中断与异常(big hole)

一些概念

中断：一件可以改变处理器执行指令顺序的事件，对应于CPU内外部硬件电路产生的电信号。分为同步中断异步中断。

• 同步中断是CPU控制单元产生，只有在一条指令中止执行后CPU才会发出中断。
• 异步中断由其他硬件设备遵照CPU时钟信号随机产生。
  Intel微处理器将同步和异步中断分别称为异常和中断。中断由间隔计时器和I/O设备产生。异常由程序错误产生，或由内核必须处理的异常条件产生，第一种情况，内核发送信号；第二种情况，内核执行恢复异常所需的所有步骤。

中断的作用

• 内核的目标是尽快的处理完中断或尽可能把更多的处理向后推迟，内核响应中断进行的操作分为两部分：关键部分立即执行，其余部分随后执行。
• 内核处理一个中断时，可能会有另一个中断发生，允许这种情况可以维持更多I/O设备处于忙状态。因此中断处理程序应当使内环控制路径能以嵌套方式执行。
  *由于内核代码存在一些临界区，在临界区内中断必须被禁止。临界区应当尽可能限制。因为内核应该大多数时候以允许中断方式运行。

异常与中断

• 中断
  *可屏蔽中断(maskable)：I/O设备发出的所有中断请求(IRQ)都产生可屏蔽中断。又处于两种状态，屏蔽的，非屏蔽的。只要屏蔽的中断还是屏蔽的，控制单元就忽略它。
  *不可屏蔽中断：极少数的关键事件才能产生，总是由CPU识别。
  *异常
  *处理器探测异常：CPU执行指令时探测到反常条件产生的异常。可分为3组。
  *故障(fault)：通常可以纠正，程序可以在不失连贯性的情况下重新开始。eip保存引发故障的指令地址。当异常处理程序终止时，那条指令会重新执行。
  *陷阱(trap)：陷阱指令执行后立即报告，内核交还控制权后不是连续性继续执行。eip保存下条指令地址。主要用途是调试程序。
  *异常中止(abort)：用于报告严重错误,eip不保存异常指令的确切位置。控制单元发送紧急中断信号，异常处理程序强制进程中止。
  *编程异常：在程序员发出请求时产生，也称软中断，用于执行系统调用以及向调试程序发送特定事件。。由int, int3指令触发。控制单元将编程异常作为陷阱处理。

IRQ与中断

能发出中断请求的硬件设备至少有一条IRQ输出线。所有IRQ线都与可编程中断控制器(PIC)输入引脚相连，执行下列操作

1. 监视IRQ，如果两条以上线产生信号，选择IRQ编号小的线。
2. IRQ线上的信号:
   a. 信号转化为对应的向量(0~255 8-bit标识符)
   b. 将向量存放在中断控制器I/O端口，允许CPU读取向量
   c. 信号发送到处理器INTR引脚，即产生中断
   d. 等待(PIC与设备控制器阻塞)CPU将中断信号写进PIC的I/O端口以确认；清INTR线
3. IRQ从0开始，IRQn关联的向量是n+32
   可以禁止IRQ线，PIC停止对指定IRQ发布中断，但中断并未丢失。

异常

x86发布约20种异常，内核应为每种异常提供专门的异常处理程序。
中断描述符表(IDT)，与每个中断或异常向量相联系，存有相应的中断或异常处理程序入口地址。内核激活中断前，适当初始化IDT。idtr指定IDT线性机制及最大长度，Intel包含3种类型描述符。
任务门：中断发生时，存放取代当前进程的新进程TSS选择符
中断门：包含中断异常处理程序的段选择符与段内偏移。当控制转移到适当的段，处理器重置IF标志，关闭可屏蔽中断
陷阱门：和中断门类似，但是不改变IF标志

中断和异常处理程序嵌套执行

每个终端或异常都会引发内和控制路径，或代表当前进程在内核态执行的单独指令序列。内和控制路径可以任意嵌套，即一个中断处理程序可以被另一个中断处理程序中断。处理中断时，第一部分指令是把寄存器内容保存到内核堆栈，后一部分是恢复寄存器内容并将CPU返回用户态。但是嵌套深度大于1时，最后一部分指令将执行上次被打断的内核控制路径。
这就要求中断处理程序运行期间不能发生进程切换。一个中断处理程序可以抢占其他的中断处理程序，也可以抢占异常处理程序。异常处理程序从不抢占中断处理程序。唯一内核态异常是缺页异常，中断处理程序不执行导致缺页(进程切换)操作。处理缺页异常时，内核可以挂起当前进程，使用另一个进程代替，直到请求的页可以使用。被挂起的进程获得处理器，相应的内核控制路径可以恢复执行。
交错执行内核控制路径可以：

1. 提高中断控制器和设备控制器的吞吐量。内核正在处理一个中断也能发送应答，减少阻塞。
   2.实现无优先级的中断模型，简化代码，提高可移植性。
   多处理器系统中，几个内核控制路径可以并发执行。与异常相关的内核控制路径可以由于进程切换在不同的CPU上执行。

初始化IDT

Linux将中断描述符如下分类：

• 中断门：用户态进程不能访问的一个Intel中断门(DPL = 0)。激活所有Linux中断处理程序，限制在内核态
• 系统门：用户态进程可以访问的一个Intel陷阱门(DPL = 3)。激活3个Linux异常处理程序，分别是向量4,5,128，对应汇编指令的into，bound以及int $0x80
• 系统中断门：用户态进程可以访问的Intel中断门(GPL = 3)。激活向量3的异常处理程序，对应int3指令
• 陷阱门：用户态进程不能访问的一个Intel陷阱门(DPL = 0)。激活大部分Linux异常处理程序
• 任务门：用户态进程不能访问的Intel任务门(DPL = 0)。激活Linux的Double Fault异常处理程序
  IDT存放在idt_table中，有256个表项。第一次初始化由内核将同一个中断门(指向ignore_int()中断处理程序)填充到256个表项。紧接着内核将进行第二次初始化，用有意义的程序替换。

异常处理

当异常发生时，内核向引发异常的进程发送一个信号，。由以下三部分组成：

1. 在内核堆栈中保存大多数寄存器内容(汇编实现)
2. 使用C函数处理异常
3. 通过ret_from_exception()从异常处理函数退出

中断处理

向进程发送信号以通知中断的方法是无效的，因为进程可能被挂起。主要关注三种类型的中断：I/O中断，时钟中断，处理期间中断。

I/O中断

一般要求I/O中断处理程序具有足够的灵活性来同时给多个设备提供服务，实现方式有两种：

1. IRQ共享：中断处理程序执行多个中断服务例程(ISR)，每个ISR关联一个单独设备，设备间共享IRQ。无法知道那个设备产生IRQ，因此每个ISR都被执行以检验设备是否需要关注。
   2.IRQ动态分配：IRQ在最后时刻才与设备关联。
   中断发生时并不是所有操作具有相同的紧迫性。中断处理程序代表进程执行，因此总是处于TASK_RUNNING状态，因此不能有阻塞过程，必须由中断处理程序执行的操作称为top_half,其余的称为bottom-half。Linux把中断要执行的操作分为三类：

• 紧急的：立即在中断处理程序内执行，在禁止可屏蔽中断情况下。
• 非紧急的：立即被中断处理程序执行，在激活中断的情况下。
• 非紧急可延迟的：可以延迟较长时间而不影响内和操作。

I/O中断执行以下基础操作：

1. 将IRQ值以及寄存器内容保存到内核栈
2. 向对应的PIC应答，允许其进一步发生中断
3. 检查共享IRQ设备的ISR
4. 跳转到ret_from_intr()，终止
   

IRQ数据结构

每个中断向量有自己的irq_desc_t描述符，共同组成了irq_desc数组。
意外中断，与某个IRQ相关的ISR不存在，或者所有ISR都都无法辨别是否是自身设备发出中断。办法是禁用IRQ；对于共享IRQ，当意外中断达到一定次数才禁用IRQ。

软中断(softirq)，tasklet和工作队列

用于处理中断的bottom-half工作。软中断是一套静态定义的bottom-halves(机制)，在编译期间静态注册，可以在不同处理器上同时运行(即使类型相同)；tasklets是基于softirq动态创建的具有灵活性的bottom_halves，可以动态注册，只有不同种类的tasklets可以在不同的处理器上同时运行，是性能和易用性的折衷。大多数情况，tasklet就够用了。

软中断

softirq由softirq_action结构表示:

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

static struct softirq_action softirq_vec[NR_SOFTIRQS];
/*每个注册的softirq对应数组中的一项。在2.6内核中，一共有9个软中断*/

softirq不会抢占其他的softirq，只用中断处理程序才可以抢占softirq。已经注册的softirq在执行前必须被标记，也称为触发软中断,标记后处于pengding状态。一般情况下，中断处理程序再返回前标记它的软中断，软中断会在合适的时间运行，一般有三种情况：

1. 从中断处理程序代码路径返回时
2. 在ksoftirq内核线程
3. 任何显式检查与执行挂起软中断的代码处

软中断的执行发生在__do_sofeirq()函数中，主体代码如下：

pending = local_softirq_pending(); /*32-bit mask of pending irqs,if bit n is set,the n-th irq is pending */
if (pending) {
    struct softirq_action *h;
    set_softirq_pending(0);/* reset the pending bitmask */
    h = softirq_vec;/*first entry of softirq_vec*/
    do {
        if (pending & 1)
            h->action(h); /*if bit is set,call action*/
        h++;
        pending >>= 1;
    } while (pending);
}

softirq 用于时间敏感的bottom-half操作。2.6版本中，网络和块设备直接使用了softirq，内核计时器以及tasklet建立在softirq之上。

tasklets

Tasklets主要基于两种softirq，HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ,前者有更高优先级。

struct tasklet_struct {
    struct tasklet_struct *next; /* next tasklet in the list*/
    unsigned long state; /* state TASKLET_STATE_SCHED(shed to run)，TASKLET_STATE_RUN(running(only mprocessor))*/
    atomic_t count; /* reference counter,if nonzero disabled cannot run;else enabled can run if marked pending*/
    void (*func)(unsigned long); /* tasklet handler function */
    unsigned long data; /* argument to the tasklet function */
};

Tasklets 调度
__tasklet_schedule() 和__tasklet_hi_schedule()，对应TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ。

ksoftirq内核线程
软中断可以在运行时触发自身并重新运行。如果持续执行重复的软中断，其他用户态进程可能得不到处理；如果选择不执行重复的软中断，直到下次处理pending softirq时才处理，造成冲断处理不及时。最终采用了折衷的方案，重复的softirq不会立即执行。如果softirq数量太多，内核唤醒一族内核线程来处理负载，内核线程处于最低优先级，一个处理器对应一个线程：

for (;;) {
    if (!softirq_pending(cpu))
        schedule();
    set_current_state(TASK_RUNNING);
    while (softirq_pending(cpu)) {
        do_softirq();
        if (need_resched())
            schedule();
    }
    set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
}

Work queues

Work queues将工作推迟到内核线程，总是运行在进程上下文，因此可以被调度及挂起。workqueue处理函数无法访问用户态内存，因为没有为内核线程映射用户态内存。
一般工作被推迟到缺省线程上，对性能要求较高的工作可以创建自己的线程。相关结构workqueue_struct,cpu_workqueue_struct, work_struct都在kernel/workqueue.c。缺省工作线程是events类型，每个工作线程对应一个cpu_workqueue_struct结构。每种工作线程对应一个workqueue_struct结构。

从异常和中断返回

返回阶段的主要目的是恢复某个程序的执行。但是需要使用一些标志来记录其他的请求，如挂起进程的切换请求，挂起的信号等等。存放在thread_info的flags字段中。完成返回任务的汇编代码不是一个函数，因为控制权不会返回给其调用者。有两个不同的入口，分别是ret_from_intr()和ret_from_exception()