1. ?中斷流控層簡介

早期的內核版本中，幾乎所有的中斷都是由__do_IRQ函數進行處理，但是，因為各種中斷請求的電氣特性會有所不同，又或者中斷控制器的特性也不同，這會導致以下這些處理也會有所不同：

何時對中斷控制器發出ack回應；

mask_irq和unmask_irq的處理；

中斷控制器是否需要eoi回應？

何時打開cpu的本地irq中斷？以便允許irq的嵌套；

中斷數據結構的同步和保護；

為此，通用中斷子系統把幾種常用的流控類型進行了抽象，并為它們實現了相應的標準函數，我們只要選擇相應的函數，賦值給irq所對應的irq_desc結構的handle_irq字段中即可。這些標準的回調函數都是irq_flow_handler_t類型：

[cpp]?view plain?copy

typedef?void?(*irq_flow_handler_t)(unsigned?int?irq,??

struct?irq_desc?*desc);??

目前的通用中斷子系統實現了以下這些標準流控回調函數，這些函數都定義在：kernel/irq/chip.c中，

handle_simple_irq ?用于簡易流控處理；

handle_level_irq ?用于電平觸發中斷的流控處理；

handle_edge_irq ?用于邊沿觸發中斷的流控處理；

handle_fasteoi_irq ?用于需要響應eoi的中斷控制器；

handle_percpu_irq ?用于只在單一cpu響應的中斷；

handle_nested_irq ?用于處理使用線程的嵌套中斷；

驅動程序和板級代碼可以通過以下幾個API設置irq的流控函數：

irq_set_handler();

irq_set_chip_and_handler();

irq_set_chip_and_handler_name();

以下這個序列圖展示了整個通用中斷子系統的中斷響應過程，flow_handle一欄就是中斷流控層的生命周期：

圖1.1 ?通用中斷子系統的中斷響應過程

2. ?handle_simple_irq

該函數沒有實現任何實質性的流控操作，在把irq_desc結構鎖住后，直接調用handle_irq_event處理irq_desc中的action鏈表，它通常用于多路復用（類似于中斷控制器級聯）中的子中斷，由父中斷的流控回調中調用。或者用于無需進行硬件控制的中斷中。以下是它的經過簡化的代碼：

[cpp]?view plain?copy

void??

handle_simple_irq(unsigned?int?irq,?struct?irq_desc?*desc)??

{??

raw_spin_lock(&desc->lock);??

......??

handle_irq_event(desc);??

out_unlock:??

raw_spin_unlock(&desc->lock);??

}??

3. ?handle_level_irq

該函數用于處理電平中斷的流控操作。電平中斷的特點是，只要設備的中斷請求引腳（中斷線）保持在預設的觸發電平，中斷就會一直被請求，所以，為了避免同一中斷被重復響應，必須在處理中斷前先把mask irq，然后ack irq，以便復位設備的中斷請求引腳，響應完成后再unmask irq。實際的情況稍稍復雜一點，在mask和ack之后，還要判斷IRQ_INPROGRESS標志位，如果該標志已經置位，則直接退出，不再做實質性的處理，IRQ_INPROGRESS標志在handle_irq_event的開始設置，在handle_irq_event結束時清除，如果監測到IRQ_INPROGRESS被置位，表明該irq正在被另一個CPU處理中，所以直接退出，對電平中斷來說是正確的處理方法。但是我覺得在ARM系統中，這種情況根本就不會發生，因為在沒有進入handle_level_irq之前，中斷控制器沒有收到ack通知，它不會向第二個CPU再次發出中斷請求，而當程序進入handle_level_irq之后，第一個動作就是mask irq，然后ack irq（通常是聯合起來的：mask_ack_irq），這時候就算設備再次發出中斷請求，也是在handle_irq_event結束，unmask irq之后，這時IRQ_INPROGRESS標志已經被清除。我不知道其他像X86之類的體系是否有不同的行為，有知道的朋友請告知我一下。以下是handle_level_irq經過簡化之后的代碼：

[cpp]?view plain?copy

void??

handle_level_irq(unsigned?int?irq,?struct?irq_desc?*desc)??

{??

raw_spin_lock(&desc->lock);??

mask_ack_irq(desc);??

if?(unlikely(irqd_irq_inprogress(&desc->irq_data)))??

goto?out_unlock;??

......??

if?(unlikely(!desc->action?||?irqd_irq_disabled(&desc->irq_data)))??

goto?out_unlock;??

handle_irq_event(desc);??

if?(!irqd_irq_disabled(&desc->irq_data)?&&?!(desc->istate?&?IRQS_ONESHOT))??

unmask_irq(desc);??

out_unlock:??

raw_spin_unlock(&desc->lock);??

}??

雖然handle_level_irq對電平中斷的流控進行了必要的處理，因為電平中斷的特性：只要沒有ack irq，中斷線會一直有效，所以我們不會錯過某次中斷請求，但是驅動程序的開發人員如果對該過程理解不透徹，特別容易發生某次中斷被多次處理的情況。特別是使用了中斷線程（action->thread_fn）來響應中斷的時候：通常mask_ack_irq只會清除中斷控制器的pending狀態，很多慢速設備（例如通過i2c或spi控制的設備）需要在中斷線程中清除中斷線的pending狀態，但是未等到中斷線程被調度執行的時候，handle_level_irq早就返回了，這時已經執行過unmask_irq，設備的中斷線pending處于有效狀態，中斷控制器會再次發出中斷請求，結果是設備的一次中斷請求，產生了兩次中斷響應。要避免這種情況，最好的辦法就是不要單獨使用中斷線程處理中斷，而是要實現request_threaded_irq()的第二個參數irq_handler_t：handler，在handle回調中使用disable_irq()關閉該irq，然后在退出中斷線程回調前再enable_irq()。假設action->handler沒有屏蔽irq，以下這幅圖展示了電平中斷期間IRQ_PROGRESS標志、本地中斷狀態和觸發其他CPU的狀態：

圖3.1 ?電平觸發中斷狀態

上圖中顏色分別代表不同的狀態：

狀態紅色綠色IRQ_PROGRESS? ? ? ? ? ?TRUE? ? ? ?FALSE是否允許本地cpu中斷? ? ? ? ? ? 禁止 ? ? ?? ? ? ? ? 允許 ?是否允許該設備再次觸發中斷（可能由其它cpu響應）? ? ? ? ? ? 禁止? ? ? ? ? 允許

4. ?handle_edge_irq

該函數用于處理邊沿觸發中斷的流控操作。邊沿觸發中斷的特點是，只有設備的中斷請求引腳（中斷線）的電平發生跳變時（由高變低或者有低變高），才會發出中斷請求，因為跳變是一瞬間，而且不會像電平中斷能保持住電平，所以處理不當就特別容易漏掉一次中斷請求，為了避免這種情況，屏蔽中斷的時間必須越短越好。內核的開發者們顯然意識到這一點，在正是處理中斷前，判斷IRQ_PROGRESS標志沒有被設置的情況下，只是ack irq，并沒有mask irq，以便復位設備的中斷請求引腳，在這之后的中斷處理期間，另外的cpu可以再次響應同一個irq請求，如果IRQ_PROGRESS已經置位，表明另一個CPU正在處理該irq的上一次請求，這種情況下，他只是簡單地設置IRQS_PENDING標志，然后mask_ack_irq后退出，中斷請求交由原來的CPU繼續處理。因為是mask_ack_irq，所以系統實際上只允許掛起一次中斷。

[cpp]?view plain?copy

if?(unlikely(irqd_irq_disabled(&desc->irq_data)?||??

irqd_irq_inprogress(&desc->irq_data)?||?!desc->action))?{??

if?(!irq_check_poll(desc))?{??

desc->istate?|=?IRQS_PENDING;??

mask_ack_irq(desc);??

goto?out_unlock;??

}??

}??

desc->irq_data.chip->irq_ack(&desc->irq_data);??

從上面的分析可以知道，處理中斷期間，另一次請求可能由另一個cpu響應后掛起，所以在處理完本次請求后還要判斷IRQS_PENDING標志，如果被置位，當前cpu要接著處理被另一個cpu“委托”的請求。內核在這里設置了一個循環來處理這種情況，直到IRQS_PENDING標志無效為止，而且因為另一個cpu在響應并掛起irq時，會mask irq，所以在循環中要再次unmask irq，以便另一個cpu可以再次響應并掛起irq：

[cpp]?view plain?copy

do?{??

......??

if?(unlikely(desc->istate?&?IRQS_PENDING))?{??

if?(!irqd_irq_disabled(&desc->irq_data)?&&??

irqd_irq_masked(&desc->irq_data))??

unmask_irq(desc);??

}??

handle_irq_event(desc);??

}?while?((desc->istate?&?IRQS_PENDING)?&&??

!irqd_irq_disabled(&desc->irq_data));??

IRQS_PENDING標志會在handle_irq_event中清除。

圖4.1 ? 邊沿觸發中斷狀態

上圖中顏色分別代表不同的狀態：

狀態? ? ? ? 紅色? ? ? ? 綠色IRQ_PROGRESS? ? ? ? TRUE? ? ? ? FALSE是否允許本地cpu中斷? ? ? ? 禁止? ? ? ? 允許是否允許該設備再次觸發中斷（可能由其它cpu響應）? ? ? ? 禁止? ? ? ? 允許是否處于中斷上下文? ? 處于中斷上下文? ? 處于進程上下文
由圖4.1也可以看出，在處理軟件中斷（softirq）期間，此時仍然處于中斷上下文中，但是cpu的本地中斷是處于打開狀態的，這表明此時嵌套中斷允許發生，不過這不要緊，因為重要的處理已經完成，被嵌套的也只是軟件中斷部分而已。這個也就是內核區分top和bottom兩個部分的初衷吧。

5. ?handle_fasteoi_irq

現代的中斷控制器通常會在硬件上實現了中斷流控功能，例如ARM體系中的GIC通用中斷控制器。對于這種中斷控制器，CPU只需要在每次處理完中斷后發出一個end of interrupt（eoi），我們無需關注何時mask，何時unmask。不過雖然想著很完美，事情總有特殊的時候，所以內核還是給了我們插手的機會，它利用irq_desc結構中的preflow_handler字段，在正式處理中斷前會通過preflow_handler函數調用該回調。

[cpp]?view plain?copy

void??

handle_fasteoi_irq(unsigned?int?irq,?struct?irq_desc?*desc)??

{??

raw_spin_lock(&desc->lock);??

if?(unlikely(irqd_irq_inprogress(&desc->irq_data)))??

if?(!irq_check_poll(desc))??

goto?out;??

......??

if?(unlikely(!desc->action?||?irqd_irq_disabled(&desc->irq_data)))?{??

desc->istate?|=?IRQS_PENDING;??

mask_irq(desc);??

goto?out;??

}??

if?(desc->istate?&?IRQS_ONESHOT)??

mask_irq(desc);??

preflow_handler(desc);??

handle_irq_event(desc);??

out_eoi:??

desc->irq_data.chip->irq_eoi(&desc->irq_data);??

out_unlock:??

raw_spin_unlock(&desc->lock);??

return;??

......??

}??

此外，內核還提供了另外一個eoi版的函數：handle_edge_eoi_irq，它的處理類似于handle_edge_irq，只是無需實現mask和unmask的邏輯。

6. ?handle_percpu_irq

該函數用于smp系統，當某個irq只在一個cpu上處理時，我們可以無需用自旋鎖對數據進行保護，也無需處理cpu之間的中斷嵌套重入，所以函數很簡單：

[cpp]?view plain?copy

void??

handle_percpu_irq(unsigned?int?irq,?struct?irq_desc?*desc)??

{??

struct?irq_chip?*chip?=?irq_desc_get_chip(desc);??

kstat_incr_irqs_this_cpu(irq,?desc);??

if?(chip->irq_ack)??

chip->irq_ack(&desc->irq_data);??

handle_irq_event_percpu(desc,?desc->action);??

if?(chip->irq_eoi)??

chip->irq_eoi(&desc->irq_data);??

}??

7. ?handle_nested_irq

該函數用于實現其中一種中斷共享機制，當多個中斷共享某一根中斷線時，我們可以把這個中斷線作為父中斷，共享該中斷的各個設備作為子中斷，在父中斷的中斷線程中決定和分發響應哪個設備的請求，在得出真正發出請求的子設備后，調用handle_nested_irq來響應中斷。所以，該函數是在進程上下文執行的，我們也無需掃描和執行irq_desc結構中的action鏈表。父中斷在初始化時必須通過irq_set_nested_thread函數明確告知中斷子系統：這些子中斷屬于線程嵌套中斷類型，這樣驅動程序在申請這些子中斷時，內核不會為它們建立自己的中斷線程，所有的子中斷共享父中斷的中斷線程。

[cpp]?view plain?copy

void?handle_nested_irq(unsigned?int?irq)??

{??

......??

might_sleep();??

raw_spin_lock_irq(&desc->lock);??

......??

action?=?desc->action;??

if?(unlikely(!action?||?irqd_irq_disabled(&desc->irq_data)))??

goto?out_unlock;??

irqd_set(&desc->irq_data,?IRQD_IRQ_INPROGRESS);??

raw_spin_unlock_irq(&desc->lock);??

action_ret?=?action->thread_fn(action->irq,?action->dev_id);??

raw_spin_lock_irq(&desc->lock);??

irqd_clear(&desc->irq_data,?IRQD_IRQ_INPROGRESS);??

out_unlock:??

raw_spin_unlock_irq(&desc->lock);??

} ?

?