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1. arm硬件中断

从头介绍中断原理太麻烦，一般来说看这篇文章的人对中断必然已经有了一定的认识。不管哪款处理器，中断的基本概念是一样的：

中断向量表。

中断优先级。

中断现场保护与恢复。

1.1. 中断向量表

中断向量表，程序发生中断后会跳转到该表执行，一般在里面放置mov pc, addr_of_isr_func形式的指令，以中断向量表为跳板，跳转到中断服务程序中。

一般处理器中断向量表地址是固定的，arm920t固定在0x00000000，或者0xFFFF0000处，其地址是通过配置CP15的Register 1实现的。详细可阅读ARM920T_TRM1_S.pdf

默认中断向量表是在0x00000000处，arm920t的中断向量表如下：

上图为arm中断处理的流程，在程序正常运行时， 发生定时器中断，跳转到中断向量表处执行对应指令，而irq中断向量地址指令为goto irq_isr, 跳转到中断irq中断服务程序，此时首先保存现场，执行完中断逻辑后，再恢复现场，后中断返回，从之前被中断处的下一条指令继续运行。

1.2. Linux内核中的中断向量表

在entry-armv.S (src\arch\arm\kernel)中定义中断向量表。

    .section .vectors, "ax", %progbits

__vectors_start:

    W(b)    vector_rst

    W(b)    vector_und

    W(ldr)  pc, __vectors_start + 0x1000

    W(b)    vector_pabt

    W(b)    vector_dabt

    W(b)    vector_addrexcptn

    W(b)    vector_irq

W(b)    vector_fiq

1.3. linux中断初始化配置

硬件：有主中断SRCPND，子中断SUBSRCPND。主中断也可称为父中断。

处理器中断初始化： MACHINE_START：s3c2440_init_irq中初始化， 同时初始化static struct s3c_irq_intc *s3c_intc[3];变量

中断(irq,abt,und)的堆栈初始化setup_arch→setup_processor→cpu_init→struct stack *stk = &stacks[cpu] (irq,abt,und)

映射中断向量表：setup_arch→paging_init→devicemaps_init

定义中断向量表：src\arch\arm\kernel\entry-armv.S(其大部分定义在entry-header.S (src\arch\arm\kernel))：__vectors_start

中断方式初始化：如上升沿等，在init_s3c2440base里面定义

1.4. Linux中断执行流程

1.4.1. 中断入口与现场保护

假定程序运行在用户态，中断类型为irq，则：

   中断发生→W(b)   vector_irq( vector_irq 由vector_stub irq, IRQ_MODE, 4定义)→执行宏vector_stub定义的vector_irq中断服务程序, 定义见下：

    vector_stub irq, IRQ_MODE, 4

    .long   __irq_usr           @  0  (USR_26 / USR_32)

    .long   __irq_invalid           @  1  (FIQ_26 / FIQ_32)

    .long   __irq_invalid           @  2  (IRQ_26 / IRQ_32)

    .long   __irq_svc           @  3  (SVC_26 / SVC_32)

.long   __irq_invalid           @  4

vector_stub的作用是保存中断现场，获取中断前处理器状态，然后将状态设置为SVC mode，后跳转到相应的中断才处理程序。 前面假定中断前为用户态，所以中断发生后，会最终跳转到__irq_usr处执行。

1.4.2.    中断服务程序

__irq_usr→irq_handler→handle_arch_irq（是个函数指针，全局变量=s3c24xx_handle_irq, 在s3c24xx_init_intc中被赋值）→s3c24xx_handle_intc→handle_IRQ→generic_handle_irq→desc->handle_irq→如果是父中断，则执行s3c_irq_demux（在s3c24xx_irq_map中设置，执行chained_irq_enter→irq_ack清除主中断）→generic_handle_irq→desc->handle_irq即handle_edge_irq（chip->irq_ack清除次级中断相关位，在s3c24xx_irq_map中设置）→handle_irq_event→ handle_irq_event_percpu→action->handler(由request_irq申请，循环处理action = action->next)

1.4.3.    中断返回与现场恢复

以__irq_usr为例：b ret_to_user_from_irq（entry-common.S (src\arch\arm\kernel)定义）→ work_pending （在entry-common.S (src\arch\arm\kernel)定义）→ do_work_pending→ schedule

handle_arch_irq赋值流程：MACHINE_START的init_irq（s3c2440_init_irq）→s3c24xx_init_intc→set_handle_irq

desc->handle_irq注册流程：MACHINE_START::s3c2440_init_irq→s3c24xx_init_intc→irq_domain_add_legacy(传入 

s3c24xx_irq_ops)→ops->map（即s3c24xx_irq_ops->map）,即s3c24xx_irq_map→根据中断类型如果是边沿触发，则 

desc->handle_irq=handle_edge_irq

    用到的变量与文件对应关系： 

src\arch\arm\include\asm\Unified.h: #define PSR_ISETSTATE 0

src\arch\arm\include\asm\linkage.h: #define ENDPROC(name) \

  .type name, %function; \

  END(name)

src\include\linux\linkage.h:#define END(name) \

  .size name, .-name

#endif

Asm-offsets.c (src\arch\arm\kernel):  DEFINE(S_FRAME_SIZE,    sizeof(struct pt_regs))

entry-header.S (src\arch\arm\kernel))： why .req   r8     @ Linux syscall (!= 0)

Unified.h (src\arch\arm\include\asm):#define BSYM(sym) sym

src\arch\arm\kernel\Asm-offsets.c: DEFINE(SYS_ERROR0,     0x9f0000);

1.5. linux中断注册

request_irq→request_threaded_irq→__setup_irq→new->irq = irq;   *old_ptr = new;（old_ptr指向action链表的最后一项）

1.6. linux中断地址映射

linux中断地址分配：MACHINE_START中mini2440_map_io→s3c24xx_init_io →iotable_init(s3c_iodesc, ARRAY_SIZE(s3c_iodesc)); // 该函数分析详细见gpio章节。

由上述可见，#define S3C_VA_IRQ  S3C_ADDR(0x00000000)， 知irq虚拟地址为0xF6000000，且因为串口物理地址和虚拟地址对应关系确定了，irq物理地址和虚拟地址也确定了，因为PA1-PA2 = VA1-VA2

1.7. linux中断数据结构

由上图可见，中断号可以索引所有的中断对象。

中断概貌：最重要的结构是全局变量struct irq_desc irq_desc[NR_IRQS]; 每一个中断号对应一个struct irq_desc, 在MACHINE_START中的s3c2440_init_irq主要是初始化该结构体。每个中断号和具体的irq_desc[i]对应，根据中断号就能知道该中断的所有信息，如该中断是父中断还是子中断，该中断的处理函数。父中断读取子中断源，通过desc->handle_irq = s3c_irq_demux（不一定是这个函数，为了描述方便举例的，后同）执行具体的子中断函数，子中断再执行desc->handle_irq = handle_edge_irq，最终都会

执行desc->action->handler。 总结起来 desc->handle_irq是执行函数分配，desc->action->handler执行具体的中断函数，

 1.4.  函数集合

request_irq

free_irq

1.5.  软中断

重要结构体：

struct softirq_action softirq_vec[NR_SOFTIRQS]：open_softirq注册时设置

irq_cpustat_t irq_stat[]： raise_softirq_irqoff→or_softirq_pending置位bitmap：irq_stat[cpu].__softirq_pending

执行流程：

路径1：open_softirq注册→raise_softirq→raise_softirq_irqoff→raise_softirq_irqoff→wakeup_softirqd→softirq_threads.thread_fn（即run_ksoftirqd,其注册过程见下） →__do_softirq→ h->action(h); 即为具体注册函数

路径2：open_softirq注册→raise_softirq→raise_softirq_irqoff→raise_softirq_irqoff→irq_exit(在中断退出时执行)→invoke_softirq→do_softirq(或wakeup_softirqd) →__do_softirq→ h->action(h); 即为具体注册函数

Ksoftirqd:是个线程do_basic_setup→do_initcalls→spawn_ksoftirqd→smpboot_register_percpu_thread(&softirq_threads)(softirq_threads.store = Ksoftirqd, .thread_fn = run_ksoftirqd)

1.6.  底半部

1.6.1.   Tasklet

struct tasklet_struct

执行流程：tasklet_init注册→tasklet_schedule→__tasklet_schedule→raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ)触发软件中断，后续见<<中断.软中断>>

始终在软中断期间运行，始终会在调度他们的同一CPU上运行，接收一个unsigned long参数

注意：

* 不允许访问用户空间；
* 不允许访问current指针；
* 不能执行休眠或调度。

特征：

* 一个tasklet可被禁用或启用；只用启用的次数和禁用的次数相同时，tasklet才会被执行；
* 和定时器类似，tasklet可以注册自己；
* tasklet可被调度在一般优先级或者高优先级上执行，高优先级总会首先执行；
* 如果系统负荷不重，则tasklet会立即得到执行，且始终不会晚于下一个定时器滴答；
* 一个tasklet可以和其他tasklet并发，但对自身来讲必须严格串行处理，即一个tasklet
   不会在多个处理器上执行。

接口：

void tasklet_init(struct tasklet_struct *t, void (*func)(unsigned long),

     unsigned long data); /* 初始化tasklet,func指向要执行的函数,data为传递给函数func的参数 */

DECLARE_TASKLET(name,func,data); /*定义及初始化tasklet*/

DECLARE_TASKLET_DISABLED(name,func,data);      /*定义及初始化后禁止该tasklet*/

void tasklet_disable(struct tasklet_struct *t) /*禁用指定tasklet*/

void tasklet_disable_nosync(struct tasklet_struct *t) /*禁用指定tasklet,但不会等待任何正在

                                                        运行的tasklet退出*/

void tasklet_enable(struct tasklet_struct *t)      /*启用先前被禁用的tasklet*/

void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)    /*调度执行指定的tasklet*/

void tasklet_hi_schedule(struct tasklet_struct *t) /*调度指定的tasklet以高优先级执行*/

void tasklet_kill(struct tasklet_struct *t)        /*移除指定tasklet*/

简单用法:

DECLARE_TASKLET→tasklet_schedule

tasklet_kill()

1.6.2.   软中断

1.6.3.   工作队列

结构体：

struct work_struct

struct delayed_work

初始化：

    INIT_WORK(&mywork, my_work_func);

INIT_DELAYED_WORK(&mydwork, my_dwork_func);

调度：

内核默认队列：

schedule_work(&mywork)

schedule_delayed_work(&mydwork, 5*HZ)

自建队列：

struct workqueue_struct

wq = create_workqueue("tzp");

queue_work(wq, &mywork);

queue_delayed_work(wq, &mydwork, 3*HZ);

destroy_workqueue

1.6.4.   等待队列

结构体：

wait_queue_head_t

wait_queue_t

初始化：

init_waitqueue_head(wait_queue_head_t *wqh);

DECLARE_WAIT_QUEUE_HEAD(name);

init_waitqueue_entry

添加队列：

DECLARE_WAITQUEUE(name, task); // 定义并初始化一个名称为name的等待队列，task通常被设置为代表当前进程的current指针

add_wait_queue(wait_queue_head_t *q, wait_queue_t *wait);

remove_wait_queue(wait_queue_head_t *q, wait_queue_t *wait);

等待事件：

wait_event(queue, condition); //TASK_UNINTERRUPTIBLE类型的睡眠状态,并挂在queue指定的等待队列数据链上

wait_event_interruptible(queue, condition);  //TASK_INTERRUPTIBLE类型的睡眠状态

wait_event_killable(queue, condition);// TASK_KILLABLE类型的睡眠状态

wait_event_timeout(queue, condition, timeout);

 // TASK_UNINTERRUPTIBLE类型的睡眠状态，并挂在queue指定的等待队列数据链上；当阻塞时间timeout超时后，立即返回

唤醒队列：

wake_up(wait_queue_head_t *queue);

    唤醒由queue指向的等待队列数据链中的所有睡眠类型的等待进程

wake_up_interruptible(wait_queue_head_t *queue);

    唤醒由queue指向的等待队列数据链中的所有睡眠类型为TASK_INTERRUPTIBLE的等待进程

wait_event_interruptible_timeout(queue, condition, timerout);

如：当前进程

wait_queue_head_t adc_wq;

init_waitqueue_head(&adc_wq);

wake_up_interruptible(&adc_wq);

wait_event_interruptible(adc_wq, condition);

【linux kernel】 中断处理

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