文章目录
- 1. 前言
- 2. Linux 中断是否会嵌套?
- 2.1 分析背景
- 2.2 中断处理抢占、嵌套可能性分析
- 2.3 中断处理抢占、嵌套小结
- 3. 参考资料
1. 前言
限于作者能力水平,本文可能存在谬误,因此而给读者带来的损失,作者不做任何承诺。
2. Linux 中断是否会嵌套?
2.1 分析背景
本文基于 ARMv7
架构,Linux 4.14
内核进行分析。
2.2 中断处理抢占、嵌套可能性分析
ARMv7
架构下的 IRQ
中断处理流程概要如下(使用 GICv2
中断芯片):
/* arch/arm/kernel/entry-armv.S *//** Interrupt dispatcher*/
vector_stub irq, IRQ_MODE, 4 /* vector_irq */.long __irq_usr @ 0 (USR_26 / USR_32).......long __irq_svc @ 3 (SVC_26 / SVC_32).......align 5
__irq_svc:// 保存被中断的上下文,切换到 SVC 模式复用内核栈svc_entry// 中断处理irq_handler...// 恢复被中断的上下文, 使能 CPU 中断,同时从中断返回svc_exit r5, irq = 1 @ return from exception
ENDPROC(__irq_svc)/** Interrupt handling.*/
.macro irq_handler
#ifdef CONFIG_MULTI_IRQ_HANDLER// GICv2 芯片中断处理接口ldr r1, =handle_arch_irq /* r1 = gic_handle_irq() */mov r0, spbadr lr, 9997fldr pc, [r1]
#elsearch_irq_handler_default
#endif
9997:.endm
在一进步描述之前,必须先说明一个很重要的事实:ARMv7 架构 CPU ,在进入中断模式的时候,会自动禁用当前 CPU 上中断
,这是硬件自动完成的,无需软件干预。也就是说,当前的代码时工作在 CPU 中断禁用的状态下
。继续看后续中断处理流程:
gic_handle_irq() /* drivers/irqchip/irq-gic.c */.../** 这个循环试图一次处理多个中断, 而不是每次中断都从 CPU 的* 中断向量地址重新开始执行, 这是 GIC 对中断处理的一个优化。*/do {/** 读取硬件中断号.* 从寄存器 GIC_CPU_INTACK 读取硬件中断号, GIC 认为 CPU 响应了中断.*/irqstat = readl_relaxed(cpu_base + GIC_CPU_INTACK);...if (likely(irqnr > 15 && irqnr < 1020)) { /* 处理 PPI, SPI */if (static_key_true(&supports_deactivate))// EOI mode 1: Priority drop 和 Deactive 分离// 这里 GIC 做 Priority drop,目的是允许同等优先级的中断进来writel_relaxed(irqstat, cpu_base + GIC_CPU_EOI);handle_domain_irq(gic->domain, irqnr, regs);isb();continue; /* 继续处理下一中断, 可以避免反复的中断上下文切换 */}if (irqnr < 16) { /* 处理 SGI */// 这里不细表,不影响本文分析的主题......}} while (1);;
handle_domain_irq(gic->domain, irqnr, regs);__handle_domain_irq(domain, hwirq, true, regs)irq_enter();__irq_enter();...// 标示在硬件中断处理过程中,即 top halfpreempt_count_add(HARDIRQ_OFFSET);...#ifdef CONFIG_IRQ_DOMAINif (lookup)irq = irq_find_mapping(domain, hwirq); /* 查找 硬件中断号 @hwirq 对应的 Linux 中断号 */#endifgeneric_handle_irq(irq); /* 中断处理 */struct irq_desc *desc = irq_to_desc(irq);...generic_handle_irq_desc(desc);desc->handle_irq(desc);handle_fasteoi_irq(desc) // 处理 SPI 中断......irq_exit(); /* 软中断, RCU 等等处理 */
handle_fasteoi_irq(desc) // 处理 SPI 中断...handle_irq_event(desc); // 调用具体的中断 handler, 我们不关注这里的细节...cond_unmask_eoi_irq(desc, chip);...chip->irq_eoi(&desc->irq_data);gic_eoimode1_eoi_irq()...// 这里是关注的重点。// 在前面 gic_irq_handler() 的处理逻辑里面,已经做了 // Priority drop,使得同等优先级的中断可以进来;在这里,// 做 Deactive interrupt,使得中断状态由 Active 转为// Idle 状态。到此,GIC 将能够重新向 CPU 发送中断信号了。// 从前面的分析中,我们了解到,CPU 的中断此时处于禁用状态,// 只等 CPU 重新启用中断,就能够收到 GIC 发给它的中断信号。writel_relaxed(gic_irq(d), gic_cpu_base(d) + GIC_CPU_DEACTIVATE);......
handle_fasteoi_irq()
的流程告诉我们,在调用完中断 handler 后,GIC 已经能够发送中断信号给 CPU 了,只等 CPU 重新启用中断,就可以接收中断信号了
。接着看 handle_fasteoi_irq()
之后的中断退出流程,主要是 irq_exit()
:
irq_exit() /* kernel/softirq.c */...// 标示退出硬件中断处理过程,即退出 top halfpreempt_count_sub(HARDIRQ_OFFSET);// 这里 !in_interrupt() 判定,在 ARMv7 下,实际等同于 !in_softirq(),// 防止在 中断抢占、嵌套下的 softirq 处理过程 (bottom half) 的重入.if (!in_interrupt() && local_softirq_pending())invoke_softirq(); // 处理 softirq ,即进入 bottom half...
这里的 !in_interrupt()
判定要重点关注下,先看下它的定义:
#define softirq_count() (preempt_count() & SOFTIRQ_MASK)
#define irq_count() (preempt_count() & (HARDIRQ_MASK | SOFTIRQ_MASK \| NMI_MASK))#define in_softirq() (softirq_count())
#define in_interrupt() (irq_count())
看到了吧,在不支持 NMI 的 ARMv7 架构下,随着 preempt_count_sub(HARDIRQ_OFFSET);
将 HARDIRQ
的计数归 0,此处的 !in_interrupt()
已经等同于 !in_softirq()
,目的是防止在中断抢占、嵌套下的 softirq 处理过程 (bottom half) 的重入
。这里提前做出结论会发生 中断抢占、嵌套,有点提前,后面会分析原因。继续看中断退出接下来的流程:
invoke_softirq(); // 处理 softirq ,即进入 bottom half...__do_softirq();...pending = local_softirq_pending(); /* 读取当前 CPU 挂起的 softirq 事件 */...__local_bh_disable_ip(_RET_IP_, SOFTIRQ_OFFSET); /* 禁用 softirq (禁用 bottom half) */...restart: set_softirq_pending(0); /* 清除当前 CPU 挂起的 softirq *//* * 重点来了,CPU 中断启用了,同时从前面分析看到,GIC 也准备好了, * 所以 CPU 可以接收中断了;同时,别忘记,我们此时还处在当前中断* 处理上下文中!!! 如果在处理 softirq 期间 CPU 上发生了中断,是* 会产生中断抢占、嵌套的。*/local_irq_enable();h = softirq_vec;while ((softirq_bit = ffs(pending))) {// softirq 处理,不是本文重点,不做细表...}// 处理完 softirq 后,重新禁用 CPU 中断,这和汇编代码中重启 CPU 中断对应local_irq_disable();...__local_bh_enable(SOFTIRQ_OFFSET); /* 使能 softirq (使能 bottom half) */...
2.3 中断处理抢占、嵌套小结
从上面分析我们知道,中断抢占、嵌套,在 Linux 内核下是可能发生的
,不过这些 中断抢占、嵌套 的发生大概率是合理且无害的。为什么呢?首先,中断的抢占、嵌套
,是不可能发生在中断处理 top half
部分的,因为 top half
的处理期间,CPU 中断都是处于禁用状态,中断的抢占、嵌套只可能发生在 bottom half(即 softirq 处理期间)
;其次,通过 !in_interrupt()
限制了抢占、嵌套的中断,无法在前一中断处理 bottom half
期间,再次进入 bottom half
,这样就避免中断内核栈溢出的风险;最后,由于 CPU 进入中断处理时自动禁用了中断,所以抢占、嵌套的中断处理期间,在有前一中断处理 bottom half(即 softirq)
前提下,不会在中途使能 CPU 中断,这样就避免了中断反复嵌套的问题。发生嵌套后,后续中断必定是一个接一个的串行处理,简单来讲,中断嵌套最多只会有两重
:第一个中断 bottom half
期间被中断,第二个抢占、嵌套中断进来。当然,这一切的前提是,中断内核栈空间能够满足这两重中断嵌套的使用。另外,说大概率
无害,是因为中断的抢占、嵌套,仍然有可能导致 bottom half(即 softirq)
处理的延迟,毕竟它们中断了正在处理 softirq
。
3. 参考资料
[1] Interrupts