【Linux驱动篇】中断实现机制

【Linux驱动篇】中断实现机制 一、中断

  中断分为上半部和底半部。上半部也就是硬中断，软中断只是底半部的一种实现机制
  上半部主要处理有严格时限的工作，比如读取寄存的中断状态，清除中断标志，将底半部处理程序挂到底半部的执行队列中去
底半部执行大部分耗时的工作，并且可以被其他中断打断
  1、硬中断是由硬件产生的，比如，像磁盘，网卡，键盘，时钟等。每个设备或设备集都有它自己的IRQ（中断请求）。基于IRQ，CPU可以将相应的请求分发到对应的硬件驱动上（注：硬件驱动通常是内核中的一个子程序，而不是一个独立的进程）
  2、软中断是一组静态定义的下半部分接口，可以在所有的处理器上同时执行，即使两个类型相同也可以。但是一个软中断不会抢占另外的一个软中断，唯一可以抢占软中断的硬中断。可以并发运行在多个CPU上（即使同一类型的也可以）。所以软中断必须设计为可重入的函数（允许多个CPU同时 *** 作），因此也需要使用自旋锁来保其数据结构。

二、中断函数
1.开关中断

void enable_irq(unsigned int irq)
void disable_irq(unsigned int irq) //要等到当前正在执行的中断处理函数执行完才返回
void disable_irq_nosync(unsigned int irq)  //函数调用以后立即返回


local_irq_disable()：关闭中断
local_irq_enable()：开启中断
local_irq_save(flags)：关闭中断并保存中断标志位
local_irq_restore(flags)：开启中断并清除中断标志位


local_bh_disable();
local_bh_enable();


#define in_interrupt() (irq_count())   // 是否处于中断状态(硬中断或软中断)
#define in_irq() (hardirq_count())     // 是否处于硬中断
#define in_softirq() (softirq_count()) // 是否处于软中断

  disable_irq函数要等到当前正在执行的中断处理函数执行完才返回，因此使用者需要保证不会产生新的中断，并且确保所有已经开始执行的中断处理程序已经全部退出。
  当任务A调用local_irq_disable企图关闭中断1s，然后再开启中断，但在中断中出现了另一个优先级更高的任务B也调用了local_irq_disable关闭中断，然后100ms后执行local_irq_enable开启中断，导致任务A的中断没有持续1s就被打开了，这显然是有问题的，所以需要用到后两个中断函数，当B任务关闭中断的时候保存中断标志位，开启中断的时候清除中断标志位，还原之前的中断状态，才能使任务A继续处于中断状态中正确执行。

2、申请中断

int request_irq(unsigned int irq, irq_handle_t handle, unsigned int flags, 
                const char *name, void* dev_id);


int devm_request_irq(struct device *dev, unsigned int irq, irq_handle_t handle, 
                unsigned int flags, const char *name, void* dev_id);

其中flags代表中断标志，可以取值如下：
  上升沿触发：IRQF_TRIGGER_RISING
  下降沿触发：IRQF_TRIGGER_FALLING
  高电平触发：IRQF_TRIGGER_HIGH
  低电平触发：IRQF_TRIGGER_LOW
  共享中断：IRQF_SHARED
…
  dev_id代表要传给中断处理程序的私有数据，一般是这个设备的结构体或者NULL
  devm_request_irq和request_irq区别在于前者是申请的内核“managed”资源，不需要自己手动释放，会自动回收资源，而后者需要手动调用free_irq来释放中断资源

3、释放中断

void free_irq(unsigned int irq, void *dev_id);

二、底半部实现机制：软中断、tasklet、工作队列、线程化irq

  1、软中断一般不使用，由于必须要设计为可重入函数，导致复杂度高，并且无法睡眠、不可阻塞，无法重新调度。
  软中断应该保留给系统中对时间要求最严格的下半部使用。目前只有两个子系统直接使用软中断：网络和SCSI。此外，内核定时器和tasklet也是基于软中断实现的。由于同一个软中断可以在不同处理器上同时执行，所以软中断要求对共享资源的处理要非常严格，锁保护的要求很高。

  2、tasklet是在两种软中断类型的基础上实现的，因此如果不需要软中断的并行特性，tasklet就是最好的选择。也就是说tasklet是软中断的一种特殊用法，即延迟情况下的串行执行。
tasklet由两类软中断代表：HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ。这两者唯一的区别在于，HI_SOFTIRQ类型的软中断先于TASKLET_SOFTIRQ类型的软中断执行。

tasklet_struct my_tasklet;
void my_tasklet_func(unsigned long);
//将my_tasklet和my_tasklet_func绑定关联
DECLARE_TASKLET(my_tasklet, may_tasklet_func, data);

void my_tasklet_func(unsigned long)
{
    ...
}

irqreturn_t my_tasklet_demo_interrupt(int irq, void *dev_id)
{
    ...
    //执行tasklet_shedule调度，会在适当的时候执行my_tasklet_func
    tasklet_shedule(&my_tasklet);
    ...
    return IRQ_HANDLED;
}

int __init my_tasklet_demo_init(void)
{
    ...
    int result = request_irq(irq_num, my_tasklet_demo_interrupt, IRQF_SHARED, "my_tasklet_demo", dev_id);
    ...
    return IRQ_HANDLED;
}

void __exit my_tasklet_demo_exit(void)
{
    ...
    free_irq(irq_num, my_tasklet_demo_interrupt);
    ...
}

  3、工作队列可以把工作推后，交由一个内核线程去执行。内核线程只在内核空间运行，没有自己的用户空间，它和普通进程一样可以被调度，也可以被抢占。该工作队列总是会在进程上下文执行。这样，通过工作队列执行的代码能占尽进程上下文的所有优势，最重要的就是工作队列允许重新调度甚至是睡眠。
  理论上可以用创建内核线程的方式来代替工作队列，但是由于随便创建内核线程会带来其他问题，所以实际上并不建议直接创建内核线程，而应使用工作队列的形式。

struct work_struct my_workqueue;
void my_wq_func(struct work_struct* work);


void my_wq_func(struct work_struct* work)
{
    ...
}

irqreturn_t my_wq_interrupt(int irq, void *dev_id)
{
    ...
    schedule_work(&my_workqueue);
    ...
    return IRQ_HANDLED;
}

int __init my_wq_init(void)
{
    ...
    int result = request_irq(irq_num, my_wq_interrupt, IRQF_TRIGGER_RISING, "my_wq", dev_id);
    //初始化工作队列，并将my_workqueue和my_wq_func处理函数关联
    INIT_WORK(&my_workqueue, my_wq_func);
    ...
    return 0;
}

void my_wq_exit(void)
{
    ...
    free_irq(irq_num, my_wq_interrupt);
    ...
}

  4、threaded_irq：内核提供request_threaded_irq和devm_request_threaded_irq为中断分配内核线程，原型如下：

int request_threaded_irq(unsigned int irq, 
                    irq_handle_t* handle, 
                    irq_handle_t* thread_func, 
                    unsigned long flags, const char* name, void* dev_id);

int devm_request_threaded_irq(struct device* dev, unsigned int irq, 
                    irq_handle_t* handle, 
                    irq_handle_t* thread_func, 
                    unsigned long flags, const char* name, void* dev_id);

  其中handle对应的函数执行于中断上下文，thread_func对应的函数执行于内核线程，如果handle的返回值是IRQ_WAKE_THREAD，内核会自动调度对应的线程执行thread_func函数
  若flags中设置IRQF_ONESHOT标志，内核会自动在中断上下文中屏蔽该中断号，防止上半部无法清除中断，导致上半部一退出，瞬间大量中断同时发生导致异常。

三、中断里不能睡眠

  睡眠会导致进程切换，中断上下文没有进程的概念，中断有自己的内核栈，进程使用的task_struct结构体信息，schedule调度就是去访问这些task_struct，抢占一个进程运行另一个进程，所以中断里无法进行系统调度，如果在中断里睡眠，进程将无法被调度，从而引发内核崩溃
  假设中断里可以睡眠，也就是可以进行进程调度，如果此时内核正执行到临界区，处于加锁状态（一般是自旋锁），切换另一个进程执行到此处无法加锁，就会等待下去，造成死锁。

No pains, no gains