内核中断,异常,抢占总结篇.doc

内核中断，异常，抢占总结篇一、基本概念中断分为同步中断和异步中断。同步中断是由CPU控制单元产生的，“同步”是指只有在一条指令执行完毕后，CPU才会发出中断，而不是发生在代码指令执行期间，比如系统调用。而异步中断是由其他硬件设备依照CPU时钟信号产生的，即意味着中断能够在指令之间发生，例如键盘中断。按照Intel的微处理器手册，同步中断和异步中断也分别称为异常（或者软件中断）和中断。中断大家都比较熟悉，是由硬件设备产生的。异常的产生源有两种：一种是由程序的错误产生的，内核通过发送一个Unix程序员都熟悉的信号来处理异常；第二种时内核必须处理的异常条件产生的，此时内核执行恢复异常需要的所有步骤，例如缺页，或对内核服务的一个请求（系统调用，通过一条int指令）。有一个知识点值得了解：内核态能够触发的唯一异常就是缺页异常，其他的都是用户态触发的。二、硬中断、软中断、异常之间的抢占关系硬中断可以被另一个优先级比自己高的硬中断“中断”，不能被同级（同一种硬中断）或低级的硬中断“中断”，更不能被软中断“中断”。软中断可以被硬中断“中断”，但是不会被另一个软中断“中断”。在一个CPU上，软中断总是串行执行。所以在单处理器上，对软中断的数据结构进行访问不需要加任何同步原语。（关于这一点，我对深入理解linux内核第三版P223页中保护可延迟函数所访问的数据结构有疑问，书上说保护可延迟函数（软中断）所访问的数据结构应采取的措施：对于单处理器的情况，在单处理器上不存在竞争条件，这是因为可延迟函数（软中断）的执行总是在一个CPU上串行执行-也就是说，一个可延迟函数不会被另一个可延迟函数中断。因此，根本不需要同步原语。我认为：一个软中断虽然不会被另一个软中断“中断”，但是可能被硬中断“中断”，而硬中断最后还是要执行到软中断，因此还是会形成对资源的临界区访问。我觉得在保护软中断时，应该关闭本地软中断，比如用local_bh_disable）还没写完这篇博客，就知道我在这个问题上错了。附上在Linux 内核开发中文邮件列表上某位仁兄提供的解答。开始处理软中断的情况主要是1、中断退出执行的irq_exit2、内核线程ksoftirqd3、local_bh_enable而asmlinkage void do_softirq(void) unsigned long flags; struct thread_info *curctx; union irq_ctx *irqctx; u32 *isp; if (in_interrupt() return;.可以看到，in_interrupt 判断，当前若是从硬件中断退出后执行的irq_exit进入的do_softirq，则立即返回，可以避免你说的情况本文最后还将附上一篇软中断源码的分析，很详细地说明了这个问题。硬中断和软中断都可以抢占（或者称为中断）异常（最典型的是系统调用），但是异常不能抢占硬中断和软中断。硬中断和软中断（只要是中断上下文）执行的时候都不允许内核抢占，换句话说，中断上下文中永远不允许进程切换。（个人理解，由于中断处理程序都需要较快地完成，而且中断处理程序可以嵌套，因此中断处理程序必须不能阻塞，否则性能就非常不能保证了。）三、用户抢占和内核抢占抢占分两种情况：用户抢占和内核抢占，其中内核抢占在Linux2.5.4版本发布时被并入内核的，通SMP一样作为内核的一项标准可选配置。1、用户抢占：内核即将返回用户空间的时候，如果need resched标志被设置，会导致schedule()被调用，此时就会发生用户抢占。在内核返回用户空间的时候，它知道自己是安全的。所以，内核无论是在从中断处理程序还是在系统调用后返回，都会检查need resched标志。如果它被设置了，那么，内核会选择一个其他(更合适的)进程投入运行。在内核抢占还没有出现的时候，内核所有的抢占情况都是用户抢占。2、内核抢占：内核抢占是指，一个在内核态运行的进程，可能在执行内核函数期间被另一个进程取代。不是在内核的任何一个地方都可以发生内核抢占的。内核不能被抢占的情况如下：1）内核正进行中断处理。在Linux内核中进程不能抢占中断(中断只能被其他中断中止、抢占，进程不能中止、抢占中断)，在中断例程中不允许进行进程调度。进程调度函数schedule()会对此作出判断，如果是在中断中调用，会打印出错信息。2）内核正在进行中断上下文的Bottom Half(中断的底半部)处理。硬件中断返回前会执行软中断，此时仍然处于中断上下文中。3）内核的代码段正持有spinlock自旋锁、writelock/readlock读写锁等锁，处干这些锁的保护状态中。内核中的这些锁是为了在SMP系统中短时间内保证不同CPU上运行的进程并发执行的正确性。当持有这些锁时，内核不应该被抢占。4）内核正在执行调度程序Scheduler。抢占的原因就是为了进行新的调度，没有理由将调度程序抢占掉再运行调度程序。5）内核正在对每个CPU“私有”的数据结构操作(Per-CPU date structures)。在SMP中，对于per-CPU数据结构未用spinlocks保护，因为这些数据结构隐含地被保护了(不同的CPU有不一样的per-CPU数据，其他CPU上运行的进程不会用到另一个CPU的per-CPU数据)。但是如果允许抢占，但一个进程被抢占后重新调度，有可能调度到其他的CPU上去，这时定义的Per-CPU变量就会有问题，这时应禁抢占。除了上述情况，在内核的任何地方都可能发生内核抢占，内核抢占发生的时机一般在：1）当从中断处理程序正在执行，且返回内核空间之前。2）当内核代码再一次具有可抢占性的时候，如解锁（spin_unlock_bh）及使能软中断(local_bh_enable)等。3）如果内核中的任务显式的调用schedule()。4）如果内核中的任务阻塞(这同样也会导致调用schedule()。内核抢占主要是为实时系统来设计的，但也不是在所有情况下都是最优的，因为抢占也需要调度和同步开销，在某些情况下甚至要关闭内核抢占。以下是一篇关于开启和关闭内核抢占性能测试的文章。/developerworks/cn/linux/l-nptl/index.html四、怎么对内核临界区进行保护在进程内核数据结构的互斥同步访问时，我们最常用的办法是：信号量（睡眠等待），自旋锁（自旋等待），中断禁止和软中断禁止。往往需要几种方法配合使用才能达到我们想要的结果。1、保护异常（最典型的是系统调用）所访问的数据结构此时最常选用的是信号量，因为信号量原语允许进程睡眠到资源变为可用，对大部分系统调用而言，这是所期望的行为。信号量的工作方式在单处理器系统和多处理器系统上完全相同。只有在访问每CPU变量的情况下，必须显式地禁用内核抢占，其他情况下内核抢占不会出现问题。2、保护中断所访问的数据结构1）单处理器情况下：假如数据结构只被这一种中断访问，则完全可以不加同步原语，因为中断不能被同一种中断“中断”；假如数据结构被多个中断处理程序访问，则必须通过禁用本地中断来保护临界区。2）多处理器情况下：除了必须禁用本地中断，还必须使用自旋锁来避免来自其他CPU的干扰。可以使用如spin_lock_irq()来完成这两件事情。3、保护可延迟函数（软中断和tasklet）所访问的数据结构1）单处理器情况下：在单处理器系统上不存在竞争条件，因为可延迟函数的执行在一个CPU上是串行的，一个可延迟函数不会被另一个可延迟函数所中断。因此无需同步原语。2）多处理器情况下：需要自旋锁来加以保护。由于软中断和tasklet并发程度不同，加锁情况也不同。同一软中断可以在不同CPU上运行，因此无论一个或多个软中断，都必须用如spin_lock加以保护。同一tasklet不能在不同CPU上运行，因此无需加锁；不同tasklet可以在不同CPU上运行，因此也需要如spin_lock的锁加以保护。4、保护由异常和中断访问的数据结构单处理器情况下：1）对中断而言：中断不能被异常“中断”，无需考虑异常的干扰。第1条一样，如果此数据结构只被一种中断访问，则可不加同步原语；否则要禁用本地中断。2）对异常而言：异常的优先级低，如需访问共享数据结构，必须先禁用本地中断。多处理器情况下：1）对中断而言：除了单处理器考虑的情况外，还必须用自旋锁排除其他CPU的干扰。2）对异常而言：除了单处理器考虑的情况外，还必须用自旋锁排除其他CPU的干扰。5、保护由异常和可延迟函数访问的数据结构单处理器情况下：1）对可延迟函数而言：可延迟函数不能被异常“中断”，无需考虑异常的干扰。在每个CPU上可延迟函数串行执行，不存在竞争条件，因此不用同步原语。2）对异常而言：异常的优先级低，如需访问共享数据结构，必须先禁用本地软中断。多处理器情况下：1）对中断而言：除了单处理器考虑的情况外，还必须用自旋锁排除其他CPU的干扰。2）对异常而言：除了单处理器考虑的情况外，还必须用自旋锁排除其他CPU的干扰。6、保护由中断和可延迟函数访问的数据机构 单处理器情况下：1）对中断而言：中断不能被可延迟函数“中断”，无需考虑可延迟函数的干扰。第1条一样，如果此数据结构只被一种中断访问，则可不加同步原语；否则要禁用本地中断。2）对可延迟函数而言：可延迟函数的优先级低，如需访问共享数据结构，必须先禁用本地中断。多处理器情况下：1）对中断而言：除了单处理器上考虑的外，还必须用自旋锁排除其他CPU的干扰。2）对可延迟函数而言：除了单处理器上考虑的外，还必须用自旋锁排除其他CPU的干扰。7、保护由异常、中断和可延迟函数访问的数据结构单处理器情况下：1）对中断而言：优先级最高，无需考虑其他两种的影响。第1条一样，如果此数据结构只被一种中断访问，则可不加同步原语；否则要禁用本地中断。2）对可延迟函数而言：可延迟函数的优先级低，如需访问共享数据结构，必须先禁用本地中断。3）对异常而言：可延迟函数的优先级低，如需访问共享数据结构，必须先禁用本地中断。禁用了本地中断，也就相当于禁用了本地软中断。多处理器情况下：1）对中断而言：除了单处理器上考虑的外，还必须用自旋锁排除其他CPU的干扰。2）对可延迟函数而言：除了单处理器上考虑的外，还必须用自旋锁排除其他CPU的干扰。3）对异常而言：除了单处理器上考虑的外，还必须用自旋锁排除其他CPU的干扰。 五、软中断源码分析之所以说软中断的执行时是串行的，是因为在软中断执行时，对于从硬中断进来的即将要执行的新的软中断会采取屏蔽措施，不让他们立即运行，而是保存起来，延迟一会，等自身的软中断执行完毕后，再执行那些保存起来的软中断，从而达到串行的目的。cpp view plaincopyprint?1. / 2. /do_IRQ函数执行完硬件ISR后退出时调用此函数。 3. / 4. voidirq_exit(void)5. 6. account_system_vtime(current);7. trace_hardirq_exit();8. sub_preempt_count(IRQ_EXIT_OFFSET);9. / 10. /判断当前是否有硬件中断嵌套，并且是否有软中断在 11. /pending状态，注意：这里只有两个条件同时满足 12. /时，才有可能调用do_softirq()进入软中断。也就是 13. /说确认当前所有硬件中断处理完成，且有硬件中断安装了 14. /软中断处理时理时才会进入。 15. / 16. if(!in_interrupt()&local_softirq_pending()17. / 18. /其实这里就是调用do_softirq()执行 19. / 20. invoke_softirq();21. preempt_enable_no_resched();22. 23. #ifndef_ARCH_HAS_DO_SOFTIRQ 24. asmlinkagevoiddo_softirq(void)25. 26. _u32pending;27. unsignedlongflags;28. / 29. /这个函数判断，如果当前有硬件中断嵌套，或 30. /有软中断正在执行时候，则马上返回。在这个 31. /入口判断主要是为了和ksoftirqd互斥。 32. / 33. if(in_interrupt()34. return;35. / 36. /关中断执行以下代码 37. / 38. local_irq_save(flags);39. / 40. /判断是否有pending的软中断需要处理。 41. / 42. pending=local_softirq_pending();43. / 44. /如果有则调用_do_softirq()进行实际处理 45. / 46. if(pending)47. _do_softirq();48. / 49. /开中断继续执行 50. / 51. local_irq_restore(flags);52. 53. / 54. /最大软中断调用次数为10次。 55. / 56. #defineMAX_SOFTIRQ_RESTART10 57. asmlinkagevoid_do_softirq(void)58. 59. / 60. /软件中断处理结构，此结构中包括了ISR中 61. /注册的回调函数。 62. / 63. structsoftirq_action*h;64. _u32pending;65. intmax_restart=MAX_SOFTIRQ_RESTART;66. intcpu;67. / 68. /得到当前所有pending的软中断。 69. / 70. pending=local_softirq_pending();71. account_system_vtime(current);72. / 73. /执行到这里要屏蔽其他软中断，这里也就证实了 74. /每个CPU上同时运行的软中断只能有一个。 75. / 76. _local_bh_disable(unsignedlong)_builtin_return_address(0);77. trace_softirq_enter();78. / 79. /针对SMP得到当前正在处理的CPU 80. / 81. cpu=smp_processor_id();82. / 83. /循环标志 84. / 85. restart:86. / 87. /每次循环在允许硬件ISR强占前，首先重置软中断 88. /的标志位。 89. / 90. /*Resetthependingbitmaskbeforeenablingirqs*/91. set_softirq_pending(0);92. / 93. /到这里才开中断运行，注意：以前运行状态一直是关中断 94. /运行，这时当前处理软中断才可能被硬件中断抢占。也就 95. /是说在进入软中断时不是一开始就会被硬件中断抢占。只有 96. /在这里以后的代码才可能被硬件中断抢占。 97. / 98. local_irq_enable();99. / 100. /这里要注意，以下代码运行时能被硬件中断抢占，但 101. /这个硬件ISR执行完成后，他的所注册的软中断无法马上运行， 102. /别忘了，目前虽是开硬件中断执行，但前面的_local_bh_disable() 103. /函数屏蔽了软中断。所以这种环境下只能被硬件中断抢占，但这 104. /个硬中断注册的软中断回调函数无法运行。要问为什么，那是因为 105. /_local_bh_disable()函数设置了一个标志当作互斥量，而这个 106. /标志正是上面的irq_exit()和do_softirq()函数中的 107. /in_interrupt()函数判断的条件之一，也就是说in_interrupt() 108. /函数不仅检测硬中断而且还判断了软中断。所以在这个环境下触发 109. /硬中断时注册的软中断，根本无法重新进入到这个函数中来，只能 110. /是做一个标志，等待下面的重复循环（最大MAX_SOFTIRQ_RESTART） 111. /才可能处理到这个时候触发的硬件中断所注册的软中断。 112. / 113. / 114. /得到软中断向量表。 115. / 116. h=softirq_vec;117. / 118. /循环处理所有softirq软中断注册函数。 119. / 120. do121. / 122. /如果对应的软中断设置pending标志则表明 123. /需要进一步处理他所注册的函数。 124. / 125. if(pending&1)126. / 127. /在这里执行了这个软中断所注册的回调函数。 128. / 129. h-action(h);130. rcu_bh_qsctr_inc(cpu);131. 132. / 133. /继续找，直到把软中断向量表中所有pending的软 134. /中断处理完成。 135. / 136. h+;137. / 138. /从代码里能看出按位操作，表明一次循环只 139. /处理32个软中断的回调函数。 140. / 141. pending=1;142. while(pending);143. / 144. /关中断执行以下代码。注意：这里又关中断了，下面的 145. /代码执行过程中硬件中断无法抢占。 146. / 147. local_irq_disable();148. / 149. /前面提到过，在刚才开硬件中断执行环境时只能被硬件中断 150. /抢占，在这个时候是无法处理软中断的，因为刚才开中 151. /断执行过程中可能多次被硬件中断抢占，每抢占一次就有可 152. /能注册一个软中断，所以要再重新取一次所有的软中断。 153. /以便下面的代码进行处理后跳回到restart处重复执行。 154. / 155. pending=local_softirq_pending();156. / 157. /如果在上面的开中断执行环境中触发了硬件中断，且每个都 158. /注册了一个软中断的话，这个软中断会设置pending位， 159. /但在当前一直屏蔽软中断的环境下无法得到执行，前面提 160. /到过，因为irq_exit()和do_softirq()根本无法进入到 161. /这个处理过程中来。这个在上面周详的记录过了。那么在 162. /这里又有了一个执行的机会。注意：虽然当前环境一直是 163. /处于屏蔽软中断执行的环境中，但在这里又给出了一个执行 164. /刚才在开中断环境过程中触发硬件中断时所注册的软中断的 165. /机会，其实只要理解了软中断机制就会知道，无非是在一些特 166. /定环境下调用ISR注册到软中断向量表里的函数而已。 167. / 168. / 169. /如果刚才触发的硬件中断注册了软中断，并且重复执行次数 170. /没有到10次的话，那么则跳转到restart标志处重复以上 171. /所介绍的所有步骤：设置软中断标志位，重新开中断执行. 172. /注意：这里是要两个条件都满足的情况下才可能重复以上步骤。 173. / 174. if(pending&-max_restart)175. gotorestart;176. / 177. /如果以上步骤重复了10次后更有pending的软中断的话， 178. /那么系统在一定时间内可能达到了一个峰值，为了平衡这点。 179. /系统专门建立了一个ksoftirqd线程来处理，这样避免在一 180. /定时间内负荷太大。这个ksoftirqd线程本身是个大循环， 181. /在某些条件下为了不负载过重，他是能被其他进程抢占的， 182. /但注意，他是显示的调用了preempt_xxx()和schedule() 183. /才会被抢占和转换的。这么做的原因是因为在他一旦调用 184. /local_softirq_pending()函数检测到有pending的软中断 185. /需要处理的时候，则会显示的调用do_softirq()来处理软中 186. /断。也就是说，下面代码唤醒的ksoftirqd线程有可能会回 187. /到这个函数当中来，尤其是在系统需要响应非常多软中断的情况 188. /下，他的调用入口是do_softirq()，这也就是为什么在do_softirq() 189. /的入口处也会用in_interrupt()函数来判断是否有软中断 190. /正在处理的原因了，目的还是为了防止重入。ksoftirqd实现 191. /看下面对ksoftirqd()函数的分析。 192. / 193. if(pending)194. / 195. /此函数实际是调用wake_up_process()来唤醒ksoftirqd 196. / 197. wakeup_softirqd();198. trace_softirq_exit();199. account_system_vtime(current);200. / 201. /到最后才开软中断执行环境，允许软中断执行。注意：这里 202. /使用的不是local_bh_enable()，不会再次触发do_softirq() 203. /的调用。 204. / 205. _local_bh_enable();206. 207. staticintksoftirqd(void*_bind_cpu)208. 209. / 210. /显示调用此函数设置当前进程的静态优先级。当然， 211. /这个优先级会随调度器策略而变化。 212. / 213. set_user_nice(current,19);214. / 215. /设置当前进程不允许被挂启 216. / 217. current-flags|=PF_NOFREEZE;218. / 219. /设置当前进程状态为可中断的状态，这种睡眠状 220. /态可响应信号处理等。 221. / 222. set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);223. / 224. /下面是个大循环，循环判断当前进程是否会停止， 225. /不会则继续判断当前是否有pending的软中断需 226. /要处理。 227. / 228. while(!kthread_should_stop()229. / 230. /如果能进行处理，那么在此处理期间内禁止 231. /当前进程被抢占。 232. / 233. preempt_disable();234. / 235. /首先判断系统当前没有需要处理的pending状态的 236. /软中断 237. / 238. if(!local_softirq_pending()239. / 240. /没有的话在主动放弃CPU前先要允许抢占，因为 241. /一直是在不允许抢占状态下执行的代码。 242. / 243. preempt_enable_no_resched();244. / 245. /显示调用此函数主动放弃CPU将当前进程放入睡眠队列， 246. /并转换新的进程执行（调度器相关不记录在此） 247. / 248. schedule();249. / 250. /注意：如果当前显示调用schedule()函数主动转换的进 251. /程再次被调度执行的话，那么将从调用这个函数的下一条 252. /语句开始执行。也就是说，在这里当前进程再次被执行的 253. /话，将会执行下面的preempt_disable()函数。 254. / 255. / 256. /当进程再度被调度时，在以下处理期间内禁止当前进程 257. /被抢占。 258. / 259. preempt_disable();260. 261. / 262. /设置当前进程为运行状态。注意：已设置了当前进程不可抢占 263. /在进入循环后，以上两个分支不论走哪个都会执行到这里。一是 264. /进入循环时就有pending的软中断需要执行时。二是进入循环时 265. /没有pending的软中断，当前进程再次被调度获得CPU时继续 266. /执行时。 267. / 268. _set_current_state(TASK_RUNNING);269. / 270. /循环判断是否有pending的软中断，如果有则调用do_softirq() 271. /来做具体处理。注意：这里又是个do_softirq()的入口点， 272. /那么在_do_softirq()当中循环处理10次软中断的回调函数 273. /后，如果更有pending的话，会又调用到这里。那么在这里则 274. /又会有可能去调用_do_softirq()来处理软中断回调函数。在前 275. /面介绍_do_softirq()时已提到过，处理10次还处理不完的 276. /话说明系统正处于繁忙状态。根据以上分析，我们能试想如果在 277. /系统非常繁忙时，这个进程将会和do_softirq()相互交替执行， 278. /这时此进程占用CPU应该会非常高，虽然下面的cond_resched() 279. /函数做了一些处理，他在处理完一轮软中断后当前处理进程可能会 280. /因被调度而减少CPU负荷，不过在非常繁忙时这个进程仍然有可 281. /能大量占用CPU。 282. / 283. while(local_softirq_pending()284. /*Preemptdisablestopscpugoingoffline.285. Ifalreadyoffline,wellbeonwrongCPU:286. dontprocess*/287. if(cpu_is_offline(long)_bind_cpu)288. / 289. /如果当前被关联的CPU无法继续处理则跳转 290. /到wait_to_die标记出，等待结束并退出。 291. / 292. gotowait_to_die;293. / 294. /执行do_softirq()来处理具体的软中断回调函数。注 295. /意：如果此时有一个正在处理的软中断的话，则会马上 296. /返回，还记得前面介绍的in_interrupt()函数么。 297. / 298. do_softirq();299. / 300. /允许当前