[[432723]]

什么是中斷

中斷 是為了解決外部設備完成某些工作后通知CPU的一種機制(譬如硬盤完成讀寫操作后通過中斷告知CPU已經完成)。早期沒有中斷機制的計算機就不得不通過輪詢來查詢外部設備的狀態，由于輪詢是試探查詢的(也就是說設備不一定是就緒狀態)，所以往往要做很多無用的查詢，從而導致效率非常低下。由于中斷是由外部設備主動通知CPU的，所以不需要CPU進行輪詢去查詢，效率大大提升。

從物理學的角度看，中斷是一種電信號，由硬件設備產生，并直接送入中斷控制器(如 8259A)的輸入引腳上，然后再由中斷控制器向處理器發送相應的信號。處理器一經檢測到該信號，便中斷自己當前正在處理的工作，轉而去處理中斷。此后，處理器會通知 OS 已經產生中斷。這樣，OS 就可以對這個中斷進行適當的處理。不同的設備對應的中斷不同，而每個中斷都通過一個唯一的數字標識，這些值通常被稱為中斷請求線。

中斷控制器

X86計算機的 CPU 為中斷只提供了兩條外接引腳：NMI 和 INTR。其中 NMI 是不可屏蔽中斷，它通常用于電源掉電和物理存儲器奇偶校驗;INTR是可屏蔽中斷，可以通過設置中斷屏蔽位來進行中斷屏蔽，它主要用于接受外部硬件的中斷信號，這些信號由中斷控制器傳遞給 CPU。

常見的中斷控制器有兩種：

可編程中斷控制器8259A

傳統的 PIC(Programmable Interrupt Controller，可編程中斷控制器)是由兩片 8259A 風格的外部芯片以“級聯”的方式連接在一起。每個芯片可處理多達 8 個不同的 IRQ。因為從 PIC 的 INT 輸出線連接到主 PIC 的 IRQ2 引腳，所以可用 IRQ 線的個數達到 15 個，如圖下所示。

8259A

高級可編程中斷控制器(APIC)

8259A 只適合單 CPU 的情況，為了充分挖掘 SMP 體系結構的并行性，能夠把中斷傳遞給系統中的每個 CPU 至關重要。基于此理由，Intel 引入了一種名為 I/O 高級可編程控制器的新組件，來替代老式的 8259A 可編程中斷控制器。該組件包含兩大組成部分：一是“本地 APIC”，主要負責傳遞中斷信號到指定的處理器;舉例來說，一臺具有三個處理器的機器，則它必須相對的要有三個本地 APIC。另外一個重要的部分是 I/O APIC，主要是收集來自 I/O 裝置的 Interrupt 信號且在當那些裝置需要中斷時發送信號到本地 APIC，系統中最多可擁有 8 個 I/O APIC。

每個本地 APIC 都有 32 位的寄存器，一個內部時鐘，一個本地定時設備以及為本地中斷保留的兩條額外的 IRQ 線 LINT0 和 LINT1。所有本地 APIC 都連接到 I/O APIC，形成一個多級 APIC 系統，如圖下所示。

APIC

目前大部分單處理器系統都包含一個 I/O APIC 芯片，可以通過以下兩種方式來對這種芯片進行配置：

• 作為一種標準的 8259A 工作方式。本地 APIC 被禁止，外部 I/O APIC 連接到 CPU，兩條 LINT0 和 LINT1 分別連接到 INTR 和 NMI 引腳。
• 作為一種標準外部 I/O APIC。本地 APIC 被激活，且所有的外部中斷都通過 I/O APIC 接收。

辨別一個系統是否正在使用 I/O APIC，可以在命令行輸入如下命令：

# cat /proc/interrupts 
           CPU0        
  0:      90504    IO-APIC-edge  timer 
  1:        131    IO-APIC-edge  i8042 
  8:          4    IO-APIC-edge  rtc 
  9:          0    IO-APIC-level  acpi 
 12:        111    IO-APIC-edge  i8042 
 14:       1862    IO-APIC-edge  ide0 
 15:         28    IO-APIC-edge  ide1 
177:          9    IO-APIC-level  eth0 
185:          0    IO-APIC-level  via82cxxx 
... 

如果輸出結果中列出了 IO-APIC，說明您的系統正在使用 APIC。如果看到 XT-PIC，意味著您的系統正在使用 8259A 芯片。

中斷分類

中斷可分為同步(synchronous)中斷和異步(asynchronous)中斷：

• 同步中斷是當指令執行時由 CPU 控制單元產生，之所以稱為同步，是因為只有在一條指令執行完畢后 CPU 才會發出中斷，而不是發生在代碼指令執行期間，比如系統調用。
• 異步中斷是指由其他硬件設備依照 CPU 時鐘信號隨機產生，即意味著中斷能夠在指令之間發生，例如鍵盤中斷。

根據 Intel 官方資料，同步中斷稱為異常(exception)，異步中斷被稱為中斷(interrupt)。

中斷可分為 可屏蔽中斷(Maskable interrupt)和 非屏蔽中斷(Nomaskable interrupt)。異常可分為 故障(fault)、陷阱(trap)、終止(abort)三類。

從廣義上講，中斷可分為四類：中斷、故障、陷阱、終止。這些類別之間的異同點請參看 表。

表：中斷類別及其行為

類別	原因	異步/同步	返回行為
中斷	來自I/O設備的信號	異步	總是返回到下一條指令
陷阱	有意的異常	同步	總是返回到下一條指令
故障	潛在可恢復的錯誤	同步	返回到當前指令
終止	不可恢復的錯誤	同步	不會返回

X86 體系結構的每個中斷都被賦予一個唯一的編號或者向量(8 位無符號整數)。非屏蔽中斷和異常向量是固定的，而可屏蔽中斷向量可以通過對中斷控制器的編程來改變。

中斷處理 - 上半部(硬中斷)

由于 APIC中斷控制器 有點小復雜，所以本文主要通過 8259A中斷控制器 來介紹Linux對中斷的處理過程。

中斷處理相關結構

前面說過，8259A中斷控制器 由兩片 8259A 風格的外部芯片以 級聯 的方式連接在一起，每個芯片可處理多達 8 個不同的 IRQ(中斷請求)，所以可用 IRQ 線的個數達到 15 個。如下圖：

8259A

在內核中每條IRQ線由結構體 irq_desc_t 來描述，irq_desc_t 定義如下：

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; 

下面介紹一下 irq_desc_t 結構各個字段的作用：

• status: IRQ線的狀態。
• handler: 類型為 hw_interrupt_type 結構，表示IRQ線對應的硬件相關處理函數，比如 8259A中斷控制器 接收到一個中斷信號時，需要發送一個確認信號才會繼續接收中斷信號的，發送確認信號的函數就是 hw_interrupt_type 中的 ack 函數。
• action: 類型為 irqaction 結構，中斷信號的處理入口。由于一條IRQ線可以被多個硬件共享，所以 action 是一個鏈表，每個 action 代表一個硬件的中斷處理入口。
• depth: 防止多次開啟和關閉IRQ線。
• lock: 防止多核CPU同時對IRQ進行操作的自旋鎖。

hw_interrupt_type 這個結構與硬件相關，這里就不作介紹了，我們來看看 irqaction 這個結構：

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

下面說說 irqaction 結構各個字段的作用：

• handler: 中斷處理的入口函數，handler 的第一個參數是中斷號，第二個參數是設備對應的ID，第三個參數是中斷發生時由內核保存的各個寄存器的值。
• flags: 標志位，用于表示 irqaction 的一些行為，例如是否能夠與其他硬件共享IRQ線。
• name: 用于保存中斷處理的名字。
• dev_id: 設備ID。
• next: 每個硬件的中斷處理入口對應一個 irqaction 結構，由于多個硬件可以共享同一條IRQ線，所以這里通過 next 字段來連接不同的硬件中斷處理入口。

irq_desc_t 結構關系如下圖：

irq_desc_t

注冊中斷處理入口

在內核中，可以通過 setup_irq() 函數來注冊一個中斷處理入口。setup_irq() 函數代碼如下：

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); // 注冊proc文件系統 
    return 0; 
} 

setup_irq() 函數比較簡單，就是通過 irq 號來查找對應的 irq_desc_t 結構，并把新的 irqaction 連接到 irq_desc_t 結構的 action 鏈表中。要注意的是，如果設備不支持共享IRQ線(也即是 flags 字段沒有設置 SA_SHIRQ 標志)，那么就返回 EBUSY 錯誤。

我們看看 時鐘中斷處理入口 的注冊實例：

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，時鐘中斷處理入口的IRQ號為0，處理函數為 timer_interrupt()，并且不支持共享IRQ線(flags 字段沒有設置 SA_SHIRQ 標志)。

處理中斷請求

當一個中斷發生時，中斷控制層會發送信號給CPU，CPU收到信號會中斷當前的執行，轉而執行中斷處理過程。中斷處理過程首先會保存寄存器的值到棧中，然后調用 do_IRQ() 函數進行進一步的處理，do_IRQ() 函數代碼如下：

asmlinkage unsigned int do_IRQ(struct pt_regs regs) 
{ 
    int irq = regs.orig_eax & 0xff; /* 獲取IRQ號  */ 
    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))) { // 當前IRQ不在處理中 
        action = desc->action;    // 獲取 action 鏈表 
        status &= ~IRQ_PENDING;   // 去除IRQ_PENDING標志, 這個標志用于記錄是否在處理IRQ請求的時候又發生了中斷 
        status |= IRQ_INPROGRESS; // 設置IRQ_INPROGRESS標志, 表示正在處理IRQ 
    } 
    desc->status = status; 
 
    if (!action)  // 如果上一次IRQ還沒完成, 直接退出 
        goto out; 
 
    for (;;) { 
        spin_unlock(&desc->lock); 
        handle_IRQ_event(irq, &regs, action); // 處理IRQ請求 
        spin_lock(&desc->lock); 
         
        if (!(desc->status & IRQ_PENDING)) // 如果在處理IRQ請求的時候又發生了中斷, 繼續處理IRQ請求 
            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(); // 中斷下半部處理 
    return 1; 
} 

do_IRQ() 函數首先通過IRQ號獲取到其對應的 irq_desc_t 結構，注意的是同一個中斷有可能發生多次，所以要判斷當前IRQ是否正在被處理當中(判斷 irq_desc_t 結構的 status 字段是否設置了 IRQ_INPROGRESS 標志)，如果不是處理當前，那么就獲取到 action 鏈表，然后通過調用 handle_IRQ_event() 函數來執行 action 鏈表中的中斷處理函數。

如果在處理中斷的過程中又發生了相同的中斷(irq_desc_t 結構的 status 字段被設置了 IRQ_INPROGRESS 標志)，那么就繼續對中斷進行處理。處理完中斷后，調用 do_softirq() 函數來對中斷下半部進行處理(下面會說)。

接下來看看 handle_IRQ_event() 函數的實現：

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)) // 如果中斷處理能夠在打開中斷的情況下執行, 那么就打開中斷 
        __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() 函數非常簡單，就是遍歷 action 鏈表并且執行其中的處理函數，比如對于 時鐘中斷 就是調用 timer_interrupt() 函數。這里要注意的是，如果中斷處理過程能夠開啟中斷的，那么就把中斷打開(因為CPU接收到中斷信號時會關閉中斷)。

中斷處理 - 下半部(軟中斷)

由于中斷處理一般在關閉中斷的情況下執行，所以中斷處理不能太耗時，否則后續發生的中斷就不能實時地被處理。鑒于這個原因，Linux把中斷處理分為兩個部分，上半部 和 下半部，上半部 在前面已經介紹過，接下來就介紹一下 下半部 的執行。

一般中斷 上半部 只會做一些最基礎的操作(比如從網卡中復制數據到緩存中)，然后對要執行的中斷 下半部 進行標識，標識完調用 do_softirq() 函數進行處理。

softirq機制

中斷下半部 由 softirq(軟中斷) 機制來實現的，在Linux內核中，有一個名為 softirq_vec 的數組，如下：

static struct softirq_action softirq_vec[32]; 

其類型為 softirq_action 結構，定義如下：

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

softirq_vec 數組是 softirq 機制的核心，softirq_vec 數組每個元素代表一種軟中斷。但在Linux中只定義了四種軟中斷，如下：

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

HI_SOFTIRQ 是高優先級tasklet，而 TASKLET_SOFTIRQ 是普通tasklet，tasklet是基于softirq機制的一種任務隊列(下面會介紹)。NET_TX_SOFTIRQ 和 NET_RX_SOFTIRQ 特定用于網絡子模塊的軟中斷(不作介紹)。

注冊softirq處理函數

要注冊一個softirq處理函數，可以通過 open_softirq() 函數來進行，代碼如下：

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<NR_CPUS; i++) 
        softirq_mask(i) |= (1<<nr); 
    spin_unlock_irqrestore(&softirq_mask_lock, flags); 
} 

open_softirq() 函數的主要工作就是向 softirq_vec 數組添加一個softirq處理函數。

Linux在系統初始化時注冊了兩種softirq處理函數，分別為 TASKLET_SOFTIRQ 和 HI_SOFTIRQ：

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

處理softirq

處理softirq是通過 do_softirq() 函數實現，代碼如下：

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; 
} 

前面說了 softirq_vec 數組有32個元素，每個元素對應一種類型的softirq，那么Linux怎么知道哪種softirq需要被執行呢?在Linux中，每個CPU都有一個類型為 irq_cpustat_t 結構的變量，irq_cpustat_t 結構定義如下：

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

其中 __softirq_active 字段表示有哪種softirq觸發了(int類型有32個位，每一個位代表一種softirq)，而 __softirq_mask 字段表示哪種softirq被屏蔽了。Linux通過 __softirq_active 這個字段得知哪種softirq需要執行(只需要把對應位設置為1)。

所以，do_softirq() 函數首先通過 softirq_mask(cpu) 來獲取當前CPU對應被屏蔽的softirq，而 softirq_active(cpu) & mask 就是獲取需要執行的softirq，然后就通過對比 __softirq_active 字段的各個位來判斷是否要執行該類型的softirq。

tasklet機制

前面說了，tasklet機制是基于softirq機制的，tasklet機制其實就是一個任務隊列，然后通過softirq執行。在Linux內核中有兩種tasklet，一種是高優先級tasklet，一種是普通tasklet。這兩種tasklet的實現基本一致，唯一不同的就是執行的優先級，高優先級tasklet會先于普通tasklet執行。

tasklet本質是一個隊列，通過結構體 tasklet_head 存儲，并且每個CPU有一個這樣的隊列，我們來看看結構體 tasklet_head 的定義：

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; 
}; 

從 tasklet_head 的定義可以知道，tasklet_head 結構是 tasklet_struct 結構隊列的頭部，而 tasklet_struct 結構的 func 字段正式任務要執行的函數指針。Linux定義了兩種的tasklet隊列，分別為 tasklet_vec 和 tasklet_hi_vec，定義如下：

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 都是數組，數組的元素個數為CPU的核心數，也就是每個CPU核心都有一個高優先級tasklet隊列和一個普通tasklet隊列。

調度tasklet

如果我們有一個tasklet需要執行，那么高優先級tasklet可以通過 tasklet_hi_schedule() 函數調度，而普通tasklet可以通過 tasklet_schedule() 調度。這兩個函數基本一樣，所以我們只分析其中一個：

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); 
    } 
} 

函數參數的類型是 tasklet_struct 結構的指針，表示需要執行的tasklet結構。tasklet_hi_schedule() 函數首先判斷這個tasklet是否已經被添加到隊列中，如果不是就添加到 tasklet_hi_vec 隊列中，并且通過調用 __cpu_raise_softirq(cpu, HI_SOFTIRQ) 來告訴softirq需要執行 HI_SOFTIRQ 類型的softirq，我們來看看 __cpu_raise_softirq() 函數的實現：

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

可以看出，__cpu_raise_softirq() 函數就是把 irq_cpustat_t 結構的 __softirq_active 字段的 nr位 設置為1。對于 tasklet_hi_schedule() 函數就是把 HI_SOFTIRQ 位(0位)設置為1。

前面我們也介紹過，Linux在初始化時會注冊兩種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); 
} 

所以當把 irq_cpustat_t 結構的 __softirq_active 字段的 HI_SOFTIRQ 位(0位)設置為1時，softirq機制就會執行 tasklet_hi_action() 函數，我們來看看 tasklet_hi_action() 函數的實現：

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);  // 調用tasklet處理函數 
                tasklet_unlock(t); 
                continue; 
            } 
            tasklet_unlock(t); 
        } 
        ... 
    } 
} 

 

tasklet_hi_action() 函數非常簡單，就是遍歷 tasklet_hi_vec 隊列并且執行其中tasklet的處理函數。