Linux对中断的支持

在Linux中，中断处理程序看起来就是普普通通的C函数。只不过这些函数必须按照特定的类型声明，以便内核能够以标准的方式传递处理程序的信息，在其他方面，它们与一般的函数看起来别无二致。中断处理程序与其它内核函数的真正区别在于，中断处理程序是被内核调用来响应中断的，而它们运行于我们称之为中断上下文的特殊上下文中。关于中断上下文，我们将在后面讨论。

中断可能随时发生，因此中断处理程序也就随时可能执行。所以必须保证中断处理程序能够快速执行，这样才能保证尽可能快地恢复被中断代码的执行。因此，尽管对硬件而言，迅速对其中断进行服务非常重要。但对系统的其它部分而言，让中断处理程序在尽可能短的时间内完成执行也同样重要。

即使最精简版的中断服务程序，它也要与硬件进行交互，告诉该设备中断已被接收。但通常我们不能像这样给中断服务程序随意减负，相反，我们要靠它完成大量的其它工作。作为一个例子，我们可以考虑一下网络设备的中断处理程序面临的挑战。该处理程序除了要对硬件应答，还要把来自硬件的网络数据包拷贝到内存，对其进行处理后再交给合适的协议栈或应用程序。显而易见，这种运动量不会太小。

现在我们来分析一下Linux操作系统为了支持中断机制，具体都需要做些什么工作。

首先，操作系统必须保证新的中断能够被支持。计算机系统硬件留给外设的是一个统一的中断信号接口。它固化了中断信号的接入和传递方法，拿PC机来说，中断机制是靠两块8259和CPU协作实现的。外设要做的只是把中断信号发送到8259的某个特定引脚上，这样8259就会为此中断分配一个标识——也就是通常所说的中断向量，通过中断向量，CPU就能够在以中断向量为索引的表——中断向量表——里找到中断服务程序，由它决定具体如何处理中断。（具体细节还请查阅参考资料1，对于为何采用这种机制，该资料有精彩描述）这是硬件规定的机制，软件只能无条件服从。

因此，操作系统对新中断的支持，说简单点，就是维护中断向量表。新的外围设备加入系统，首先得明确自己的中断向量号是多少，还得提供自身中断的服务程序，然后利用Linux的内核调用界面，把〈中断向量号、中断服务程序〉这对信息填写到中断向量表中去。这样CPU在接收到中断信号时就会自动调用中断服务程序了。这种注册操作一般是由设备驱动程序完成的。

其次，操作系统必须提供给程序员简单可靠的编程界面来支持中断。中断的基本流程前面已经讲了，它会打断当前正在进行的工作去执行中断服务程序，然后再回到先前的任务继续执行。这中间有大量需要解决问题：如何保护现场、嵌套中断如何处理等等，操作系统要一一化解。程序员，即使是驱动程序的开发人员，在写中断服务程序的时候也很少需要对被打断的进程心存怜悯。（当然，出于提高系统效率的考虑，编写驱动程序要比编写用户级程序多一些条条框框，谁让我们顶着系统程序员的光环呢？）

操作系统为我们屏蔽了这些与中断相关硬件机制打交道的细节，提供了一套精简的接口，让我们用极为简单的方式实现对实际中断的支持，Linux是怎么完美的做到这一点的呢？

CPU对中断处理的流程：

我们首先必须了解CPU在接收到中断信号时会做什么。没办法，操作系统必须了解硬件的机制，不配合硬件就寸步难行。现在我们假定内核已被初始化，CPU在保护模式下运行。

CPU执行完一条指令后，下一条指令的逻辑地址存放在cs和eip这对寄存器中。在执行新指令前，控制单元会检查在执行前一条指令的过程中是否有中断或异常发生。如果有，控制单元就会抛下指令，进入下面的流程：

1.确定与中断或异常关联的向量i (0～255)。

2.籍由idtr寄存器从IDT表中读取第i项（在下面的描述中，我们假定该IDT表项中包含的是一个中断门或一个陷阱门）。

3.从gdtr寄存器获得GDT的基地址，并在GDT表中查找，以读取IDT表项中的选择符所标识的段描述符。这个描述符指定中断或异常处理程序所在段的基地址。

4.确信中断是由授权的（中断）发生源发出的。首先将当前特权级CPL（存放在cs寄存器的低两位）与段描述符（即DPL，存放在GDT中）的描述符特权级比较，如果CPL小于DPL，就产生一个“通用保护”异常，因为中断处理程序的特权不能低于引起中断的程序的特权。对于编程异常，则做进一步的安全检查：比较CPL与处于IDT中的门描述符的DPL，如果DPL小于CPL，就产生一个“通用保护”异常。这最后一个检查可以避免用户应用程序访问特殊的陷阱门或中断门。

5.检查是否发生了特权级的变化，也就是说， CPL是否不同于所选择的段描述符的DPL。如果是，控制单元必须开始使用与新的特权级相关的栈。通过执行以下步骤来做到这点：

   a.读tr寄存器，以访问运行进程的TSS段。

b.用与新特权级相关的栈段和栈指针的正确值装载ss和esp寄存器。这些值可以在TSS中找到（参见第三章的“任务状态段”一节）。

    c.在新的栈中保存ss和esp以前的值，这些值定义了与旧特权级相关的栈的逻辑地址。

   6.如果故障已发生，用引起异常的指令地址装载cs和eip寄存器，从而使得这条指令能再次被执行。

   7.在栈中保存eflag、cs及eip的内容。

8.如果异常产生了一个硬错误码，则将它保存在栈中。

9.装载cs和eip寄存器，其值分别是IDT表中第i项门描述符的段选择符和偏移量域。这些值给出了中断或者异常处理程序的第一条指令的逻辑地址。

控制单元所执行的最后一步就是跳转到中断或者异常处理程序。换句话说，处理完中断信号后，控制单元所执行的指令就是被选中的处理程序的第一条指令。

中断或异常被处理完后，相应的处理程序必须产生一条iret指令，把控制权转交给被中断的进程，这将迫使控制单元：

1.用保存在栈中的值装载cs、eip、或eflag寄存器。如果一个硬错误码曾被压入栈中，并且在eip内容的上面，那么，执行iret指令前必须先弹出这个硬错误码。

2.检查处理程序的CPL是否等于cs中最低两位的值（这意味着被中断的进程与处理程序运行在同一特权级）。如果是，iret终止执行；否则，转入下一步。

3. 从栈中装载ss和esp寄存器，因此，返回到与旧特权级相关的栈。

4.       检查ds、es、fs及gs段寄存器的内容，如果其中一个寄存器包含的选择符是一个段描述符，并且其DPL值小于CPL，那么，清相应的段寄存器。控制单元这么做是为了禁止用户态的程序（CPL=3）利用内核以前所用的段寄存器（DPL=0）。如果不清这些寄存器，怀有恶意的用户程序就可能利用它们来访问内核地址空间。

再次，操作系统必须保证中断信息能够高效可靠的传递

中断絮说（四）－从RTC设备学习中断

从RTC设备学习中断

系统实时钟

每台PC机都有一个实时钟（Real Time Clock）设备。在你关闭计算机电源的时候，由它维持系统的日期和时间信息。

此外，它还可以用来产生周期信号，频率变化范围从2Hz到8192Hz——当然，频率必须是2的倍数。这样该设备就能被当作一个定时器使用，比如我们把频率设定为4Hz，那么设备启动后，系统实时钟每秒就会向CPU发送4次定时信号——通过8号中断提交给系统（标准PC机的IRQ 8是如此设定的）。由于系统实时钟是可编程控制的，你也可以把它设成一个警报器，在某个特定的时刻拉响警报——向系统发送IRQ 8中断信号。由此看来，IRQ 8与生活中的闹铃差不多：中断信号代表着报警器或定时器的发作。

在Linux操作系统的实现里，上述中断信号可以通过/dev/rtc（主设备号10，从设备号135，只读字符设备）设备获得。对该设备执行读（read）操作，会得到unsigned long型的返回值，最低的一个字节表明中断的类型（更新完毕update-done，定时到达alarm-rang，周期信号periodic）；其余字节包含上次读操作以来中断到来的次数。如果系统支持/proc文件系统，/proc/driver/rtc中也能反映相同的状态信息。

该设备只能由每个进程独占，也就是说，在一个进程打开(open)设备后，在它没有释放前，不允许其它进程再打开它。这样，用户的程序就可以通过对/dev/rtc执行read()或select()系统调用来监控这个中断——用户进程会被阻塞，直到系统接收到下一个中断信号。对于一些高速数据采集程序来说，这个功能非常有用，程序无需死守着反复查询，耗尽所有的CPU资源；只要做好设定，以一定频率进行查询就可以了。更详细的内容和其它一些注意事项请参考内核源代码包中Documentations/rtc.txt

#include <stdio.h>

#include <linux/rtc.h>

#include <sys/ioctl.h>

#include <sys/time.h>

#include <sys/types.h>

#include <fcntl.h>

#include <unistd.h>

#include <errno.h>

int main(void)

{

int i, fd, retval, irqcount = 0;

unsigned long tmp, data;

struct rtc_time rtc_tm;

// 打开RTC设备

fd = open ("/dev/rtc", O_RDONLY);

if (fd == -1) {

   perror("/dev/rtc");

   exit(errno);

}

fprintf(stderr, "\n\t\t\tEnjoy TV while boiling water.\n\n");

// 首先是一个报警器的例子，设定10分钟后"响铃"

// 获取RTC中保存的当前日期时间信息

/* Read the RTC time/date */

retval = ioctl(fd, RTC_RD_TIME, &rtc_tm);

if (retval == -1) {

   perror("ioctl");

   exit(errno);

}

fprintf(stderr, "\n\nCurrent RTC date/time is %d-%d-%d,%02d:

%02d:%02d.\n",

   rtc_tm.tm_mday, rtc_tm.tm_mon + 1, rtc_tm.tm_year + 1900,

    rtc_tm.tm_hour, rtc_tm.tm_min, rtc_tm.tm_sec);

// 设定时间的时候要避免溢出

rtc_tm.tm_min += 10;

if (rtc_tm.tm_sec >= 60) {

   rtc_tm.tm_sec %= 60;

   rtc_tm.tm_min++;

}

if (rtc_tm.tm_min == 60) {

   rtc_tm.tm_min = 0;

   rtc_tm.tm_hour++;

}

if (rtc_tm.tm_hour == 24)

   rtc_tm.tm_hour = 0;

// 实际的设定工作

retval = ioctl(fd, RTC_ALM_SET, &rtc_tm);

if (retval == -1) {

   perror("ioctl");

   exit(errno);

}

// 检查一下，看看是否设定成功

/* Read the current alarm settings */

retval = ioctl(fd, RTC_ALM_READ, &rtc_tm);

if (retval == -1) {

   perror("ioctl");

   exit(errno);

}

fprintf(stderr, "Alarm time now set to %02d:%02d:%02d.\n",

    rtc_tm.tm_hour, rtc_tm.tm_min, rtc_tm.tm_sec);

// 光设定还不成，还要启用alarm类型的中断才行

/* Enable alarm interrupts */

retval = ioctl(fd, RTC_AIE_ON, 0);

if (retval == -1) {

   perror("ioctl");

   exit(errno);

}

// 现在程序可以耐心的休眠了，10分钟后中断到来的时候它就会被唤醒

/* This blocks until the alarm ring causes an interrupt */

retval = read(fd, &data, sizeof(unsigned long));

if (retval == -1) {

   perror("read");

   exit(errno);

}

irqcount++;

fprintf(stderr, " okay. Alarm rang.\n");

}

这个例子稍微显得有点复杂，用到了open、ioctl、read等诸多系统调用，初看起来让人眼花缭乱。其实如果简化一下的话，过程还是“烧开水”：设定定时器、等待定时器超时、执行相应的操作（“关煤气灶”）。

读者可能不理解的是：这个例子完全没有表现出中断带来的好处啊，在等待10分钟的超时过程中，程序依然什么都不能做，只能休眠啊？

读者需要注意自己的视角，我们所说的中断能够提升并发处理能力，提升的是CPU的并发处理能力。在这里，上面的程序可以被看作是烧开水，在烧开水前，闹铃已经被上好，10分钟后CPU会被中断（闹铃声）惊动，过来执行后续的关煤气工作。也就是说，CPU才是这里唯一具有处理能力的主体，我们在程序中主动利用中断机制来节省CPU的耗费，提高CPU的并发处理能力。这有什么好处呢？试想如果我们还需要CPU烤面包，CPU就有能力完成相应的工作，其它的工作也一样。这其实是在多任务操作系统环境下程序生存的道德基础——“我为人人，人人为我”。

好了，这段程序其实是我们进入Linux中断机制的引子，现在我们就进入Linux中断世界。

  

    RTC中断服务程序

RTC中断服务程序包含在内核源代码树根目录下的driver/char/rtc.c文件中，该文件正是RTC设备的驱动程序——我们曾经提到过，中断服务程序一般由设备驱动程序提供，实现设备中断特有的操作。

SagaLinux中注册中断的步骤在Linux中同样不能少，实际上，两者的原理区别不大，只是Linux由于要解决大量的实际问题（比如SMP的支持、中断的共享等）而采用了更复杂的实现方法。

RTC驱动程序装载时，rtc_init()函数会被调用，对这个驱动程序进行初始化。该函数的一个重要职责就是注册中断处理程序：

       if (request_irq(RTC_IRQ,rtc_interrupt,SA_INTERRUPT,”rtc”,NULL)){

          printk(KERN_ERR “rtc:cannot register IRQ %d\n”,rtc_irq);

         return –EIO;

       }

这个request_irq函数显然要比SagaLinux中同名函数复杂很多，光看看参数的个数就知道了。不过头两个参数两者却没有区别，依稀可以推断出：它们的主要功能都是完成中断号与中断服务程序的绑定。

关于Linux提供给系统程序员的、与中断相关的函数，很多书籍都给出了详细描述，如“Linux Kernel Development”。我这里就不做重复劳动了，现在集中注意力在中断服务程序本身上。

static irqreturn_t rtc_interrupt(int irq, void *dev_id,

struct pt_regs *regs)

{

       /*

        *     Can be an alarm interrupt, update complete interrupt,

        *     or a periodic interrupt. We store the status in the

        *     low byte and the number of interrupts received since

        *     the last read in the remainder of rtc_irq_data.

        */

       spin_lock (&rtc_lock);

       rtc_irq_data += 0x100;

       rtc_irq_data &= ~0xff;

       rtc_irq_data |= (CMOS_READ(RTC_INTR_FLAGS) & 0xF0);

       if (rtc_status & RTC_TIMER_ON)

               mod_timer(&rtc_irq_timer,

jiffies + HZ/rtc_freq

+ 2*HZ/100);

       spin_unlock (&rtc_lock);

       /* Now do the rest of the actions */

       spin_lock(&rtc_task_lock);

       if (rtc_callback)

               rtc_callback->func(rtc_callback->private_data);

       spin_unlock(&rtc_task_lock);

       wake_up_interruptible(&rtc_wait);     

       kill_fasync (&rtc_async_queue, SIGIO, POLL_IN);

       return IRQ_HANDLED;

}

这里先提醒读者注意一个细节：中断服务程序是static类型的，也就是说，该函数是本地函数，只能在rtc.c文件中调用。这怎么可能呢？根据我们从SagaLinux中得出的经验，中断到来的时候，操作系统的中断核心代码一定会调用此函数的，否则该函数还有什么意义？实际上，request_irq函数会把指向该函数的指针注册到相应的查找表格中（还记得SagaLinux中的irq_handler[]吗？）。static只能保证rtc.c文件以外的代码不能通过函数名字显式地调用函数，而对于指针，它就无法画地为牢了。

程序用到了spin_lock函数，它是Linux提供的自旋锁相关函数，关于自旋锁的详细情况，我们会在以后的文章中详细介绍。你先记住，自旋锁是用来防止SMP结构中的其他CPU并发访问数据的，在这里被保护的数据就是rtc_irq_data。rtc_irq_data存放有关RTC的信息，每次中断时都会更新以反映中断的状态。

接下来，如果设置了RTC周期性定时器，就要通过函数mod_timer()对其更新。定时器是Linux操作系统中非常重要的概念，我们会在以后的文章中详加解释。

代码的最后一部分要通过设置自旋锁进行保护，它会执行一个可能被预先设置好的回调函数。RTC驱动程序允许注册一个回调函数，并在每个RTC中断到来时执行。

wake_up_interruptible是个非常重要的调用，在它执行后，系统会唤醒睡眠的进程，它们等待的RTC中断到来了。这部分内容涉及等待队列，我们也会在以后的文章中详加解释。

最简单的改动

我们来更进一步感受中断，非常简单，我们要在RTC的中断服务程序中加入一条printk语句，打印什么呢？“I’m coming, interrupt!”。

下面，我们把它加进去：

… …

spin_unlock(&rtc_task_lock);

printk(“I’m coming , interrupt!\n”);

wake_up_interruptible(&rtc_wait);   

… …

没错，就先做这些，请你找到代码树的drivers\char\rtc.c文件，在其中irqreturn_t rtc_interrupt函数中加入这条printk语句。然后重新编译内核模块（当然，你要在配置内核编译选项时包含RTC，并且以模块形式）现在，当我们插入编译好的rtc.o模块，执行前面实时钟部分介绍的用户空间程序，你就会看到屏幕上打印的“I’m coming , interrupt!”信息了。

这是一次实实在在的中断服务过程，如果我们通过ioctl改变RTC设备的运行方式，设置周期性到来的中断的话，假设我们将频率定位8HZ，你就会发现屏幕上每秒打印8次该信息。

动手修改RTC实际上是对中断理解最直观的一种办法，我建议你不但注意中断服务程序，还可以看一下RTC驱动中ioctl的实现，这样你会更加了解外部设备和驱动程序、中断服务程序之间实际的互动情况。

不仅如此，通过修改RTC驱动程序，我完成了不少稀奇古怪的工作，比如说，在高速数据采集过程中，我就是利用高频率的RTC中断检查高速AD采样板硬件缓冲区使用情况，配合DMA共同完成数据采集工作的。当然，在有非常严格时限要求的情况下，这样不一定适用。但是，在两块12位20兆采样率的AD卡交替工作，对每秒1KHz的雷达视频数据连续采样的情况下，我的RTC跑得相当好。