深入淺出分析Linux設(shè)備驅(qū)動程序中斷

一、前言

　　Linux的中斷宏觀分為兩種：軟中斷和硬中斷。聲明一下，這里的軟和硬的意思是指和軟件相關(guān)以及和硬件相關(guān)，而不是軟件實現(xiàn)的中斷或硬件實現(xiàn)的中斷。

　　軟中斷就是"信號機制"。軟中不是軟件中斷。Linux通過信號來產(chǎn)生對進程的各種中斷操作，我們現(xiàn)在知道的信號共有31個，其具體內(nèi)容這里略 過，感興趣讀者可參看相關(guān)參考文獻[1]。一般來說，軟中斷是由內(nèi)核機制的觸發(fā)事件引起的（例如進程運行超時），但是不可忽視有大量的軟中斷也是由于和硬 件有關(guān)的中斷引起的，例如當(dāng)打印機端口產(chǎn)生一個硬件中斷時，會通知和硬件相關(guān)的硬中斷，硬中斷就會產(chǎn)生一個軟中斷并送到操作系統(tǒng)內(nèi)核里，這樣內(nèi)核就會根據(jù) 這個軟中斷喚醒睡眠在打印機任務(wù)隊列中的處理進程。

　　硬中斷就是通常意義上的"中斷處理程序"，它是直接處理由硬件發(fā)過來的中斷信號的。當(dāng)硬中斷收到它應(yīng)當(dāng)處理的中斷信號以后，就回去自己驅(qū)動的設(shè) 備上去看看設(shè)備的狀態(tài)寄存器以了解發(fā)生了什么事情，并進行相應(yīng)的操作。對于軟中斷，我們不做討論，那是進程調(diào)度里要考慮的事情。由于我們討論的是設(shè)備驅(qū)動 程序的中斷問題，所以焦點集中在硬中斷里。我們這里討論的是硬中斷，即和硬件相關(guān)的中斷。

　　二、中斷產(chǎn)生

　　要中斷，是因為外設(shè)需要通知操作系統(tǒng)她那里發(fā)生了一些事情，但是中斷的功能僅僅是一個設(shè)備報警燈，當(dāng)燈亮的時候中斷處理程序只知道有事情發(fā)生 了，但發(fā)生了什么事情還要親自到設(shè)備那里去看才行。也就是說，當(dāng)中斷處理程序得知設(shè)備發(fā)生了一個中斷的時候，它并不知道設(shè)備發(fā)生了什么事情，只有當(dāng)它訪問 了設(shè)備上的一些狀態(tài)寄存器以后，才能知道具體發(fā)生了什么，要怎么去處理。

　　設(shè)備通過中斷線向中斷控制器發(fā)送高電平告訴操作系統(tǒng)它產(chǎn)生了一個中斷，而操作系統(tǒng)會從中斷控制器的狀態(tài)位知道是哪條中斷線上產(chǎn)生了中斷。PC機 上使用的中斷控制器是8259，這種控制器每一個可以管理8條中斷線，當(dāng)兩個8259級聯(lián)的時候共可以控制15條中斷線。這里的中斷線是實實在在的電路， 他們通過硬件接口連接到CPU外的設(shè)備控制器上。

　　三、IRQ

　　并不是每個設(shè)備都可以向中斷線上發(fā)中斷信號的，只有對某一條確定的中斷線勇有了控制權(quán)，才可以向這條中斷線上發(fā)送信號。由于計算機的外部設(shè)備越 來越多，所以15條中斷線已經(jīng)不夠用了，中斷線是非常寶貴的資源。要使用中斷線，就得進行中斷線的申請，就是IRQ(Interrupt Requirement)，我們也常把申請一條中斷線成為申請一個IRQ或者是申請一個中斷號。

　　IRQ是非常寶貴的，所以我們建議只有當(dāng)設(shè)備需要中斷的時候才申請占用一個IRQ，或者是在申請IRQ時采用共享中斷的方式，這樣可以讓更多的設(shè)備使用中斷。

　　無論對IRQ的使用方式是獨占還是共享，申請IRQ的過程都是一樣的，分為3步：

　　1．將所有的中斷線探測一遍，看看哪些中斷還沒有被占用。從這些還沒有被占用的中斷中選一個作為該設(shè)備的IRQ。

　　2．通過中斷申請函數(shù)申請選定的IRQ，這是要指定申請的方式是獨占還是共享。

　　3．根據(jù)中斷申請函數(shù)的返回值決定怎么做：如果成功了萬事大吉，如果沒成功則或者重新申請或者放棄申請并返回錯誤。

　　申請IRQ的過程，在參考書的配的源代碼里有詳細的描述，讀者可以通過仔細閱讀源代碼中的short一例對中斷號申請由深刻的理解。

　　四、中斷處理程序

　　Linux中的中斷處理程序很有特色，它的一個中斷處理程序分為兩個部分：上半部（tophalf）和下半部(bottom half)。之所以會有上半部和下半部之分，完全是考慮到中斷處理的效率。

　　上半部的功能是"登記中斷"。當(dāng)一個中斷發(fā)生時，他就把設(shè)備驅(qū)動程序中中斷例程的下半部掛到該設(shè)備的下半部執(zhí)行隊列中去，然后就沒事情了--等 待新的中斷的到來。這樣一來，上半部執(zhí)行的速度就會很快，他就可以接受更多她負責(zé)的設(shè)備產(chǎn)生的中斷了。上半部之所以要快，是因為它是完全屏蔽中斷的，如果 她不執(zhí)行完，其它的中斷就不能被及時的處理，只能等到這個中斷處理程序執(zhí)行完畢以后。所以，要盡可能多得對設(shè)備產(chǎn)生的中斷進行服務(wù)和處理，中斷處理程序就 一定要快。

　　但是，有些中斷事件的處理是比較復(fù)雜的，所以中斷處理程序必須多花一點時間才能夠把事情做完。可怎么樣化解在短時間內(nèi)完成復(fù)雜處理的矛盾呢，這時候Linux引入了下半部的概念。下半部和上半部最大的不同是下半部是可中斷的，而上半部是不可中斷的。

　　下半部幾乎做了中斷處理程序所有的事情，因為上半部只是將下半部排到了他們所負責(zé)的設(shè)備的中斷處理隊列中去，然后就什么都不管了。下半部一般所 負責(zé)的工作是察看設(shè)備以獲得產(chǎn)生中斷的事件信息，并根據(jù)這些信息（一般通過讀設(shè)備上的寄存器得來）進行相應(yīng)的處理。如果有些時間下半部不知道怎么去做，他 就使用著名的鴕鳥算法來解決問題--說白了就是忽略這個事件。

　　由于下半部是可中斷的，所以在它運行期間，如果其它的設(shè)備產(chǎn)生了中斷，這個下半部可以暫時的中斷掉，等到那個設(shè)備的上半部運行完了，再回頭來運 行它。但是有一點一定要注意，那就是如果一個設(shè)備中斷處理程序正在運行，無論她是運行上半部還是運行下半部，只要中斷處理程序還沒有處理完畢，在這期間設(shè) 備產(chǎn)生的新的中斷都將被忽略掉。因為中斷處理程序是不可重入的，同一個中斷處理程序是不能并行的。

　　在Linux Kernel 2.0以前，中斷分為快中斷和慢中斷（偽中斷我們這里不談），其中快中斷的下半部也是不可中斷的，這樣可以保證它執(zhí)行的快一點。但是由于現(xiàn)在硬件水平不斷 上升，快中斷和慢中斷的運行速度已經(jīng)沒有什么差別了，所以為了提高中斷例程事務(wù)處理的效率，從Linux kernel 2.0以后，中斷處理程序全部都是慢中斷的形式了--他們的下半部是可以被中斷的。

　　但是，在下半部中，你也可以進行中斷屏蔽--如果某一段代碼不能被中斷的話。你可以使用cti、sti或者是save_flag、restore_flag來實現(xiàn)你的想法。至于他們的用法和區(qū)別，請參看本文指定參考書中斷處理部分。

　　進一步的細節(jié)請讀者參看本文指定參考書，這里就不再所說了，詳細介紹細節(jié)不是我的目的，我的目的是整理概念。

　　五、置中斷標志位

　　在處理中斷的時候，中斷控制器會屏蔽掉原先發(fā)送中斷的那個設(shè)備，直到她發(fā)送的上一個中斷被處理完了為止。因此如果發(fā)送中斷的那個設(shè)備載中斷處理期間又發(fā)送了一個中斷，那么這個中斷就被永遠的丟失了。

　　之所以發(fā)生這種事情，是因為中斷控制器并不能緩沖中斷信息，所以當(dāng)前一個中斷沒有處理完以前又有新的中斷到達，他肯定會丟掉新的中斷的。但是這 種缺陷可以通過設(shè)置主處理器(CPU)上的"置中斷標志位"（sti）來解決，因為主處理器具有緩沖中斷的功能。如果使用了"置中斷標志位"，那么在處理 完中斷以后使用sti函數(shù)就可以使先前被屏蔽的中斷得到服務(wù)。

　六、中斷處理程序的不可重入性

　　上一節(jié)中我們提到有時候需要屏蔽中斷，可是為什么要將這個中斷屏蔽掉呢？這并不是因為技術(shù)上實現(xiàn)不了同一中斷例程的并行，而是出于管理上的考 慮。之所以在中斷處理的過程中要屏蔽同一IRQ來的新中斷，是因為中斷處理程序是不可重入的，所以不能并行執(zhí)行同一個中斷處理程序。在這里我們舉一個例 子，從這里子例中可以看出如果一個中斷處理程序是可以并行的話，那么很有可能會發(fā)生驅(qū)動程序鎖死的情況。當(dāng)驅(qū)動程序鎖死的時候，你的操作系統(tǒng)并不一定會崩 潰，但是鎖死的驅(qū)動程序所支持的那個設(shè)備是不能再使用了--設(shè)備驅(qū)動程序死了，設(shè)備也就死了。

　　其中激發(fā)PS1的事件會使A1產(chǎn)生一個中斷，然后B1去讀R1中已有的數(shù)據(jù)，然后代碼C1向R2中寫數(shù)據(jù)。而激發(fā)PS2的事件會使A2產(chǎn)生一個中斷，然后B2刪除R1中的數(shù)據(jù)，然后C2讀去R2中的數(shù)據(jù)。

　　如果PS1先產(chǎn)生，且當(dāng)他執(zhí)行到A1和B1之間的時候，如果PS2產(chǎn)生了，這是A2會產(chǎn)生一個中斷，將PS2中斷掉（掛到任務(wù)隊列的尾部），然 后刪除了R1的內(nèi)容。當(dāng)PS2運行到C2時，由于C1還沒有向R2中寫數(shù)據(jù)，所以C2將會在這里被掛起，PS2就睡眠在代碼C2上，直到有數(shù)據(jù)可讀的時候 被信號喚醒。這是由于PS1中的B2原先要讀的R1中的數(shù)據(jù)被PS2中的B2刪除了，所以PS1頁會睡眠在B1上，直到有數(shù)據(jù)可讀的時候被信號喚醒。這樣 一來，喚醒PS1和PS2的事件就永遠不會發(fā)生了，因此PS1和PS2之間就鎖死了。

　　由于設(shè)備驅(qū)動程序要和設(shè)備的寄存器打交道，所以很難寫出可以重入的代碼來，因為設(shè)備寄存器就是全局變量。因此，最簡潔的辦法就是禁止同一設(shè)備的中斷處理程序并行，即設(shè)備的中斷處理程序是不可重入的。

　　有一點一定要清楚：在2.0版本以后的Linux kernel中，所有的上半部都是不可中斷的（上半部的操作是原子性的）；不同設(shè)備的下半部可以互相中斷，但一個特定的下半部不能被它自己所中斷（即同一個下半部不能并行）。

　　由于中斷處理程序要求不可重入，所以程序員也不必為編寫可重入的代碼而頭痛了。以我的經(jīng)驗，編寫可重入的設(shè)備驅(qū)動程序是可以的，編寫可重入的中斷處理程序是非常難得，幾乎不可能。

　　七、避免競爭條件的出現(xiàn)

　　我們都知道，一旦競爭條件出現(xiàn)了，就有可能會發(fā)生死鎖的情況，嚴重時可能會將整個系統(tǒng)鎖死。所以一定要避免競爭條件的出現(xiàn)。這里我不多說，大家 只要注意一點：絕大多數(shù)由于中斷產(chǎn)生的競爭條件，都是在帶有中斷的內(nèi)核進程被睡眠造成的。所以在實現(xiàn)中斷的時候，一定要相信謹慎的讓進程睡眠，必要的時候 可以使用cli、sti或者save_flag、restore_flag。具體細節(jié)請參看本文指定參考書。

　　八、實現(xiàn)

　　如何實現(xiàn)驅(qū)動程序的中斷例程，是各位讀者的事情了。只要你們仔細的閱讀short例程的源代碼，搞清楚編寫驅(qū)動程序中斷例程的規(guī)則，就可以編寫 自己的中斷例程了。只要概念正確，在正確的規(guī)則下編寫你的代碼，那就是符合道理的東西。我始終強調(diào)，概念是第一位的，能編多少代碼是很其次的，我們一定要 概念正確，才能進行正確的思考。