斷（延遲函數(shù)一般是通過中斷處理程序激活的，如果沒有中斷處理程序執(zhí)行，自然也就不會有延遲函數(shù)的激活）來實現(xiàn)的。
• 執(zhí)行，執(zhí)行一個掛起的可延遲函數(shù)和同類型的其它掛起的可延遲函數(shù)。通過do_softirq實現(xiàn)。

　　激活和執(zhí)行可延遲函數(shù)必須要在同一個cpu上，從前面激活和執(zhí)行可以看出這一點。因為__softirq_pending是每個cpu一個，所有在特定cpu激活的延遲函數(shù)，只有在該cpu上的__softirq_pending標(biāo)記激活，而其它cpu是不知道該函數(shù)被激活的，也就不會去執(zhí)行該函數(shù)了。

4 linux現(xiàn)有的六種軟中斷

　　處理高級優(yōu)先級的tasklet軟中斷HI_SOFTIRQ，在softirq_vec數(shù)組的下標(biāo)為0；和時鐘中斷關(guān)聯(lián)的tasklet軟中斷TIMER_SOFTIRQ，在softirq_vec數(shù)組的下標(biāo)為1；把數(shù)據(jù)包傳送到網(wǎng)卡軟中斷NET_TX_SOFTIRQ，在softirq_vec數(shù)組的下標(biāo)為2；從網(wǎng)卡接收數(shù)據(jù)包的軟中斷NET_RX_SOFTIRQ，在softirq_vec數(shù)組的下標(biāo)為3；SCSI命令的后天中斷處理的軟中斷SCSI_SOFTIRQ，在softirq_vec數(shù)組的下標(biāo)為4；處理常規(guī)tasklet軟中斷TASKLET_SOFTIRQ，在softirq_vec數(shù)組的下標(biāo)為5；它們的優(yōu)先級是從高到低的。

5 檢查是否有軟中斷掛起（也叫激活）的時機(jī)

• 內(nèi)核調(diào)用local_bh_enable激活本地軟中斷
• smp_apic_timer_interrupt處理完本地定時中斷
• cpu處理CALL_FUNCTION_VECTOR中斷處理
• 當(dāng)一個特殊的ksoftirq/n內(nèi)核線程被喚醒。

　　ksoftirq/n內(nèi)核線程是專門用來處理激活的軟中斷的，每個cpu有一個。

十 tasklet

　　tasklet是在軟中斷的基礎(chǔ)上實現(xiàn)的。正如前面說的linux現(xiàn)有的六種軟中斷，其中HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ軟中斷就是tasklet。

　　對于每種tasklet（HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ），每個cpu都有一個tasklet_head類型來描述這種tasklet。tasklet_head類型指向了一個由tasklet類型組成的鏈表，而每個tasklet類型描述了該tasklet要執(zhí)行的函數(shù)和函數(shù)需要的數(shù)據(jù)以及tasklet的狀態(tài)（狀態(tài)表示同類型的tasklet是否在運(yùn)行等）。

　　當(dāng)do_softirq處理軟中斷時，如果相應(yīng)的HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ軟中斷被激活，就會調(diào)用對應(yīng)的軟中斷函數(shù)tasklet_hi_action和tasklet_action。而這兩個函數(shù)處理的數(shù)據(jù)正是HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ類型tasklet所對應(yīng)的tasklet_head類型指向的tasklett鏈表。

　　為了能夠?qū)懽约旱膖asklet函數(shù)并加入到對應(yīng)tasklet類型的tasklet_head指向的鏈表中，需要調(diào)用tasklet_init來初始化新的tasklet和調(diào)用tasklet_schedule或tasklet_hi_schedule來把我們自定義的tasklet加入到對應(yīng)的tasklet_head指向的鏈表中并激活該tasklet類型所對應(yīng)的軟中斷。

　　所以說tasklet是在軟中斷的基礎(chǔ)上實現(xiàn)的，但不同的是軟中斷時靜態(tài)分配的（linux分配了6個軟中斷），而tasklet是可以動態(tài)加入和刪除tasklet的。

十一 工作隊列

　　每個工作隊列，在每個cpu上都有一個cpu_workqueue_struct結(jié)構(gòu)來描述，即對于同一個工作隊列，每個cpu都有該隊列的一個拷貝。cpu_workqueue_struct中的worklist成員指向了由work_struct結(jié)構(gòu)組成的鏈表，這個鏈表描述的是該工作隊列被掛起的函數(shù)，等待工作者線程去執(zhí)行。

　　通過調(diào)用create_workqueue創(chuàng)建工作隊列。如果是smp，則每個cpu都會創(chuàng)建一個工作隊列和為該工作隊列工作的工作者線程。該工作者線程一直阻塞，直到有函數(shù)被加入到工作隊列中去，工作者線程執(zhí)行了函數(shù)之后就把函數(shù)從工作隊列中刪除。

　　可以通過queue_work函數(shù)把一個函數(shù)加入到工作隊列中去。

　　由于僅僅為了一個函數(shù)就創(chuàng)建一個工作隊列開銷太大，所以內(nèi)核預(yù)定義了一個叫events的工作隊列，為該隊列工作的工作者線程叫events/n，每個cpu一個。還有就是專門為塊設(shè)備使用的kblocked工作隊列。

十二 軟中斷與工作隊列的區(qū)別

　　從上面可以看出，軟中斷和工作隊列十分的相似，都是對服務(wù)例程中某些耗時的操延后處理。主要區(qū)別在于，軟中斷的可延遲函數(shù)是在中斷上下文中執(zhí)行的，而工作者隊列的函數(shù)則是在進(jìn)程上下文中執(zhí)行的，也就是說軟中斷的延遲函數(shù)執(zhí)行期間不允許內(nèi)核被搶占，而工作隊列則是可以的。

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