Linux内核的中断机制
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Linux内核的中断机制
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§5．1?I386的中斷與異常?
中斷通常被分為“同步中斷”和異步中斷兩大類。同步中斷是指當指令執行時由CPU控制單元產生的中斷，之所以稱為“同步中斷”是因為只有在一條指令中止執行后CPU才會發出這類中斷信號。而異步中斷則是指由其他硬件設備依照CPU時鐘隨機產生的中斷信號。?
在Intel?80x86?CPU手冊中，同步中斷和異步中斷也被分別稱為“異常（Exception）”和“中斷（Interrupt）”。Intel又詳細地把中斷和異常細分為以下幾類：?
（1）中斷?
1.?可屏蔽中斷（Maskable?Interrupt）：這類中斷被送到CPU的INTR引腳，通過清除eflag寄存器的IF標志可以關閉中斷。?
2.?不可屏蔽中斷（Nonmaskable?Interrupt）：被送到CPU的NMI引腳，通常只有幾個危急的事件，如：硬件故障等，才產生不可屏蔽中斷信號。寄存器eflag中的IF標志對這類中斷不起作用。?
（2）異常?
1.?處理器探測異常（Processor－detected?exception）：當CPU執行一條指令時所探測到的一個反常條件所產生的異常。依據CPU控制單元產生異常時保存在內核態堆棧eip寄存器的值，這類異常又可以細分為三種：?
n?故障（Fault）：保存在eip中的值是引起故障的指令地址，因此但異常處理程序結束后，會重新執行那條指令?！叭表摴收稀笔沁@類異常的一個常見例子。?
n?陷阱（Trap）：保存在eip中的值是一個指令地址，但該指令在引起陷阱的指令地址之后。只有當沒有必要重新執行已執行過的指令時，才會觸發trap，其主要用途是調試程序。?
n?異常中止（Abort）：當發生了一個嚴重的錯誤，致使CPU控制單元除了麻煩而不能在eip寄存器中保存有意義的值。異常中止通常是由硬件故障或系統表中無效的值引起的。由CPU控制單元發生的這個中斷是一種緊急信號，用來把CPU的執行路徑切換到異常中止的處理程序，而相應的ISR通常除了迫使受到影響的進程中止外，別無選擇。?
2.?編程異常（Programmed?Exception）：通常也稱為“軟中斷（software?interrupt）”，是由編程者發出中斷請求指令時發生的中斷，如：int指令和int3指令。當into（檢查溢出）和bound（檢查地址越界）指令檢查的條件不為真時，也引起編程異常。CPU控制單元把編程異常當作Trap來處理，這類異常有兩個典型的用途：一、執行系統調用；二、給調試程序通報一個特定條件。?
5．1．1?中斷向量?
每個中斷和異常都可以用一個0－255之間的無符號整數來標識，Intel稱之為“中斷向量（Interrupt?Vector）”。通常，不可屏蔽中斷和異常的中斷向量是固定的，而可屏蔽中斷的中斷向量則可以對中斷控制器進行編程來改變。I386?CPU的256個中斷向量是這樣分配的：?
1.?從0－31這一共32個向量用于異常和不可屏蔽中斷。?
2.?從32－47這一共16個向量用于可屏蔽中斷，分別對應于主、從8259A中斷控制器的IRQ輸入線。?
3.?剩余的48－255用于標識軟中斷。?
Linux全部使用了0－47之間的向量。但對于48－255之間的軟中斷向量，Linux只使用了其中的一個，即用于實現系統調用的中斷向量128（0x80）。當用戶態下的進程執行一條int?0x80匯編指令時，CPU切換到內核態，以服務于系統調用。?
Linux在頭文件include/asm-i386/hw_irq.h中定義了宏FIRST_EXTERNAL_VECTOR來表示第一個外設中斷（即8259A的IRQ0）所對應的中斷向量，此外還定義了SYSCALL_VECTOR來表示用于系統調用的中斷向量。如下所示：?
/*?
*?IDT?vectors?usable?for?external?interrupt?sources?start?
*?at?0x20:?
*/?
#define?FIRST_EXTERNAL_VECTOR?0x20?
#define?SYSCALL_VECTOR?0x80?
5．1．2?I386的IDT?
i386?CPU的IDT表一共有256項，分別對應每一個中斷向量。每一個表項就是一個中斷描述符，用以描述相對應的中斷向量，中斷向量就是該描述符在IDT中的索引，每一個中斷描述符的大小都是8個字節。根據INTEL的術語，中斷描述符也稱為“門（Gate）”。?
中斷描述符有下列4種類型：?
（1）任務們（Task?Gate）：包含了一個進程的TSS段選擇符。每當中斷信號發生時，它被用來取代當前進程的那個TSS段選擇符。Linux并沒有使用任務們。任務們的格式如下：?
（2）中斷門（Interrupt?Gate）：中斷門中包含了一個段選擇符和一個中斷處理程序的段內偏移。注意，當I386?CPU穿越一個中斷門進入相應的中斷處理程序時，它會清除eflag寄存器中的IF標志，從而屏蔽接下來可能發生的可屏蔽中斷。?
（3）陷阱門（Trap?Gate）：與中斷門類似，不同之處在于CPU通過陷阱門轉入中斷處理程序時不會清除IF標志。?
（4）調用門（Call?Gate）：Linux并沒有使用調用門。?
這三種門的格式如圖5－2所示。?
5．1．3?中斷控制器8259A?
我們都知道，PC機中都使用兩個級聯的8359A?PIC（Programmable?Interrupt?Controller，可編程中斷控制器，簡稱PIC）來管理來自系統外設的中斷信號。每個8259A?PIC提供8根IRQ（Interrupt?ReQuest，中斷請求，簡稱IRQ）輸入線。在級聯方式中，Master?8259A?PIC（第一個PIC）的中斷信號輸入線IR2用于級聯Slave?8259A?PIC(第二個PIC)的INT引腳，因此兩個8259A一共可以提供15根可用的IRQ輸入線。如下圖所示：?
圖5－3?主、從8259A中斷控制器的級聯?
5．1．3．1?8259A?PIC的基本原理?
8259A?PIC芯片的基本邏輯塊圖如下所示：?
“中斷屏蔽寄存器”（Interrupt?Mask?Register，簡稱IMR）用于屏蔽8259A的中斷信號輸入，每一位對應一個輸入。當IMR中的bit(0≤i≤7)位被置1時，相對應的中斷信號輸入線IRi上的中斷信號將被8259A所屏蔽，也即IRi被禁止。?
當外設產生中斷信號時（由低到高的跳變信號，80x86系統中的8259A是邊緣觸發的，Edge?Triggered），中斷信號被輸入到“中斷請求寄存器”（Interrupt?Request?Register，簡稱IRR），并同時看看IMR中的相應位是否已被設置。如果沒有被設置，則IRR中的相應位被設置為1，表示外設產生一個中斷請求，等待CPU服務。?
然后，8259A的優先級仲裁部分從IRR中選出一個優先級最高中斷請求。優先級仲裁之后，8259A就通過其INT引腳向CPU發出中斷信號，以通知CPU有外設請求中斷服務。CPU在其當前指令執行完后就通過他的INTA引腳給8259A發出中斷應答信號，以告訴8259A，CPU已經檢測到有中斷信號產生。?
8259A在收到CPU的INTA信號后，將優先級最高的那個中斷請求在ISR寄存器（In－Service?Register，簡稱ISR）中對應的bit置1，表示該中斷請求已得到CPU的服務，同時IRR寄存器中的相應位被清零重置。?
然后，CPU再向8259A發出一個INTA脈沖信號，8259A在收到CPU的第二個INTA信號后，將中斷請求對應的中斷向量放到數據總線上，以供CPU讀取。CPU讀到中斷向量后，就可以裝入執行相應的中斷處理程序。?
如果8259A工作在AEOI（Auto?End?Of?Interrupt，簡稱AEOI）模式下，則當他收到CPU的第二個INTA信號時，它就自動重置ISR寄存器中的相應位。否則，ISR寄存器中的相應位就一直保持為1，直到8259A顯示地收到來自于CPU的EOI命令。?
5．1．3．2?8259A的I/O端口?
Master?8259A的IO端口地址位0x20和0x21，Slave?8259A的IO端口地址為0xA0和0xA1。對這些IO端口進行讀寫操作時的功能如下表所示：?
I/O?Port?Addrss?Read/Write?Function?
Port?A(0x20/0xA0)?W?Initialization?Command?Word1(ICW1)?
W?Operation?Command?Word2(OCW2)?
W?Operation?Command?Word3(OCW3)?
R?Interrupt?Request?Register(IRR)?
R?In-Service?Register(ISR)?
Port?B(0x21/0xA1)?W?Initialization?Command?Word2(ICW2)?
W?Initialization?Command?Word3(ICW3)?
W?Initialization?Command?Word4(ICW4)?
W?Operation?Command?Word1(OCW1)?
R?Interrupt?Mask?Register(IMR)?
表5－1?8259A的I/O端口地址列表?
5．1．3．3?初始化8259A?
8259A?PIC的初始化是通過向其寫一系列“初始化命令字”（Initialization?Command?Word，簡稱ICW）來實現的。其中，ICW1必須寫到Port?A（0x20/0xA0）中，而ICW2、ICW3和ICW4則必須寫到Port?B（0x21/0xA1）中。此外，主、從8259A必須分別進行初始化。?
ICW1的格式如下圖5－5所示：?
ICW2的格式如下圖5－6所示：?
在MCS－80/85模式下，A15－A8指定中斷向量地址；而在80x86模式下，T7－T3用于指定中斷向量地址，而bit[2:0]則可被設置為0。?
ICW3（Master?Device）的格式如下：?
Si（0≤i≤7）為1則表示相應的IRi上級聯了一個Slave?8259A?PIC。?
ICW3（Slave?Device）的格式如下：?
Bit[7:3]總為0，而ID2、ID1、ID0（即bit[2:0]）用于標識Slave?8259A連接在Master?8259A的哪一根IRQ線上。例如：010就表示Slave?8259A是連接在Master?8259A的IR2上。?
ICW4的格式如下：?
5．1．3．4?控制8259A?
可以向Port?A或Port?B寫入“控制命令字”（Control?Command?Word，簡稱OCW）來控制8259A?PIC。有三種類型的OCW，其中OCW1只能被寫入到Port?B中，OCW2和OCW3只能被寫到Port?A中。?
OCW1（Interrupt?Mask?Register）的格式如下：?
M7…M0就是IRQ7…IRQ0各自對應的屏蔽位。IMR寄存器可以通過向Port?B寫入OCW1來設置，它的當前值也可以通過讀取Port?B來得到。?
OCW2的格式如下：?
OCW3的格式如下：?
§5．2?Linux對IDT的初始化?
5．2．1?定義IDT的數據結構?
Linux在include/asm-i386／Desc.h頭文件中定義了數據結構desc_struct，用來描述i386?CPU中的各種描述符（均為8字節），如下：?
struct?desc_struct?{?
unsigned?long?a,b;?
};?
基于上述結構，Linux在arch/i386/kernel/traps.c文件中定義了數組idt_table［256］，來表示中斷描述符表IDT，其定義如下：?
/*?
*?The?IDT?has?to?be?page-aligned?to?simplify?the?Pentium?
*?F0?0F?bug?workaround..?We?have?a?special?link?segment?
*?for?this.?
*/?
struct?desc_struct?idt_table[256]?__attribute__((__section__(".data.idt")))?=?{?{0,?0},?};?
5．2．2?對門的操作函數?
Linux在arch/i386/kernel/traps.c文件中定義了宏_set_gate()，用來設置一個描述符（即門）的具體值。由于Linux內核代碼均在段選擇子__KERNEL_CS所指向的內核段中，因此門中的Segment?Selector字段總是等于__KERNEL_CS。宏_set_gate()有四個參數：（1）gate_addr：描述符desc_struct結構類型的指針，指定待操作的描述符，通常指向數組idt_table中的某個項。（2）type：描述符類型，對應于門格式中的Type字段。（3）dpl：該描述符的權限級別；（4）addr：中斷處理程序入口地址的段內偏移量，由于內核段的起始地址總是為0，因此中斷處理程序在內核段中的段內偏移量也就是中斷處理程序的入口地址（即核心虛地址）。?
宏_set_gate（）的源碼如下：?
#define?_set_gate(gate_addr,type,dpl,addr)?\?
do?{?\?
int?__d0,?__d1;?\?
__asm__?__volatile__?("movw?%%dx,%%ax\n\t"?\?
"movw?%4,%%dx\n\t"?\?
"movl?%%eax,%0\n\t"?\?
"movl?%%edx,%1"?\?
:"=m"?(*((long?*)?(gate_addr))),?\?
"=m"?(*(1+(long?*)?(gate_addr))),?"=&a"?(__d0),?"=&d"?(__d1)?\?
:"i"?((short)?(0x8000+(dpl<<13)+(type<<8))),?\?
"3"?((char?*)?(addr)),"2"?(__KERNEL_CS?<<?16));?\?
}?while?(0)?
由于不同的門其Type字段和DPL字段是固定的，因此Linux又在宏_set_gate（）的基礎上為不同類型的門分別封裝了專用的操作宏，它們同樣也在traps.c文件中：?
（1）中斷門的操作宏set_intr_gate()，其源碼如下：?
void?set_intr_gate(unsigned?int?n,?void?*addr)?
{?
_set_gate(idt_table+n,14,0,addr);?／＊?Type=1110（14），dpl=0（ring?0）＊／?
}?
其中，參數n是中斷向量（被用作IDT表的索引）。參數addr是中斷處理程序的入口地址。?
（2）陷阱門的操作宏set_trap_gate()。其源碼如下：?
static?void?__init?set_trap_gate(unsigned?int?n,?void?*addr)?
{?
_set_gate(idt_table+n,15,0,addr);?／＊?Type=1111（15），dpl=0（ring?0）＊／?
}?
（3）系統門的操作宏set_system_gate()。Linux擴展了INTEL的術語，它將可編程異常所對應的中斷描述符稱為“系統門”。系統門的DPL字段為3（用戶態），因此使得用戶進程可以在用戶態下（I386運行在ring?3級別）通過int指令或其它指令穿越系統門而進入內核態。?
static?void?__init?set_system_gate(unsigned?int?n,?void?*addr)?
{?
_set_gate(idt_table+n,15,3,addr);?／＊?Type=1111（15），dpl=3（ring?3）＊／?
}?
（4）調用門的操作宏set_call_gate()，其源碼如下：?
static?void?__init?set_call_gate(void?*a,?void?*addr)?
{?
_set_gate(a,12,3,addr);?／＊?Type=1100（12），dpl=3（ring?3）＊／?
}?
從上述這四個專用的宏操作實現也可以看出，Linux并沒有使用i386?CPU的調用門和任務門，而是僅僅使用了中斷門和陷阱門（Linux又將它細分為陷阱門和系統門）兩種中斷描述符。?
5．2．3?對IDT表的初始化設置?
Linux內核在初始階段完成了對也是虛存管理機制的初始化后，便調用trap_init()函數和init_IRQ()函數對i386?CPU中斷機制的核心——IDT進行初始化設置。如下：?
asmlinkage?void?__init?start_kernel(void)?
{?
……?
trap_init();?
init_IRQ();?
……?
}?
其中，函數trap_init()用來對除外設中斷（32－47）以外的所有處理器保留的中斷向量進行初始化。而init_IRQ（）函數則用來初始化對應于主、從8259A中斷控制器的可屏蔽外設中斷32－47。?
函數trap_init()定義在arch/i386/kernel/traps.c文件中，其源碼如下：?
void?__init?trap_init(void)?
{?
#ifdef?CONFIG_EISA?
if?(isa_readl(0x0FFFD9)?==?'E'+('I'<<8)+('S'<<16)+('A'<<24))?
EISA_bus?=?1;?
#endif?
set_trap_gate(0,÷_error);?
set_trap_gate(1,&debug);?
set_intr_gate(2,&nmi);?
set_system_gate(3,&int3);?/*?int3-5?can?be?called?from?all?*/?
set_system_gate(4,&overflow);?
set_system_gate(5,&bounds);?
set_trap_gate(6,&invalid_op);?
set_trap_gate(7,&device_not_available);?
set_trap_gate(8,&double_fault);?
set_trap_gate(9,&coprocessor_segment_overrun);?
set_trap_gate(10,&invalid_TSS);?
set_trap_gate(11,&segment_not_present);?
set_trap_gate(12,&stack_segment);?
set_trap_gate(13,&general_protection);?
set_trap_gate(14,&page_fault);?
set_trap_gate(15,&spurious_interrupt_bug);?
set_trap_gate(16,&coprocessor_error);?
set_trap_gate(17,&alignment_check);?
set_trap_gate(18,&machine_check);?
set_trap_gate(19,&simd_coprocessor_error);?
set_system_gate(SYSCALL_VECTOR,&system_call);?
/*?
*?default?LDT?is?a?single-entry?callgate?to?lcall7?for?iBCS?
*?and?a?callgate?to?lcall27?for?Solaris/x86?binaries?
*/?
set_call_gate(&default_ldt[0],lcall7);?
set_call_gate(&default_ldt[4],lcall27);?
/*?
*?Should?be?a?barrier?for?any?external?CPU?state.?
*/?
cpu_init();?
#ifdef?CONFIG_X86_VISWS_APIC?
superio_init();?
lithium_init();?
cobalt_init();?
#endif?
}?
從上述代碼可以看出，trap_init()函數的核心就是做兩件事：（1）設置IDT的前20個表項，這是因為在0－31這32個CPU保留的異常中斷向量中，Intel僅定義了前20個（0－19）中斷向量，而中斷向量20－31這12個中斷向量則保留待以后擴展。（2）設置中斷向量SYSCALL_VECTOR（0x80），以用于系統調用的實現。?
函數init_IRQ()實現在arch/i386/kernel/i8259.c文件中。它負責初始化IDT表中的后224個中斷描述符即中斷向量32－256所對應的中斷描述符（除了用于syscall的中斷向量0x80）。其源碼如下：?
void?__init?init_IRQ(void)?
{?
int?i;?
#ifndef?CONFIG_X86_VISWS_APIC?
init_ISA_irqs();?
#else?
init_VISWS_APIC_irqs();?
#endif?
/*?
*?Cover?the?whole?vector?space,?no?vector?can?escape?
*?us.?(some?of?these?will?be?overridden?and?become?
*?'special'?SMP?interrupts)?
*/?
for?(i?=?0;?i?<?NR_IRQS;?i++)?{?
int?vector?=?FIRST_EXTERNAL_VECTOR?+?i;?
if?(vector?!=?SYSCALL_VECTOR)?
set_intr_gate(vector,?interrupt);?
}?
#ifdef?CONFIG_SMP?
/*?
*?IRQ0?must?be?given?a?fixed?assignment?and?initialized,?
*?because?it's?used?before?the?IO-APIC?is?set?up.?
*/?
set_intr_gate(FIRST_DEVICE_VECTOR,?interrupt[0]);?
/*?
*?The?reschedule?interrupt?is?a?CPU-to-CPU?reschedule-helper?
*?IPI,?driven?by?wakeup.?
*/?
set_intr_gate(RESCHEDULE_VECTOR,?reschedule_interrupt);?
/*?IPI?for?invalidation?*/?
set_intr_gate(INVALIDATE_TLB_VECTOR,?invalidate_interrupt);?
/*?IPI?for?generic?function?call?*/?
set_intr_gate(CALL_FUNCTION_VECTOR,?call_function_interrupt);?
#endif?
#ifdef?CONFIG_X86_LOCAL_APIC?
/*?self?generated?IPI?for?local?APIC?timer?*/?
set_intr_gate(LOCAL_TIMER_VECTOR,?apic_timer_interrupt);?
/*?IPI?vectors?for?APIC?spurious?and?error?interrupts?*/?
set_intr_gate(SPURIOUS_APIC_VECTOR,?spurious_interrupt);?
set_intr_gate(ERROR_APIC_VECTOR,?error_interrupt);?
#endif?
/*?
*?Set?the?clock?to?HZ?Hz,?we?already?have?a?valid?
*?vector?now:?
*/?
outb_p(0x34,0x43);?/*?binary,?mode?2,?LSB/MSB,?ch?0?*/?
outb_p(LATCH?&?0xff?,?0x40);?/*?LSB?*/?
outb(LATCH?>>?8?,?0x40);?/*?MSB?*/?
#ifndef?CONFIG_VISWS?
setup_irq(2,?&irq2);?
#endif?
/*?
*?External?FPU??Set?up?irq13?if?so,?for?
*?original?braindamaged?IBM?FERR?coupling.?
*/?
if?(boot_cpu_data.hard_math?&&?!cpu_has_fpu)?
setup_irq(13,?&irq13);?
}?
該函數主要執行以下幾個步驟：?
1.?在沒有配置80x86?APIC的情況下，調用init_ISA_irqs()函數來初始化中斷向量32－256這后224個中斷向量所對應的IRQ描述符。否則就調用init_VISWS_APIC_irqs()來完成這一點。PC體系結構中通常都沒有配置APIC，因此后面將詳細分析init_ISA_irqs()函數。?
2.?接下來，用一個簡單的for循環來初始化32－256這后224個中斷向量（除了用于syscall之外的0x80中斷向量）在IDT中對應的描述符。位于32－256之間的中斷向量i所對應的中斷處理程序入口地址由數組元素interrupt［i－32］。后面將會詳細介紹這個數組interrupt［224］——一個被內核用來保存中斷處理程序入口地址的數組。?
3.?初始化系統時鐘。?
4.?如果沒有定義CONFIG_VISWS配置選項，則調用setup_irq()函數將8259A中斷控制器的IRQ2設置為用于級聯。?
5.?如果使用了FPU，則將IRQ13分配用于數學協處理器的錯誤報告中斷。所以調用setup_irq()函數將IRQ13設置為用于FPU。?
接下來將討論內核對中斷處理程序的構建，也即數組interrupt［224］的構建。?
§5．3內核對中斷服務程序的構建?
由上一節對init_IRQ()函數的分析我們知道，函數指針數組interrupt［］中定義了中斷向量32－256所對應的中斷服務程序的入口地址。本節我們就來分析一下Linux內核是如何巧妙地為這224個中斷向量構建ISR的。?
函數指針數組interrupt［］定義在arch/i386／kernel/i8259.c文件中：?
#define?IRQ(x,y)?\?
IRQ##x##y##_interrupt?
#define?IRQLIST_16(x)?\?
IRQ(x,0),?IRQ(x,1),?IRQ(x,2),?IRQ(x,3),?\?
IRQ(x,4),?IRQ(x,5),?IRQ(x,6),?IRQ(x,7),?\?
IRQ(x,8),?IRQ(x,9),?IRQ(x,a),?IRQ(x,b),?\?
IRQ(x,c),?IRQ(x,d),?IRQ(x,e),?IRQ(x,f)?
void?(*interrupt[NR_IRQS])(void)?=?{?
IRQLIST_16(0x0),?
#ifdef?CONFIG_X86_IO_APIC?
IRQLIST_16(0x1),?IRQLIST_16(0x2),?IRQLIST_16(0x3),?
IRQLIST_16(0x4),?IRQLIST_16(0x5),?IRQLIST_16(0x6),?IRQLIST_16(0x7),?
IRQLIST_16(0x8),?IRQLIST_16(0x9),?IRQLIST_16(0xa),?IRQLIST_16(0xb),?
IRQLIST_16(0xc),?IRQLIST_16(0xd)?
#endif?
};?
#undef?IRQ?
#undef?IRQLIST_16?
從上述定義可以看出，在沒有定義CONFIG_X86_IO_APIC配置選項的單CPU體系結構中，interrupt［］數組中只有前16個數組元素中包含有有效的指針（也即對應于主、從8259A中斷控制器的中斷請求）。?
先看宏IRQ()的定義。我們知道GCC預編譯符號＃＃的作用就是將字符串連接在一起。因此經過GCC的預編譯處理后，宏IRQ(x,y)實際上就是符號IRQxy_interrupt。?
在來看宏IRQLIST_16（）。它的作用主要是為了避免重復的文字輸入。因此但在interrupt［］數組的初始化中以參數0x0來調用宏IRQLIST_16（）時，我們所得到的就是16個宏定義：IRQ(0x0,0)?、…、IRQ(0x0,f)，將IRQ()宏繼續展開，我們就可知道interrupt［］函數指針數組的前16項的值為：IRQ0x00_interrupt、…、IRQ0x0f_interrupt。而后208個數組元素則或者都是NULL指針（在沒有APIC的情況下），或者分別是IRQ0x10_interrupt…IRQ0xdf_interrupt。?
現在我們已經清楚地了解了interrupt［224］數組的定義以及它的初始值。很自然地我們會想到，函數IRQ0x00_interrupt到IRQ0xdf_interrupt這224個函數又是在哪定義的呢？請看i8259.c文件中另外幾行宏定義與宏引用：?
#define?BI(x,y)?\?
BUILD_IRQ(x##y)?
#define?BUILD_16_IRQS(x)?\?
BI(x,0)?BI(x,1)?BI(x,2)?BI(x,3)?\?
BI(x,4)?BI(x,5)?BI(x,6)?BI(x,7)?\?
BI(x,8)?BI(x,9)?BI(x,a)?BI(x,b)?\?
BI(x,c)?BI(x,d)?BI(x,e)?BI(x,f)?
/*?
*?ISA?PIC?or?low?IO-APIC?triggered?(INTA-cycle?or?APIC)?interrupts:?
*?(these?are?usually?mapped?to?vectors?0x20-0x2f)?
*/?
BUILD_16_IRQS(0x0)?
顯然，以參數0x0來引用BUILD_16_IRQ()宏在經過gcc預處理后，將展開成：BUILD_IRQ(0x00)、BUILD_IRQ(0x01)、…、BUILD_IRQ(0x0f)等共16個宏定義的引用。而宏BUILD_IRQ()則是定義在include/asm-i386/hw_irq.h頭文件中定義的：?
#define?BUILD_IRQ(nr)?\?
asmlinkage?void?IRQ_NAME(nr);?\?
__asm__(?\?
"\n"__ALIGN_STR"\n"?\?
SYMBOL_NAME_STR(IRQ)?#nr?"_interrupt:\n\t"?\?
"pushl?$"#nr"-256\n\t"?\?
"jmp?common_interrupt");?
上述代碼中的IRQ_NAME()宏也是定義在include/asm-i386/hw_irq.h中：?
#define?IRQ_NAME2(nr)?nr##_interrupt(void)?
#define?IRQ_NAME(nr)?IRQ_NAME2(IRQ##nr)?
所以，宏引用IRQ_NAME(nr)被展開后也就是一個類似于IRQ0x01_interrupt(void)這樣的函數名。?
因此，從BUILD_IRQ(0x00)到BUILD_IRQ(0x0f)這一共16個宏引用經過gcc預處理后，將展開成為一系列如下樣式的代碼：?
amslinkage?void?IRQ0x01_interrupt(void);?
__asm__(?\?
“\n”?\?
“IRQ0x01_interrupt:\n\t”?\?
“pushl?$0x01-256?\n\t”?\?
“jmp?common_interrupt”);?
可以看出，Linux內核正是通過gcc的預處理功能巧妙地定義了從IRQ0x00_interrupt（）到IRQ0x0f_interrupt()這16個中斷處理函數。?
下面在來看看中斷處理函數IRQ0x00_interrupt()到IRQ0x0f_interrupt()本身的流程。這16個中斷處理函數的執行過程都是一樣的，它主要完成兩件事：（1）將立即數（IRQ號－256）這樣一個負數壓入內核堆棧，以供中斷處理流程中后面的函數獲取中斷號。比如對于中斷向量0x20，它對應于注8259A中斷控制器的IRQ0，因此其中斷服務程序的入口地址應該是interrupt［0］，也即函數IRQ0x00_interrupt（），該函數所做的第一件事情就是把負數－256壓入內核堆棧中。這里之所以用復數來表示中斷號，是因為正數已被用于標識0x80中斷中的系統調用號。（2）所有的中斷服務函數所做的第二件事情都相同——即跳轉到一個公共的的程序common_interrupt中，并由該公共程序繼續對中斷請求進行服務。?
5．3．1?公共的中斷服務程序——common_interrupt?
在源文件arch/i386/kernel/i8259.c中一開始就引用了宏BUILD_COMMON_IRQ()，其作用就是構建面向所有中斷的公共服務程序common_interrup，如下所示：?
36：?BUILD_COMMON_IRQ()?
宏BUILD_COMMON_IRQ()定義在頭文件include/asm-i386/hw_irq.h中，如下所示：?
#define?BUILD_COMMON_IRQ()?\?
asmlinkage?void?call_do_IRQ(void);?\?
__asm__(?\?
"\n"?__ALIGN_STR"\n"?\?
"common_interrupt:\n\t"?\?
SAVE_ALL?\?
"pushl?$ret_from_intr\n\t"?\?
SYMBOL_NAME_STR(call_do_IRQ)":\n\t"?\?
"jmp?"SYMBOL_NAME_STR(do_IRQ));?
上述代碼經過展開后，就成為如下匯編代碼：?
common_interrupt：?
SAVE_ALL?
call?do_IRQ?
jmp?ret_from_intr?
可以看出，公共服務程序common_interrupt主要做三件事：（1）首先，調用宏SAVE_ALL來保存CPU的執行現場；（2）然后，調用總控函數do_IRQ()對中斷請求進行真正的服務；（3）當從do_IRQ()返回后，跳到函數ret_from_intr，進入中斷返回操作。?
用于保存現場的SAVE_ALL宏定義在arch/i386/kernel/entry.S文件中，如下所示：?
#define?SAVE_ALL?\?
cld;?\?
pushl?%es;?\?
pushl?%ds;?\?
pushl?%eax;?\?
pushl?%ebp;?\?
pushl?%edi;?\?
pushl?%esi;?\?
pushl?%edx;?\?
pushl?%ecx;?\?
pushl?%ebx;?\?
movl?$(__KERNEL_DS),%edx;?\?
movl?%edx,%ds;?\?
movl?%edx,%es;?
說明幾點：（1）用戶態堆棧SS寄存器和ESP寄存器是在切換到內核態堆棧被壓入的；（2）CPU在進入中斷服務程序之前已經把EFLAGS寄存器和返回地址壓入堆棧中；（3）段寄存器DS和ES被更改為內核態的段選擇符__KERNEL_DS。因此，在執行SAVE_ALL宏之后內核態堆棧的內容應為如下圖所示：?
而Linux也根據上圖中的關系在arch/i386/kernel/entry.S文件中定義了一些常數來表示個寄存器的內容相對于當前內核堆棧指針的偏移：?
EBX?=?0x00?
ECX?=?0x04?
EDX?=?0x08?
ESI?=?0x0C?
EDI?=?0x10?
EBP?=?0x14?
EAX?=?0x18?
DS?=?0x1C?
ES?=?0x20?
ORIG_EAX?=?0x24?
EIP?=?0x28?
CS?=?0x2C?
EFLAGS?=?0x30?
OLDESP?=?0x34?
OLDSS?=?0x38?
真正對中斷請求進行服務的do_IRQ()函數和中斷返回函數ret_from_intr（）將在下面介紹。在分析總控函數do_IRQ()之前，先來討論一下中斷請求描述符和中斷服務隊列。?
§5．4?中斷請求描述符和中斷服務隊列?
我們都知道，在256個中斷向量中，i386?CPU保留了0～31這前32個中斷向量用于CPU異常，而剩余的224個中斷向量則是可用于外設中斷或軟中斷的可使用中斷向量。由于不同體系結構的CPU所保留的中斷向量不同，因此剩余的可使用中斷向量數目也不同。所以，Linux定義了宏NR_IRQS來表示這個值。對于i386而言，該宏定義在include/asm-i386/irq.h頭文件中：?
＃define?TIME_IRQ?0?／＊?for?i386，主8259A的IRQ0用于時鐘中斷?＊／?
＃define?NR_IRQS?224?
5．4．1?對中斷控制器的抽象描述?
在剩余的224個可用中斷向量中，各中斷向量所對應的中斷類型也是不同的。比如對于PC機，中斷向量0x20～0x2f則來自于主、從8259A?PIC，其余中斷向量則屬于軟中斷（Linux僅僅使用了其中的0x80）。因此有必要對這些不同類型的中斷向量進行區分。?
另外，從中斷控制器的角度看，盡管不同平臺使用不同的PIC，但幾乎所有的PIC都由相同的基本功能和工作方式。因此為了獲得更好的跨平臺兼容性，Linux對中斷控制器進行了抽象描述。定義在頭文件include/linux/irq.h頭文件中的數據結構hw_interrupt_type描述了一個標準的中斷控制器，如下所示：?
/*?
*?Interrupt?controller?descriptor.?This?is?all?we?need?
*?to?describe?about?the?low-level?hardware.?
*/?
struct?hw_interrupt_type?{?
const?char?*?typename;?
unsigned?int?(*startup)(unsigned?int?irq);?
void?(*shutdown)(unsigned?int?irq);?
void?(*enable)(unsigned?int?irq);?
void?(*disable)(unsigned?int?irq);?
void?(*ack)(unsigned?int?irq);?
void?(*end)(unsigned?int?irq);?
void?(*set_affinity)(unsigned?int?irq,?unsigned?long?mask);?
};?
typedef?struct?hw_interrupt_type?hw_irq_controller;?
在此基礎上，Linux又在arch/i386/kernel/i8259.c文件中定義了全局變量i82559_irq_type，以用于所有來自主、從8259A中斷控制器的中斷請求（對應的中斷向量為0x20~0x2f），如下：?
static?struct?hw_interrupt_type?i8259A_irq_type?=?{?
"XT-PIC",?
startup_8259A_irq,?
shutdown_8259A_irq,?
enable_8259A_irq,?
disable_8259A_irq,?
mask_and_ack_8259A,?
end_8259A_irq,?
NULL?
};?
而對于0x30～0xff子間的中斷向量，Linux也在arch/i386/kernel/irq.c文件中定義了全局變量no_irq_type——一個虛擬的中斷控制器，以表示這些中斷向量的中斷請求并不是來自于任何硬件PIC的中斷，而是由軟件編程指令產生的軟中斷。如下所示：?
/*?startup?is?the?same?as?"enable",?shutdown?is?same?as?"disable"?*/?
#define?shutdown_none?disable_none?
#define?end_none?enable_none?
struct?hw_interrupt_type?no_irq_type?=?{?
"none",?
startup_none,?
shutdown_none,?
enable_none,?
disable_none,?
ack_none,?
end_none?
};?
5．4．2?IRQ描述符?
由上面的討論可知，中斷向量0x20~0xff所對應的中斷請求是不同的，所以Linux在include/linux/irq.h頭文件中定義了數據結構irq_desc_t來描述一個中斷請求行為的屬性。如下所示：?
typedef?struct?{?
unsigned?int?status;?/*?IRQ?status?*/?
hw_irq_controller?*handler;?
struct?irqaction?*action;?/*?IRQ?action?list?*/?
unsigned?int?depth;?/*?nested?irq?disables?*/?
spinlock_t?lock;?
}?____cacheline_aligned?irq_desc_t;?
各成員的含義如下：?
（1）status：表示中斷請求的狀態。它可以是下列值：?
/*?
*?IRQ?line?status.?
*/?
#define?IRQ_INPROGRESS?1?/*?IRQ?handler?active?-?do?not?enter!?*/?
#define?IRQ_DISABLED?2?/*?IRQ?disabled?-?do?not?enter!?*/?
#define?IRQ_PENDING?4?/*?IRQ?pending?-?replay?on?enable?*/?
#define?IRQ_REPLAY?8?/*?IRQ?has?been?replayed?but?not?acked?yet?*/?
#define?IRQ_AUTODETECT?16?/*?IRQ?is?being?autodetected?*/?
#define?IRQ_WAITING?32?/*?IRQ?not?yet?seen?-?for?autodetection?*/?
#define?IRQ_LEVEL?64?/*?IRQ?level?triggered?*/?
#define?IRQ_MASKED?128?/*?IRQ?masked?-?shouldn't?be?seen?again?*/?
#define?IRQ_PER_CPU?256?/*?IRQ?is?per?CPU?*/?
上述這些狀態標志值也是定義在include/linux/irq.h頭文件中。?
（2）handler指針：指向這個中斷請求所來自的中斷控制器描述符。對于中斷向量0x20~0x2f上的中斷請求而言，該成員指針應該指向全局變量i8259_irq_type；而對于其余軟中斷的中斷請求，該指針因該指向no_irq_type。?
（3）action指針：指向服務這個中斷請求的、由設備驅動程序注冊的服務程序（ISR）隊列。?
（4）depth：表示action指針所指向的中斷請求服務隊列的長度。?
（5）lock：對irq_desc_t結構中其他成員進行訪問保護的自旋鎖。這是因為內核中irq_desc_t類型的變量（如下面的irq_desc［］數組）都是全局變量，因此對它們的訪問都必須是互斥地進行的。?
在上述結構的基礎上，Linux在arch/i386/kernel/irq.c文件中定義了數組irq_desc［224］來分別描述中斷向量0x20~0xff所對應的中斷請求：?
/*?
*?Controller?mappings?for?all?interrupt?sources:?
*/?
irq_desc_t?irq_desc[NR_IRQS]?__cacheline_aligned?=?
{?[0?...?NR_IRQS-1]?=?{?0,?&no_irq_type,?NULL,?0,?SPIN_LOCK_UNLOCKED}};?
5．4．3?中斷請求服務隊列?
現代外設總線（如PCI）通常都允許外設共享一個IRQ線，因此一個中斷向量可能會對應有多個由設備驅動程序提供的中斷請求服務例程（ISR），所以Linux內核必須有效地將這個多個來自不同的device?driver的ISR組織起來。為此，Linux通過數據結構irqaction來描述一個設備驅動程序對中斷請求的服務行為，其定義如下所示（include/linux/interrupt.h）：?
struct?irqaction?{?
void?(*handler)(int,?void?*,?struct?pt_regs?*);?
unsigned?long?flags;?
unsigned?long?mask;?
const?char?*name;?
void?*dev_id;?
struct?irqaction?*next;?
};?
各成員的含義如下：?
（1）handler指針：指向驅動程序的ISR入口地址。?
（2）flags：描述中斷類型的屬性標志，它可以是下列三個值的“或”：?
l?SA_SHIRQ：表示中斷是共享的。?
l?SA_INTERRUPT：當執行handler函數時，屏蔽同級中斷。?
l?SA_SAPLE_RANDOM。?
（3）mask：屏蔽掩碼。?
（4）name指針：表示提供handler函數的設備名稱。?
（5）dev_id：一個唯一的設備標識符。注意！當flags屬性中設置了SA_SHIRQ屬性時，dev_id指針不能為NULL。?
（6）next指針：指向同屬于該中斷請求的下一個服務行為。Linux就是通過next指針把同一個中斷向量的中斷請求的多個服務行為組織成為一條中斷請求服務隊列的。?
下圖5－14清晰地描述了與中斷請求相關的幾個數據結構之間的關系：?
5．4．4?中斷請求描述符數組的初始化?
函數init_ISA_irqs()完成對中斷請求描述符數組irq_desc［］中各元素的初始化，該函數定義在arch/i386/kernel/i8259.c文件中，如下所示：?
void?__init?init_ISA_irqs?(void)?
{?
int?i;?
init_8259A(0);?
for?(i?=?0;?i?<?NR_IRQS;?i++)?{?
irq_desc.status?=?IRQ_DISABLED;?
irq_desc.action?=?0;?
irq_desc.depth?=?1;?
if?(i?<?16)?{?
/*?
*?16?old-style?INTA-cycle?interrupts:?
*/?
irq_desc.handler?=?&i8259A_irq_type;?
}?else?{?
/*?
*?'high'?PCI?IRQs?filled?in?on?demand?
*/?
irq_desc.handler?=?&no_irq_type;?
}?
}?
}?
初始化的過程很簡單：中斷向量0x20~0x2f分別與中斷描述符irq_desc［0］～irq_desc［15］相對應，因此它們的handler指針指向i8259A_irq_type，因為它們的中斷請求來自于主、從8259A中斷控制器。而其余軟中斷描述符的handler指針則指向no_irq_type這個虛擬中斷控制器描述符。?
5．4．5?注冊驅動程序的ISR?
Linux在include/linux/sched.h頭文件中聲明了函數接口request_irq()和free_irq()，以供設備驅動程序向內核注冊和注銷驅動程序所提供的ISR函數。這兩個函數都是實現在文件arch/i386/kernel/irq.c中。?
首先，我們來分析request_irq（）函數。該函數有5個參數：（1）irq：外設所使用的IRQ線號。（2）handler函數指針：設備驅動程序所實現的ISR函數。（3）irqflags：設備驅動程序指定的中斷請求類型標志，它可以是下列三個值的“或”：SA_SHIRQ、SA_INTERRUPT和SA_SAMPLE_RANDOM。（4）devname指針：設備名字字符串。（5）dev_id：指向全局唯一的設備標識ID，這是一個void類型的指針，可供設備驅動程序自行解釋。該函數的源碼如下：?
/**?
*?request_irq?-?allocate?an?interrupt?line?
*?@irq:?Interrupt?line?to?allocate?
*?@handler:?Function?to?be?called?when?the?IRQ?occurs?
*?@irqflags:?Interrupt?type?flags?
*?@devname:?An?ascii?name?for?the?claiming?device?
*?@dev_id:?A?cookie?passed?back?to?the?handler?function?
*?
*?This?call?allocates?interrupt?resources?and?enables?the?
*?interrupt?line?and?IRQ?handling.?From?the?point?this?
*?call?is?made?your?handler?function?may?be?invoked.?Since?
*?your?handler?function?must?clear?any?interrupt?the?board?
*?raises,?you?must?take?care?both?to?initialise?your?hardware?
*?and?to?set?up?the?interrupt?handler?in?the?right?order.?
*?
*?Dev_id?must?be?globally?unique.?Normally?the?address?of?the?
*?device?data?structure?is?used?as?the?cookie.?Since?the?handler?
*?receives?this?value?it?makes?sense?to?use?it.?
*?
*?If?your?interrupt?is?shared?you?must?pass?a?non?NULL?dev_id?
*?as?this?is?required?when?freeing?the?interrupt.?
*?
*?Flags:?
*?
*?SA_SHIRQ?Interrupt?is?shared?
*?
*?SA_INTERRUPT?Disable?local?interrupts?while?processing?
*?
*?SA_SAMPLE_RANDOM?The?interrupt?can?be?used?for?entropy?
*?
*/?
int?request_irq(unsigned?int?irq,?
void?(*handler)(int,?void?*,?struct?pt_regs?*),?
unsigned?long?irqflags,?
const?char?*?devname,?
void?*dev_id)?
{?
int?retval;?
struct?irqaction?*?action;?
#if?1?
/*?
*?Sanity-check:?shared?interrupts?should?REALLY?pass?in?
*?a?real?dev-ID,?otherwise?we'll?have?trouble?later?trying?
*?to?figure?out?which?interrupt?is?which?(messes?up?the?
*?interrupt?freeing?logic?etc).?
*/?
if?(irqflags?&?SA_SHIRQ)?{?
if?(!dev_id)?
printk("Bad?boy:?%s?(at?0x%x)?called?us?without?a?dev_id!\n",?devname,?(&irq)[-1]);?
}?
#endif?
if?(irq?>=?NR_IRQS)?
return?-EINVAL;?
if?(!handler)?
return?-EINVAL;?
action?=?(struct?irqaction?*)?
kmalloc(sizeof(struct?irqaction),?GFP_KERNEL);?
if?(!action)?
return?-ENOMEM;?
action->handler?=?handler;?
action->flags?=?irqflags;?
action->mask?=?0;?
action->name?=?devname;?
action->next?=?NULL;?
action->dev_id?=?dev_id;?
retval?=?setup_irq(irq,?action);?
if?(retval)?
kfree(action);?
return?retval;?
}?
對該函數的NOTE如下：?
（1）首先進行參數檢查。①在指定了中斷共享標志IRQ_SHIRQ標志時，參數dev_id必須有效，不能為NULL；②IRQ線號參數irq不能大于NR_IRQS；③handler指針不能為NULL。?
（2）調用kmalloc（）函數在SLAB分配器緩存中為結構類型irqaction分配內存，以構建一個中斷服務描述符。如果分配失敗，則返回－ENOMEM，表示系統內存不足。?
（3）然后，根據參數相應地初始化剛剛構建的中斷服務描述符中的各個成員。?
（4）最后調用setup_irq()函數將上述構建號的中斷服務描述符插入到參數irq所對應的中斷服務隊列中去。如果setup_irq()函數返回非0值，表示插入失敗，因此調用kfree（）函數將前面構建的中斷服務描述符釋放掉。?
（5）最后，返回返回值retval。0表示成功，非0表示失敗。?
函數setup_irq（）用來將一個已經構建好的中斷服務描述符插入到相應的中斷服務隊列中。參數irq指定IRQ輸入線號，它指定將中斷描述符插到哪一個中斷服務隊列中去；參數new指針指向待插入的中斷服務描述符。該函數的源碼如下：?
/*?this?was?setup_x86_irq?but?it?seems?pretty?generic?*/?
int?setup_irq(unsigned?int?irq,?struct?irqaction?*?new)?
{?
int?shared?=?0;?
unsigned?long?flags;?
struct?irqaction?*old,?**p;?
irq_desc_t?*desc?=?irq_desc?+?irq;?
/*?
*?Some?drivers?like?serial.c?use?request_irq()?heavily,?
*?so?we?have?to?be?careful?not?to?interfere?with?a?
*?running?system.?
*/?
if?(new->flags?&?SA_SAMPLE_RANDOM)?{?
/*?
*?This?function?might?sleep,?we?want?to?call?it?first,?
*?outside?of?the?atomic?block.?
*?Yes,?this?might?clear?the?entropy?pool?if?the?wrong?
*?driver?is?attempted?to?be?loaded,?without?actually?
*?installing?a?new?handler,?but?is?this?really?a?problem,?
*?only?the?sysadmin?is?able?to?do?this.?
*/?
rand_initialize_irq(irq);?
}?
/*?
*?The?following?block?of?code?has?to?be?executed?atomically?
*/?
spin_lock_irqsave(&desc->lock,flags);?
p?=?&desc->action;?
if?((old?=?*p)?!=?NULL)?{?
/*?Can't?share?interrupts?unless?both?agree?to?*/?
if?(!(old->flags?&?new->flags?&?SA_SHIRQ))?{?
spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags);?
return?-EBUSY;?
}?
/*?add?new?interrupt?at?end?of?irq?queue?*/?
do?{?
p?=?&old->next;?
old?=?*p;?
}?while?(old);?
shared?=?1;?
}?
*p?=?new;?
if?(!shared)?{?
desc->depth?=?0;?
desc->status?&=?~(IRQ_DISABLED?|?IRQ_AUTODETECT?|?IRQ_WAITING);?
desc->handler->startup(irq);?
}?
spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags);?
register_irq_proc(irq);?
return?0;?
}?
對該函數的NOTE如下：?
（1）首先根據參數irq的值找到相應的中斷請求描述符，也即irq_desc?+?irq，并讓指針desc指向它。?
（2）如果待插入中斷服務描述符中的flags成員中設置了SA_SAMPLE_RANDOM標志，那就調用rand_initialize_irq()函數來引入一些隨機性。一般設備驅動程序很少使用這個標志。?
（3）因為接下來要對中斷請求描述符desc進行訪問，所以調用spin_lock_irqsave()函數對自旋鎖desc->lock進行加鎖，并同時關中斷。?
（4）將指針p指向desc->action成員。指針desc->action指向將要進行插入操作的中斷服務隊列的第一個元素。因此＊p也就等于desc->action。此外，讓指針old等于（＊p）。因此old也就指向中斷服務隊列的第一個元素。?
（5）然后判斷（＊p）所指向的中斷服務隊列是否為空。如果不為空：①判斷中斷服務隊列的第一個中斷服務描述符和new所指向的待插入中斷服務描述符是否同時都設置了SA_SHIRQ標志。如果沒有，返回錯誤值－EBUSY表示參數irq所指定的IRQ輸入線已經被使用了。注意！必須二者都同意共享IRQ輸入線才行。②通過一個do｛｝while循環來依次遍歷整個中斷服務隊列，直到隊列中的最后一個元素。當從do{}while循環退出時，指針p指向隊列中最后一個中斷服務描述符的next指針成員。③將局部變量shared置1，表示發生中斷共享。?
（6）讓（＊p）等于new指針，從而將new所指向的中斷服務描述符插到中斷服務隊列的尾部。注意！如果原來的中斷服務隊列為空的話，new所指向的中斷服務描述符將成為隊列中唯一的一個元素。?
（7）如果shared變量為0，說明new是中斷服務隊列中插入的第一個元素，因此對中斷請求描述符desc進行相應的初始化設置，包括：將depth置0，清除IRQ_DISABLED、IRQ_AUTODETECT和IRQ_WAITING標志，以及調用中斷控制器描述符的startup()函數來使能irq所指定的IRQ輸入線。?
（8）至此，插入操作結束，因此調用spin_unlock_irqrestore()函數進行解鎖和開中斷。?
（9）最后，調用register_irq_proc()函數注冊相應的／proc文件系統。?
5．4．6?注銷驅動程序的ISR?
函數free_irq（）用來注銷驅動程序先前通過request_irq（）函數所注冊的ISR函數。其源碼如下：?
/**?
*?free_irq?-?free?an?interrupt?
*?@irq:?Interrupt?line?to?free?
*?@dev_id:?Device?identity?to?free?
*?
*?Remove?an?interrupt?handler.?The?handler?is?removed?and?if?the?
*?interrupt?line?is?no?longer?in?use?by?any?driver?it?is?disabled.?
*?On?a?shared?IRQ?the?caller?must?ensure?the?interrupt?is?disabled?
*?on?the?card?it?drives?before?calling?this?function.?The?function?
*?does?not?return?until?any?executing?interrupts?for?this?IRQ?
*?have?completed.?
*?
*?This?function?may?be?called?from?interrupt?context.?
*?
*?Bugs:?Attempting?to?free?an?irq?in?a?handler?for?the?same?irq?hangs?
*?the?machine.?
*/?
void?free_irq(unsigned?int?irq,?void?*dev_id)?
{?
irq_desc_t?*desc;?
struct?irqaction?**p;?
unsigned?long?flags;?
if?(irq?>=?NR_IRQS)?
return;?
desc?=?irq_desc?+?irq;?
spin_lock_irqsave(&desc->lock,flags);?
p?=?&desc->action;?
for?(;;)?{?
struct?irqaction?*?action?=?*p;?
if?(action)?{?
struct?irqaction?**pp?=?p;?
p?=?&action->next;?
if?(action->dev_id?!=?dev_id)?
continue;?
/*?Found?it?-?now?remove?it?from?the?list?of?entries?*/?
*pp?=?action->next;?
if?(!desc->action)?{?
desc->status?|=?IRQ_DISABLED;?
desc->handler->shutdown(irq);?
}?
spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags);?
#ifdef?CONFIG_SMP?
/*?Wait?to?make?sure?it's?not?being?used?on?another?CPU?*/?
while?(desc->status?&?IRQ_INPROGRESS)?
barrier();?
#endif?
kfree(action);?
return;?
}?
printk("Trying?to?free?free?IRQ%d\n",irq);?
spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags);?
return;?
}?
}?
對該函數的NOTE如下：?
（1）為遍歷中斷服務隊列做準備：首先，根據參數irq所指定的IRQ號找到相應的中斷請求描述符desc（=irq_desc+irq）。然后調用spin_lock_irqsave()函數進行加鎖和關中斷。最后，讓指針p指向當前被掃描隊列元素的前一個元素的next指針成員，因此（＊p）就指向隊列中當前正被掃描的中斷服務描述符。初始時，讓指針p指向中斷請求描述符desc的action指針成員，也即（＊p）指向中斷服務隊列的第一個元素。?
（2）用一個for死循環來遍歷隊列。循環體的執行步驟如下：?
n?讓action指針等于（＊p），表示當前正被掃描的隊列元素。?
n?如果action指針不為空：①讓指針pp等于p，因此pp也就指向當前被掃描隊列元素的前一個元素的next指針成員。②更新指針p，讓它指向當前被掃描的中斷服務描述符action的next指針成員，因此（＊p）也就指向下一個隊列元素。③比較參數dev_id和當前中斷服務描述符action的dev_id成員是否不相等，如果不相等，那就執行continue語句繼續掃描隊列。如果相等，則說明我們已經找到要刪除的中斷服務描述符，也即是當前被掃描的中斷服務描述符action。④找到以后，先將所找到的中斷服務描述符action從中斷服務隊列中摘除。語句＊pp＝action->next完成這一點，也即讓前一個元素的next指針指向當前被掃描元素的下一個元素。⑤判斷一下desc->action所指向的中斷服務隊列是否為空，因為中斷服務隊列中可能就只有一個元素，因此前一步的摘除操作又可能會使中斷服務隊列變為空。如果為空，那就在中斷請求描述符的status中設置IRQ_DISABLED標志，并調用PIC描述符的shutdown（）函數禁止這個IRQ輸入線。⑥最后，解除自旋鎖并開中斷，接著調用kfree()函數釋放內存后，函數就可以直接return了。?
n?如果action指針為空，說明已經遍歷到隊列尾部，而此時我們還沒有找到參數dev_id所指定的中斷服務描述符，因此打印警告信息，然后解鎖并開中斷。函數以失敗結束執行。?
我的未來不是夢！?
文章選項：???????????
?
zhanrk
(journeyman)
03-02-14?12:08
??[精華]?Re:?Linux內核的中斷機制分析(continue...)?[re:?zhanrk]????
?
§5．5?Linux對8259A中斷控制器的編程實現?
Linux對主、從8259A中斷控制器的編程實現在源碼文件arch/i386/kernel/i8259.c中，主要包含兩部分：（1）對主、從8259A?PIC的初始化；（2）對控制器描述符i8259A_irq_type中定義的各函數的實現。?
5．5．1?對8259A的初始化?
函數init_8259A（）完成對主、從8259A中斷控制器的初始化工作。如前所述，該函數是被init_ISA_irqs()函數所調用的（參見5.4.4節），其源碼如下：?
void?__init?init_8259A(int?auto_eoi)?
{?
unsigned?long?flags;?
spin_lock_irqsave(&i8259A_lock,?flags);?
outb(0xff,?0x21);?/*?mask?all?of?8259A-1?*/?
outb(0xff,?0xA1);?/*?mask?all?of?8259A-2?*/?
/*?
*?outb_p?-?this?has?to?work?on?a?wide?range?of?PC?hardware.?
*/?
outb_p(0x11,?0x20);?/*?ICW1:?select?8259A-1?init?*/?
outb_p(0x20?+?0,?0x21);?/*?ICW2:?8259A-1?IR0-7?mapped?to?0x20-0x27?*/?
outb_p(0x04,?0x21);?/*?8259A-1?(the?master)?has?a?slave?on?IR2?*/?
if?(auto_eoi)?
outb_p(0x03,?0x21);?/*?master?does?Auto?EOI?*/?
else?
outb_p(0x01,?0x21);?/*?master?expects?normal?EOI?*/?
outb_p(0x11,?0xA0);?/*?ICW1:?select?8259A-2?init?*/?
outb_p(0x20?+?8,?0xA1);?/*?ICW2:?8259A-2?IR0-7?mapped?to?0x28-0x2f?*/?
outb_p(0x02,?0xA1);?/*?8259A-2?is?a?slave?on?master's?IR2?*/?
outb_p(0x01,?0xA1);?/*?(slave's?support?for?AEOI?in?flat?mode?
is?to?be?investigated)?*/?
if?(auto_eoi)?
/*?
*?in?AEOI?mode?we?just?have?to?mask?the?interrupt?
*?when?acking.?
*/?
i8259A_irq_type.ack?=?disable_8259A_irq;?
else?
i8259A_irq_type.ack?=?mask_and_ack_8259A;?
udelay(100);?/*?wait?for?8259A?to?initialize?*/?
outb(cached_21,?0x21);?/*?restore?master?IRQ?mask?*/?
outb(cached_A1,?0xA1);?/*?restore?slave?IRQ?mask?*/?
spin_unlock_irqrestore(&i8259A_lock,?flags);?
}?
參數atuo_eoi決定是否讓8259A工作在AEOI模式下。對該函數的注釋如下：?
（1）首先調用函數spin_lock_irqsave()對自旋鎖i8259A_lock進行加鎖。所有對主、從8259A進行編程的代碼都首先必須進行這一步操作，以保證對主、從8259A的操作是互斥的。?
（2）分別向主、從8259A寫入屏蔽掩碼0xff，以屏蔽所有的IRQ輸入。?
（3）通過向主8259A發送一些列ICW來初始化主8259A：①ICW1=0x11，也即：Edge?Triggered?Mode、AOI＝0、Cascade?Mode（ICW3?Needed）、ICW4?Needed；②ICW2=0x20，也即：IRQ0的中斷向量為0x20；③ICW3=0x04，也即：主8259A通過IRQ2級連了一個從8259A；④如果參數auto_eoi非零，則讓ICW4＝0x03，也即：Auto?EOI、80x86?mode；否則如果auto_eoi為0，則讓ICW4=0x01，也即：Normal?EOI、80x86?mode。?
（4）通過向從8259A發送一系列ICW來初始化它：①ICW1與主8259A的相同；②ICW2=0x28，表示從8259A的IRQ0的中斷向量為0x28；③ICW3=0x02，表示從8259A是連接在主8259A的IRQ2上；④ICW4=0x01，表示從8259A只工作在Normal?EOI模式下。?
這里需要注意的是，寫端口時最好用outb_p()函數，以等待慢速的8259A中斷控制器。?
（5）如果參數auto_eoi非零，表示工作在“自動中斷結束（AEOI）模式，因此就要將i8259A_irq_type的應答函數ack設置成disable_8259A_irq()函數；否則就將其設置成mask_and_ack_8259A()函數。?
（6）至此，寫初始化命令字的過程結束。然后調用udelay（）函數延時100µs，以等待8259A中斷控制器完成其自身的硬件初始化。?
（7）最后，從全局變量cached_irq_mask中恢復主、從8259A的IRQ屏蔽掩碼。關于cached_irq_mask這個全局屏蔽掩碼下面馬上會談到。?
5．5．2?對PIC描述符i8259A_irq_type的實現?
（1）全局屏蔽掩碼cached_irq_mask?
Linux在arch/i386/kernel/i8259.c文件中定義了一個全局變量cached_irq_mask來表示8259A中斷控制器的當前屏蔽狀態。其中，bit［7：0］表示Master?8259A的屏蔽掩碼，bit［15：8］表示Slave?8259A的屏蔽掩碼。如下所示：?
/*?
*?This?contains?the?irq?mask?for?both?8259A?irq?controllers,?
*/?
static?unsigned?int?cached_irq_mask?=?0xffff;?
#define?__byte(x,y)?(((unsigned?char?*)&(y))[x])?
#define?cached_21?(__byte(0,cached_irq_mask))?
#define?cached_A1?(__byte(1,cached_irq_mask))?
（2）禁止一個特定的IRQ?
函數disable_8259A_irq()通過將8259A的IMR中的相應位設置成1來實現禁止某個特定的IRQ，其源碼如下：?
void?disable_8259A_irq(unsigned?int?irq)?
{?
unsigned?int?mask?=?1?<<?irq;?
unsigned?long?flags;?
spin_lock_irqsave(&i8259A_lock,?flags);?
cached_irq_mask?|=?mask;?
if?(irq?&?8)?
outb(cached_A1,0xA1);?
else?
outb(cached_21,0x21);?
spin_unlock_irqrestore(&i8259A_lock,?flags);?
}?
（1）參數irq取值范圍為0～15，指定對哪一個IRQ線進行屏蔽。?
（2）通過一個“或”操作將cached_irq_mask中的相應位設置為1。?
（3）如果irq大于等于8（也即irq&8的結果非0），則說明這個IRQ來自于Slave?8259A，否則就應來自于Master?8259A。?
（3）使能一個特定的IRQ?
函數enable_8259A_irq()通過將8259A的IMR寄存器中的相應位清零來實現使能一個特定的IRQ。該函數與disable_8259A_irq()剛好相反。如下所示：?
void?enable_8259A_irq(unsigned?int?irq)?
{?
unsigned?int?mask?=?~(1?<<?irq);?
unsigned?long?flags;?
spin_lock_irqsave(&i8259A_lock,?flags);?
cached_irq_mask?&=?mask;?
if?(irq?&?8)?
outb(cached_A1,0xA1);?
else?
outb(cached_21,0x21);?
spin_unlock_irqrestore(&i8259A_lock,?flags);?
}?
（4）8259A中斷控制器的startup（）函數和shutdown()函數?
8259A中斷控制器描述符i8259A_irq_type的shutdown()函數和startup()函數實際上就是其disable函數和enable函數。?
#define?shutdown_8259A_irq?disable_8259A_irq?
……?
static?unsigned?int?startup_8259A_irq(unsigned?int?irq)?
{?
enable_8259A_irq(irq);?
return?0;?/*?never?anything?pending?*/?
}?
（5）end_8259A_irq()函數?
8259A中斷控制器描述符i8259_irq_type的end函數指針被定義成指向函數end_8259A_irq()。該函數的源碼如下：?
static?void?end_8259A_irq?(unsigned?int?irq)?
{?
if?(!(irq_desc[irq].status?&?(IRQ_DISABLED|IRQ_INPROGRESS)))?
enable_8259A_irq(irq);?
}?
該函數的實現也是基于enable_8259A_irq()函數，它在相應IRQ描述符的status成員沒有設置IRQ_DISABLED標志和IRQ_INPROGRESS標志時，通過調用enable_8259A_irq()函數來使能參數irq所指定的IRQ。?
（6）應答函數?
中斷控制器描述符中的應答函數ack用來向PIC發送EOI命令，表示中斷服務的結束。具體到8259A來講，函數mask_and_ack_8259A()用來向主、從8259A發送EOI命令。向8259A應答因該遵循這樣的順序：首先，屏蔽相應的IRQ；然后，發送EOI命令。此外，如果IRQ來自于從8259A，還必須先向Slave?8259A發送EOI命令，再向Master?8259A發送EOI命令。如果IRQ來自于Master?8259A，則僅僅向Master?8259A發送EOI命令就可以了。?
函數mask_and_ack_8259A()的源碼如下所示：?
/*?
*?Careful!?The?8259A?is?a?fragile?beast,?it?pretty?
*?much?_has_?to?be?done?exactly?like?this?(mask?it?
*?first,?_then_?send?the?EOI,?and?the?order?of?EOI?
*?to?the?two?8259s?is?important!?
*/?
void?mask_and_ack_8259A(unsigned?int?irq)?
{?
unsigned?int?irqmask?=?1?<<?irq;?
unsigned?long?flags;?
spin_lock_irqsave(&i8259A_lock,?flags);?
/*?
*?Lightweight?spurious?IRQ?detection.?We?do?not?want?
*?to?overdo?spurious?IRQ?handling?-?it's?usually?a?sign?
*?of?hardware?problems,?so?we?only?do?the?checks?we?can?
*?do?without?slowing?down?good?hardware?unnecesserily.?
*?
*?Note?that?IRQ7?and?IRQ15?(the?two?spurious?IRQs?
*?usually?resulting?from?the?8259A-1|2?PICs)?occur?
*?even?if?the?IRQ?is?masked?in?the?8259A.?Thus?we?
*?can?check?spurious?8259A?IRQs?without?doing?the?
*?quite?slow?i8259A_irq_real()?call?for?every?IRQ.?
*?This?does?not?cover?100%?of?spurious?interrupts,?
*?but?should?be?enough?to?warn?the?user?that?there?
*?is?something?bad?going?on?...?
*/?
if?(cached_irq_mask?&?irqmask)?
goto?spurious_8259A_irq;?
cached_irq_mask?|=?irqmask;?
handle_real_irq:?
if?(irq?&?8)?{?
inb(0xA1);?/*?DUMMY?-?(do?we?need?this?)?*/?
outb(cached_A1,0xA1);?
outb(0x60+(irq&7),0xA0);/*?'Specific?EOI'?to?slave?*/?
outb(0x62,0x20);?/*?'Specific?EOI'?to?master-IRQ2?*/?
}?else?{?
inb(0x21);?/*?DUMMY?-?(do?we?need?this?)?*/?
outb(cached_21,0x21);?
outb(0x60+irq,0x20);?/*?'Specific?EOI'?to?master?*/?
}?
spin_unlock_irqrestore(&i8259A_lock,?flags);?
return;?
spurious_8259A_irq:?
/*?
*?this?is?the?slow?path?-?should?happen?rarely.?
*/?
if?(i8259A_irq_real(irq))?
/*?
*?oops,?the?IRQ?_is_?in?service?according?to?the?
*?8259A?-?not?spurious,?go?handle?it.?
*/?
goto?handle_real_irq;?
{?
static?int?spurious_irq_mask;?
/*?
*?At?this?point?we?can?be?sure?the?IRQ?is?spurious,?
*?lets?ACK?and?report?it.?[once?per?IRQ]?
*/?
if?(!(spurious_irq_mask?&?irqmask))?{?
printk("spurious?8259A?interrupt:?IRQ%d.\n",?irq);?
spurious_irq_mask?|=?irqmask;?
}?
irq_err_count++;?
/*?
*?Theoretically?we?do?not?have?to?handle?this?IRQ,?
*?but?in?Linux?this?does?not?cause?problems?and?is?
*?simpler?for?us.?
*/?
goto?handle_real_irq;?
}?
}?
對該函數的NOTE如下：?
①首先，通過全局變量cached_irq_mask判斷參數irq所指定的IRQ線是否處于屏蔽狀態。如果已經被屏蔽，則說明8259A在IMR寄存器中的相應位被置1的情況下仍然向CPU發出了相應的中斷信號，因此這是一個假的中斷，所以跳轉到spurious_8259A_irq部分進行處理。有關這方面的詳細描述請參見源碼中的注釋。?
②如果cached_irq_mask中的相應位為0，也即相應的IRQ位被屏蔽，說明我們收到的是一個真實的中斷請求，于是按照上面所述的步驟，先對這個IRQ進行屏蔽，因此將cached_irq_mask中的相應位設置為1。?
③接下來進入真實的中斷請求處理部分（handle_real_irq）。如果irq＆8的結果非0，說明這個中斷請求來自于Slave?8259A。否則這個中斷請求來自于Master?8259A。?
對于來自Slave?8259A的情形：①先將屏蔽字cached_irq_mask中的高字節cache_A1寫入端口0xA1，以屏蔽相應的IRQ輸入線。②向從8259A的端口0xA0寫操作命令字OCW2，其值等于0x60＋（irq&7）——Specific?EOI、對irq&7這個IR進行操作。③向Master?8259A的端口0x20寫入操作命令字OCW2，其值等于0x62——Specific?EOI、對IR2進行操作（因為從8259A通過主8259A的IR2進行級連）。?
對于來自Master?8259A的情形：①先將屏蔽字cached_irq_mask中的低字節cache_21寫入端口0x21，以屏蔽相應的IRQ輸入線。②向主8259A的端口0x20寫操作命令字OCW2，其值等于0x60＋irq——Specific?EOI、對irq這個IR進行操作。?
④執行完hadle_real_irq程序段后，對真實中斷請求的應答過程就宣告結束。因此函數可以立即返回了。?
⑤spurious_8259A_irq部分——對假的8259A?中斷請求進行處理。首先，調用i8259A_irq_real()函數來根據8259A的ISR寄存器判斷這是否是一個真實的由8259A發給CPU的中斷請求。如果i8259A_irq_real()函數返回為1，則說明是一個真實的中斷請求，于是跳轉回handle_real_irq部分對其進行處理。否則，如果i8259A_irq_real()返回0值，說明我們的CPU真的是受到一個虛假的中斷請求信號。?
⑥對于真的受到一個虛假中斷請求這種情形，分三個步驟來進行處理：①視需要打印一條內核信息向用戶發出警告。②將全局變量irq_err_count的值加1（該變量定義在irq.c文件中）。③從理論上來講，對于虛假的中斷請求并不需要進行任何處理。但是在Linux中，將它按照真實的中斷請求進行應答處理也不會引起任何問題，因此最后又跳轉回handl_real_irq部分將它按照真實的中斷請求進行應答處理。?
函數i8259_real_irq()是定義在i8259.c文件中的一個內部函數。它根據8259A的ISR寄存器中的內容判斷參數irq所指定的IRQ輸入線上是否真的產生了一個中斷請求。其源碼如下所示：?
/*?
*?This?function?assumes?to?be?called?rarely.?Switching?between?
*?8259A?registers?is?slow.?
*?This?has?to?be?protected?by?the?irq?controller?spinlock?
*?before?being?called.?
*/?
static?inline?int?i8259A_irq_real(unsigned?int?irq)?
{?
int?value;?
int?irqmask?=?1<<irq;?
if?(irq?<?8)?{?
outb(0x0B,0x20);?/*?ISR?register?*/?
value?=?inb(0x20)?&?irqmask;?
outb(0x0A,0x20);?/*?back?to?the?IRR?register?*/?
return?value;?
}?
outb(0x0B,0xA0);?/*?ISR?register?*/?
value?=?inb(0xA0)?&?(irqmask?>>?8);?
outb(0x0A,0xA0);?/*?back?to?the?IRR?register?*/?
return?value;?
}?
對該函數的注釋如下：?
由于端口0x20和0xA0對讀指令默認的是IRR寄存器，因此要向端口0x20／0xA0寫入操作命令字OCW3＝0x0B，以切換到ISR寄存器。然后通過inb()函數讀端口0x20／0xA0，以得到ISR寄存器的當前值，如果ISR＆irqmask非0，說明指定的IRQ輸入線上真的產生了一個中斷請求；否則就沒有。最后記得要將端口0x20／0xA0切換回IRR寄存器。?
（7）函數i8259_irq_pending()?
該函數并不是描述符i8259A_irq_type中定義的函數。該函數用來判斷某個指定的IRQ是否未得到服務而一直處于pending狀態。其源碼如下：?
int?i8259A_irq_pending(unsigned?int?irq)?
{?
unsigned?int?mask?=?1<<irq;?
unsigned?long?flags;?
int?ret;?
spin_lock_irqsave(&i8259A_lock,?flags);?
if?(irq?<?8)?
ret?=?inb(0x20)?&?mask;?
else?
ret?=?inb(0xA0)?&?(mask?>>?8);?
spin_unlock_irqrestore(&i8259A_lock,?flags);?
return?ret;?
}?
顯然，端口0x20/0xA0對于讀操作默認的是返回IRR寄存器的值。如果IRR寄存器中的某個位被置1，就表示相應的中斷請求正等待CPU的服務（通過一個INTA-cycle），因此該中斷請求也就處于pending狀態。?
§5．6?CPU的中斷請求統計信息?
Linux在頭文件include/asm-i386/hardirq.h和include/linux/irq_cpustat.h中定義了和中斷請求相關的CPU統計信息數據結構以及相應的操作宏。?
首先，Linux在頭文件hardirq.h中定義了數據結構irq_cpustat_t，以描述一個CPU對中斷請求進行服務的歷史統計信息。如下所示：?
/*?entry.S?is?sensitive?to?the?offsets?of?these?fields?*/?
typedef?struct?{?
unsigned?int?__softirq_active;?
unsigned?int?__softirq_mask;?
unsigned?int?__local_irq_count;?
unsigned?int?__local_bh_count;?
unsigned?int?__syscall_count;?
unsigned?int?__nmi_count;?/*?arch?dependent?*/?
}?____cacheline_aligned?irq_cpustat_t;?
上述結構中各成員的命名已經清楚地表達了其各自的含義，這里就不詳述。?
在此基礎上，Linux又在kernel/softirq.c文件中定義了全局數組irq_stat［NR_CPUS］，以分別描述每個CPU各自的中斷統計信息。這一點主要是從SMP體系結構來考慮的。該數組的定義如下所示：?
/*?No?separate?irq_stat?for?s390,?it?is?part?of?PSA?*/?
#if?!defined(CONFIG_ARCH_S390)?
irq_cpustat_t?irq_stat[NR_CPUS];?
#endif?/*?CONFIG_ARCH_S390?*/?
該數組的原型聲明在頭文件irq_cpustat.h中，如下：?
extern?irq_cpustat_t?irq_stat[];?/*?defined?in?asm/hardirq.h?*/?
5．6．1?引用數據結構irq_cpustat_t中的成員?
首先，Linux在頭文件irq_cpustat.h中通過宏__IRQ_STAT來定義了一個引用數據結構irq_cpustat_t中各成員的操作模板，如下所示：?
#ifdef?CONFIG_SMP?
#define?__IRQ_STAT(cpu,?member)?(irq_stat[cpu].member)?
#else?
#define?__IRQ_STAT(cpu,?member)?((void)(cpu),?irq_stat[0].member)?
#endif?
顯然，在單CPU系統中，我們總是引用irq_stat［0］中的成員，此時參數cpu是一個無用的參數。?
基于上述引用模板，Linux分別為irq_cpustat_t中各成員定義了顯示的引用操作宏（irq_cpustat.h），如下所示：?
/*?arch?independent?irq_stat?fields?*/?
#define?softirq_active(cpu)?__IRQ_STAT((cpu),?__softirq_active)?
#define?softirq_mask(cpu)?__IRQ_STAT((cpu),?__softirq_mask)?
#define?local_irq_count(cpu)?__IRQ_STAT((cpu),?__local_irq_count)?
#define?local_bh_count(cpu)?__IRQ_STAT((cpu),?__local_bh_count)?
#define?syscall_count(cpu)?__IRQ_STAT((cpu),?__syscall_count)?
/*?arch?dependent?irq_stat?fields?*/?
#define?nmi_count(cpu)?__IRQ_STAT((cpu),?__nmi_count)?/*?i386,?ia64?*/?
5．6．2?判斷一個CPU是否處于中斷上下文中?
通過數據結構irq_cpustat_t的__local_irq_count成員和__local_bh_count成員的值，我們可以判斷出當前CPU當前是否正處于中斷服務上下文中。為此，Linux在hardirq.h頭文件中定義了宏in_interrupt()和in_irq()，如下所示：?
/*?
*?Are?we?in?an?interrupt?context??Either?doing?bottom?half?
*?or?hardware?interrupt?processing??
*/?
#define?in_interrupt()?({?int?__cpu?=?smp_processor_id();?\?
(local_irq_count(__cpu)?+?local_bh_count(__cpu)?!=?0);?})?
#define?in_irq()?(local_irq_count(smp_processor_id())?!=?0)?
因此，只要當前CPU處于硬件中斷處理或執行bottom?half時，in_interrupt（）宏就返回非零值。而對于in_irq()宏而言，則只有當CPU處于硬件中斷處理時，才返回非0值。?
5．6．3?增加／減少CPU的本地中斷請求計數?
當進入中斷請求處理時，Linux必須將當前CPU的硬件中斷請求計數值__local_irq_count加1（后面我們將會看到這一點）。而在退出硬件中斷請求處理時將其減1。如下所示（hardirq.h）：?
#ifndef?CONFIG_SMP?
#define?hardirq_trylock(cpu)?(local_irq_count(cpu)?==?0)?
#define?hardirq_endlock(cpu)?do?{?}?while?(0)?
#define?irq_enter(cpu,?irq)?(local_irq_count(cpu)++)?
#define?irq_exit(cpu,?irq)?(local_irq_count(cpu)--)?
#define?synchronize_irq()?barrier()?
#else?
#include?<asm/atomic.h>?
#include?<asm/smp.h>?
extern?unsigned?char?global_irq_holder;?
extern?unsigned?volatile?long?global_irq_lock;?/*?long?for?set_bit?-RR?*/?
static?inline?int?irqs_running?(void)?
{?
int?i;?
for?(i?=?0;?i?<?smp_num_cpus;?i++)?
if?(local_irq_count(i))?
return?1;?
return?0;?
}?
static?inline?void?release_irqlock(int?cpu)?
{?
/*?if?we?didn't?own?the?irq?lock,?just?ignore..?*/?
if?(global_irq_holder?==?(unsigned?char)?cpu)?{?
global_irq_holder?=?NO_PROC_ID;?
clear_bit(0,&global_irq_lock);?
}?
}?
static?inline?void?irq_enter(int?cpu,?int?irq)?
{?
++local_irq_count(cpu);?
while?(test_bit(0,&global_irq_lock))?{?
/*?nothing?*/;?
}?
}?
static?inline?void?irq_exit(int?cpu,?int?irq)?
{?
--local_irq_count(cpu);?
}?
static?inline?int?hardirq_trylock(int?cpu)?
{?
return?!local_irq_count(cpu)?&&?!test_bit(0,&global_irq_lock);?
}?
#define?hardirq_endlock(cpu)?do?{?}?while?(0)?
extern?void?synchronize_irq(void);?
#endif?/*?CONFIG_SMP?*/?
§5．7?中斷服務的總控程序do_IRQ?
在§5.3節我們談到，由IDT表項所指向的中斷服務程序IRQ0xYY_interrupt()全部都跳轉到common_interrupt這個公共的中斷服務程序，而common_interrupt函數只作三件事：（1）用SAVE_ALL宏來保存現場；（2）然后調用中斷服務程序的總控函數do_IRQ對中斷請求進行真正的服務；（3）從do_IRQ返回后，跳轉到中斷返回函數ret_from_intr以執行中斷返回操作。?
另外，在§5.4節中我們也談到，PCI總線允許不同的外設共享同一個IRQ輸入線號，每個設備驅動程序都通過request_irq()接口將驅動程序的ISR注冊到相對應的中斷服務對列中。因此do_IRQ（）函數要真正地服務一個中斷請求，就必須遍歷相應的中斷服務隊列，以便讓相對應正確的ISR得到執行（注意！通常每個設備驅動程序的ISR一進入就判斷它所驅動的硬件是否真的產生了中斷請求，如果不是它就立即返回，如果是它才繼續向下執行，從而真正地服務中斷請求）。下面我們就詳細地分析一下do_IRQ（）函數是如何遍歷IRQ描述符中的中斷服務隊列的。?
函數do_IRQ()以及其相關的底層支持函數全部都是現在arch/i386/kernel/irq.c文件中。函數do_IRQ()只有唯一的一個參數regs，它是一個pt_regs結構類型，該數據結構定義在include/asm-i386/ptrace.h中。如下所示：?
struct?pt_regs?{?
long?ebx;?
long?ecx;?
long?edx;?
long?esi;?
long?edi;?
long?ebp;?
long?eax;?
int?xds;?
int?xes;?
long?orig_eax;?
long?eip;?
int?xcs;?
long?eflags;?
long?esp;?
int?xss;?
};?
由上述pt_regs數據結構的內容可見，SAVE_ALL宏的作用不僅再與保存中斷現場，它也為函數do_IRQ()模擬出了一個函數調用環境。?
函數do_IRQ()的源碼如下：?
/*?
*?do_IRQ?handles?all?normal?device?IRQ's?(the?special?
*?SMP?cross-CPU?interrupts?have?their?own?specific?
*?handlers).?
*/?
asmlinkage?unsigned?int?do_IRQ(struct?pt_regs?regs)?
{?
/*?
*?We?ack?quickly,?we?don't?want?the?irq?controller?
*?thinking?we're?snobs?just?because?some?other?CPU?has?
*?disabled?global?interrupts?(we?have?already?done?the?
*?INT_ACK?cycles,?it's?too?late?to?try?to?pretend?to?the?
*?controller?that?we?aren't?taking?the?interrupt).?
*?
*?0?return?value?means?that?this?irq?is?already?being?
*?handled?by?some?other?CPU.?(or?is?disabled)?
*/?
int?irq?=?regs.orig_eax?&?0xff;?/*?high?bits?used?in?ret_from_?code?*/?
int?cpu?=?smp_processor_id();?
irq_desc_t?*desc?=?irq_desc?+?irq;?
struct?irqaction?*?action;?
unsigned?int?status;?
kstat.irqs[cpu][irq]++;?
spin_lock(&desc->lock);?
desc->handler->ack(irq);?
/*?
REPLAY?is?when?Linux?resends?an?IRQ?that?was?dropped?earlier?
WAITING?is?used?by?probe?to?mark?irqs?that?are?being?tested?
*/?
status?=?desc->status?&?~(IRQ_REPLAY?|?IRQ_WAITING);?
status?|=?IRQ_PENDING;?/*?we?_want_?to?handle?it?*/?
/*?
*?If?the?IRQ?is?disabled?for?whatever?reason,?we?cannot?
*?use?the?action?we?have.?
*/?
action?=?NULL;?
if?(!(status?&?(IRQ_DISABLED?|?IRQ_INPROGRESS)))?{?
action?=?desc->action;?
status?&=?~IRQ_PENDING;?/*?we?commit?to?handling?*/?
status?|=?IRQ_INPROGRESS;?/*?we?are?handling?it?*/?
}?
desc->status?=?status;?
/*?
*?If?there?is?no?IRQ?handler?or?it?was?disabled,?exit?early.?
Since?we?set?PENDING,?if?another?processor?is?handling?
a?different?instance?of?this?same?irq,?the?other?processor?
will?take?care?of?it.?
*/?
if?(!action)?
goto?out;?
/*?
*?Edge?triggered?interrupts?need?to?remember?
*?pending?events.?
*?This?applies?to?any?hw?interrupts?that?allow?a?second?
*?instance?of?the?same?irq?to?arrive?while?we?are?in?do_IRQ?
*?or?in?the?handler.?But?the?code?here?only?handles?the?_second_?
*?instance?of?the?irq,?not?the?third?or?fourth.?So?it?is?mostly?
*?useful?for?irq?hardware?that?does?not?mask?cleanly?in?an?
*?SMP?environment.?
*/?
for?(;;)?{?
spin_unlock(&desc->lock);?
handle_IRQ_event(irq,?®s,?action);?
spin_lock(&desc->lock);?
if?(!(desc->status?&?IRQ_PENDING))?
break;?
desc->status?&=?~IRQ_PENDING;?
}?
desc->status?&=?~IRQ_INPROGRESS;?
out:?
/*?
*?The?->end()?handler?has?to?deal?with?interrupts?which?got?
*?disabled?while?the?handler?was?running.?
*/?
desc->handler->end(irq);?
spin_unlock(&desc->lock);?
if?(softirq_active(cpu)?&?softirq_mask(cpu))?
do_softirq();?
return?1;?
}?
對該函數的NOTE如下：?
（1）首先，通過參數regs.orig_eax來獲取此次中斷請求的IRQ號。然后調用smp_processor_id()函數得到當前CPU的ID。指針desc指向相應于此次中斷請求的IRQ描述符。?
（2）將內核統計變量kstat.irqs數組中的相應元素kstat.irqs［cpu］［irq］加1。并對中斷請求描述符desc中的自旋鎖成員lock進行加鎖，以便使隨后對中斷服務隊列的操作互斥。?
（3）向中斷控制器發出應答。具體到8259A來說，則是調用mask_and_ack_8259A（）函數來向8259A發送EOI命令，表示中斷結束，以便讓8259A繼續接收其它中斷請求信號。注意，mask_and_ack_8259A函數同時還將屏蔽變量irq所對應的IRQ輸入線。比如，當前服務的是IRQ3，那么在do_IRQ()執行期間，IRQ3是被8259A所屏蔽的。這一點需要特別注意。?
（4）接下來，主要是設置中斷請求的狀態。先將IRQ描述符的status成員去掉IRQ_DISABLED標志位和IRQ_WAITING標志位（如果已經設置了的話）。然后在狀態中設置IRQ_PENDING標志，表示這個中斷請求的服務還未完成。注意！這里的IRQ_PENDING狀態與前面所述的8259A?IRQ?pending狀態是有區別的。8259A的IRQ?pending是指在8259A已經向CPU發出了中斷請求信號但CPU并沒有向8259A發出中斷應答（第一個INTA－cycle）時的狀態，只要CPU向8259A發出了第一個INTA－cycle，8259A的IRQ?pending狀態即宣告結束。而這里的IRQ_PENDING標志的真正含義是指已經進入到do_IRQ()函數、但中斷服務隊列還未開始執行的意思。?
（5）根據前面設置好的狀態來確定中斷服務隊列。只有當IRQ狀態中沒有同時設置IRQ_DISABLED標志和IRQ_INPROGRESS標志時，才讓action指針指向IRQ描述符中定義的中斷服務隊列（由desc->action所指向）。IEQ_DISABLED標志表示該中斷請求已經被禁止，因此不需要被服務。而IRQ_INPROGRESS則表示中斷請求正在被另一個CPU服務。因此當前CPU就不需要再對這個中斷請求進行服務了。?
在設置好action指針后，就清除中斷請求狀態中的IRQ_PENDING標志，同時在狀態中設置IRQ_INPROGRESS標志，因為接下來馬上就要開始服務這個中斷請求了。最后，用剛剛設置好的狀態值來更新IRQ描述符中的status值，以便讓它對其它CPU可見。?
（6）判斷action指針是否為空，如果為空，說明沒有任何中斷服務行為等待執行，因此跳轉到out部分，以便退出do_IRQ（）函數。?
（7）接下來的for死循環真正地遍歷中斷服務隊列并調用其中的ISR來執行。循環體的步驟如下：?
1.?首先，解除IRQ描述符中的自旋鎖lock。這是因為在執行中斷服務隊列中的各個ISR時，ISR并不會訪問IRQ描述符中的中斷服務隊列。?
2.?調用handle_IRQ_event()函數來依次執行由action所指向的中斷服務隊列中的所有ISR。?
3.?由于接下來又要訪問IRQ描述符中的成員值，因此對IRQ描述符中的自旋鎖lock進行加鎖操作。?
4.?最后測試IRQ描述符的status成員是否設置了IRQ_PENDING標志。如果沒有，就執行break語句退出for循環。如果設置了IRQ_PENDING標志，則說明有一次中斷請求未得到服務，于是首先清除IRQ_PENDING標志，然后繼續for循環，以便為該中斷請求補上一次中斷服務。這個概念就成為“IRQ_REPLAY”。為什么需要這樣呢？這是應為在SMP體系結構中，假設CPU1正在為一個IRQ執行do_IRQ()函數，且CPU1已經在相應IRQ描述符的status成員中設置了IRQ_INPROGRESS標志，而此時CPU2上又收到一次同級的中斷請求，于是CPU2也執行do_IRQ()函數，但CPU2由于看到相應IRQ描述符的status成員中已經設置了IRQ_INPROGRESS標志，因此CPU2知道另一個CPU（它無需知道是哪個具體的CPU，反正不是他自己：－）已經正在為同級中斷請求服務了，于是CPU2就簡單地在相應IRQ描述符的status成員中設置一個IRQ_PENDING標志，然后就退出do_IRQ()函數，而把中斷服務留給CPU1去執行。當CPU1從handle_IRQ_event()函數返回時，它看到設置了IRQ_PENDING標志，知道其它CPU把中斷服務留給他來執行了，于是CPU1先清除IRQ_PENDING標志，然后繼續for循環，以便補上一次中斷服務。注意！這種機制可能會造成中斷服務丟失現象的。?
（6）從for循環退出后，CPU對硬件中斷請求的服務也就宣告結束，因此，它清除相應IRQ描述符的status成員中的IRQ_INPROGRESS標志。?
（7）out部分：接下來就是do_IRQ（）函數的退出部分。為此，它首先調用中斷控制器描述符中的end()函數。具體到8259A來講，也就是調用end_8259A_irq()函數，該函數實際上就是通過enable_8259A_irq()函數來重新使能8259A的相應IRQ輸入線（因為mask_and_ack_8259A()函數已經將它屏蔽，所以這里必須將其重新開啟）。然后解除相應IRQ描述符中自旋鎖lock。?
（8）最后，在退出do_IRQ()函數之前，看看是否需要執行軟中斷。如果需要，就調用do_softirq()函數來執行軟中斷或設備驅動程序的bottom?half函數。?
5．7．1?函數handle_IRQ_event?
函數handle_IRQ_event（）用來執行一個中斷服務隊列中的所有ISR。它的實現相當簡單，其核心思想就是用一個do{}while循環來依次執行中斷服務隊列中的各個ISR，之所以用do{}while循環而不用while循環，是因為：這個函數只被do_IRQ()函數所調用，而do_IRQ（）在調用它時已經保證了中斷服務隊列不為空。該函數的源碼如下：?
int?handle_IRQ_event(unsigned?int?irq,?struct?pt_regs?*?regs,?struct?irqaction?*?action)?
{?
int?status;?
int?cpu?=?smp_processor_id();?
irq_enter(cpu,?irq);?
status?=?1;?/*?Force?the?"do?bottom?halves"?bit?*/?
if?(!(action->flags?&?SA_INTERRUPT))?
__sti();?
do?{?
status?|=?action->flags;?
action->handler(irq,?action->dev_id,?regs);?
action?=?action->next;?
}?while?(action);?
if?(status?&?SA_SAMPLE_RANDOM)?
add_interrupt_randomness(irq);?
__cli();?
irq_exit(cpu,?irq);?
return?status;?
}?
對這個函數請注意三點：?
（1）如果中斷服務隊列中第一個中斷服務描述符沒有設置SA_INTERRUPT標志，那么整個隊列中的ISR都是在CPU開中斷的情況下執行的。但在整個隊列都行完畢后，handle_IRQ_event()函數又重新用__cli()函數關閉中斷。?
（2）只要中斷服務隊列中有一個中斷服務描述符中設置了隨機標志，那么handle_IRQ_event()函數就將通過add_interrupt_randomness()函數為中斷引入一些隨機性。但是大多數driver都不使用這個隨機標志。?
（3）請注意這里對irq_enter()和irq_exit（）函數對的使用。?
§5．8?中斷返回ret_from_intr?
從總控程序do_IRQ()返回后，common_interrupt所作的第三件事情就是通過jmp指令跳轉到ret_from_intr程序段，以執行中斷返回過程。?
程序段ret_from_intr定義在arch/i386/kernel/entry.S文件中，如下所示：?
ENTRY(ret_from_intr)?
GET_CURRENT(%ebx)?
movl?EFLAGS(%esp),%eax?#?mix?EFLAGS?and?CS?
movb?CS(%esp),%al?
testl?$(VM_MASK?|?3),%eax?#?return?to?VM86?mode?or?non-supervisor??
jne?ret_with_reschedule?
jmp?restore_all?
（1）首先，通過GET_CURRENT()宏將當前進程的task_struct結構的指針置入寄存器EBX中。?
（2）然后，將內核堆棧中的EFLAGS寄存器的值放入EAX寄存器中，EFLAGS（％esp）表示地址為“堆棧指針％esp加上常數EFLAGS”處的內容，也即內核堆棧中的EFLAGS寄存器的值。?
（3）將內核堆棧中CS寄存器的值置入al寄存器中。AL寄存器也就是EAX寄存器的低16位。這樣，通過這兩步也就把EFLAGS寄存器的高16位和CS寄存器的值平湊在一起，放到EAX寄存器中。這樣做的目的有兩個：?
l?檢查中斷前夕CPU是否運行于VM86模式下。因為EFLAGS寄存器中的bit［16］表示CPU是否運行于VM86模式。?
l?檢查中斷前夕CPU是否運行在用戶臺下。因為CS寄存器的bit［1：0］表示CPU的運行級別。只要CS的最低兩位非0，就說明中斷前夕CPU運行在用戶臺下。?
（4）將EAX寄存器與立即數（VM_MASK|3）進行位測試，如果測試結果非0，則說明上述兩種情況（VM86模式或用戶態）之一發生，于是就跳轉到ret_with_reschedule程序段。如果測試結果非0，則說明中斷前夕CPU運行在內核態下，于是跳轉到restore_all程序段。?
5．8．1?返回到用戶態?
由于Linux不使用VM86模式，因此我們假定中斷前夕CPU運行在用戶態下。所以就先跳轉到ret_with_reschedule程序段去執行。如下所示（entry.S）：?
ret_with_reschedule:?
cmpl?$0,need_resched(%ebx)?
jne?reschedule?
cmpl?$0,sigpending(%ebx)?
jne?signal_return?
restore_all:?
RESTORE_ALL?
（1）由于EBX寄存器中的值是當前進程的task_struct結構的地址，因此表達式need_resched(%ebx)也就是當前進程的task_struct結構中的need_resched成員的值。因此第一個語句判斷current->need_resched是否為0，如果不為0，表示需要重新調度，于是就跳轉到reschedule程序段。該程序段如下所示：?
reschedule:?
call?SYMBOL_NAME(schedule)?#?test?
jmp?ret_from_sys_call?
（2）判斷當前進程的task_struct結構中的sigpending成員是否為0，如果不為0，就表示有信號需要處理，于是跳轉到signal_return程序段去處理當前進程的信號。?
5．8．2?中斷返回的總出口?
不管是ret_from_syscall程序段還是signal_return程序段，它們最總都要跳回到restore_all程序段，它是一個總出口。該程序段只有一行代碼，也即：執行宏RESTORE_ALL，以恢復內核堆棧到中斷前夕的狀態。宏RESTORE_ALL的定義如下（entry.S）：?
#define?RESTORE_ALL?\?
popl?%ebx;?\?
popl?%ecx;?\?
popl?%edx;?\?
popl?%esi;?\?
popl?%edi;?\?
popl?%ebp;?\?
popl?%eax;?\?
1:?popl?%ds;?\?
2:?popl?%es;?\?
addl?$4,%esp;?\?
3:?iret;?
從上述代碼可以看出，它是以和SAVE_ALL相反的順序從內核堆棧中探出各個寄存器的值，直到ES寄存器，以恢復中斷前夕的CPU現場。?
由于內核堆棧中ES寄存器之上的是orig_eax，是用來保存IRQ號或syscall號的，而它現在已經沒有任何用處，因此通過將內核堆棧指針％esp的加上常數4來簡單地將orig_eax的內容從堆棧中丟棄。?
最后，CPU執行iret指令，從而使得CPU從中斷返回。?
至此，整個Linux中斷服務流程宣告結束。
中斷通常被分為“同步中斷”和異步中斷兩大類。同步中斷是指當指令執行時由CPU控制單元產生的中斷，之所以稱為“同步中斷”是因為只有在一條指令中止執行后CPU才會發出這類中斷信號。而異步中斷則是指由其他硬件設備依照CPU時鐘隨機產生的中斷信號。?
在Intel?80x86?CPU手冊中，同步中斷和異步中斷也被分別稱為“異常（Exception）”和“中斷（Interrupt）”。Intel又詳細地把中斷和異常細分為以下幾類：?
（1）中斷?
1.?可屏蔽中斷（Maskable?Interrupt）：這類中斷被送到CPU的INTR引腳，通過清除eflag寄存器的IF標志可以關閉中斷。?
2.?不可屏蔽中斷（Nonmaskable?Interrupt）：被送到CPU的NMI引腳，通常只有幾個危急的事件，如：硬件故障等，才產生不可屏蔽中斷信號。寄存器eflag中的IF標志對這類中斷不起作用。?
（2）異常?
1.?處理器探測異常（Processor－detected?exception）：當CPU執行一條指令時所探測到的一個反常條件所產生的異常。依據CPU控制單元產生異常時保存在內核態堆棧eip寄存器的值，這類異常又可以細分為三種：?
n?故障（Fault）：保存在eip中的值是引起故障的指令地址，因此但異常處理程序結束后，會重新執行那條指令?！叭表摴收稀笔沁@類異常的一個常見例子。?
n?陷阱（Trap）：保存在eip中的值是一個指令地址，但該指令在引起陷阱的指令地址之后。只有當沒有必要重新執行已執行過的指令時，才會觸發trap，其主要用途是調試程序。?
n?異常中止（Abort）：當發生了一個嚴重的錯誤，致使CPU控制單元除了麻煩而不能在eip寄存器中保存有意義的值。異常中止通常是由硬件故障或系統表中無效的值引起的。由CPU控制單元發生的這個中斷是一種緊急信號，用來把CPU的執行路徑切換到異常中止的處理程序，而相應的ISR通常除了迫使受到影響的進程中止外，別無選擇。?
2.?編程異常（Programmed?Exception）：通常也稱為“軟中斷（software?interrupt）”，是由編程者發出中斷請求指令時發生的中斷，如：int指令和int3指令。當into（檢查溢出）和bound（檢查地址越界）指令檢查的條件不為真時，也引起編程異常。CPU控制單元把編程異常當作Trap來處理，這類異常有兩個典型的用途：一、執行系統調用；二、給調試程序通報一個特定條件。?
5．1．1?中斷向量?
每個中斷和異常都可以用一個0－255之間的無符號整數來標識，Intel稱之為“中斷向量（Interrupt?Vector）”。通常，不可屏蔽中斷和異常的中斷向量是固定的，而可屏蔽中斷的中斷向量則可以對中斷控制器進行編程來改變。I386?CPU的256個中斷向量是這樣分配的：?
1.?從0－31這一共32個向量用于異常和不可屏蔽中斷。?
2.?從32－47這一共16個向量用于可屏蔽中斷，分別對應于主、從8259A中斷控制器的IRQ輸入線。?
3.?剩余的48－255用于標識軟中斷。?
Linux全部使用了0－47之間的向量。但對于48－255之間的軟中斷向量，Linux只使用了其中的一個，即用于實現系統調用的中斷向量128（0x80）。當用戶態下的進程執行一條int?0x80匯編指令時，CPU切換到內核態，以服務于系統調用。?
Linux在頭文件include/asm-i386/hw_irq.h中定義了宏FIRST_EXTERNAL_VECTOR來表示第一個外設中斷（即8259A的IRQ0）所對應的中斷向量，此外還定義了SYSCALL_VECTOR來表示用于系統調用的中斷向量。如下所示：?
/*?
*?IDT?vectors?usable?for?external?interrupt?sources?start?
*?at?0x20:?
*/?
#define?FIRST_EXTERNAL_VECTOR?0x20?
#define?SYSCALL_VECTOR?0x80?
5．1．2?I386的IDT?
i386?CPU的IDT表一共有256項，分別對應每一個中斷向量。每一個表項就是一個中斷描述符，用以描述相對應的中斷向量，中斷向量就是該描述符在IDT中的索引，每一個中斷描述符的大小都是8個字節。根據INTEL的術語，中斷描述符也稱為“門（Gate）”。?
中斷描述符有下列4種類型：?
（1）任務們（Task?Gate）：包含了一個進程的TSS段選擇符。每當中斷信號發生時，它被用來取代當前進程的那個TSS段選擇符。Linux并沒有使用任務們。任務們的格式如下：?
（2）中斷門（Interrupt?Gate）：中斷門中包含了一個段選擇符和一個中斷處理程序的段內偏移。注意，當I386?CPU穿越一個中斷門進入相應的中斷處理程序時，它會清除eflag寄存器中的IF標志，從而屏蔽接下來可能發生的可屏蔽中斷。?
（3）陷阱門（Trap?Gate）：與中斷門類似，不同之處在于CPU通過陷阱門轉入中斷處理程序時不會清除IF標志。?
（4）調用門（Call?Gate）：Linux并沒有使用調用門。?
這三種門的格式如圖5－2所示。?
5．1．3?中斷控制器8259A?
我們都知道，PC機中都使用兩個級聯的8359A?PIC（Programmable?Interrupt?Controller，可編程中斷控制器，簡稱PIC）來管理來自系統外設的中斷信號。每個8259A?PIC提供8根IRQ（Interrupt?ReQuest，中斷請求，簡稱IRQ）輸入線。在級聯方式中，Master?8259A?PIC（第一個PIC）的中斷信號輸入線IR2用于級聯Slave?8259A?PIC(第二個PIC)的INT引腳，因此兩個8259A一共可以提供15根可用的IRQ輸入線。如下圖所示：?
圖5－3?主、從8259A中斷控制器的級聯?
5．1．3．1?8259A?PIC的基本原理?
8259A?PIC芯片的基本邏輯塊圖如下所示：?
“中斷屏蔽寄存器”（Interrupt?Mask?Register，簡稱IMR）用于屏蔽8259A的中斷信號輸入，每一位對應一個輸入。當IMR中的bit(0≤i≤7)位被置1時，相對應的中斷信號輸入線IRi上的中斷信號將被8259A所屏蔽，也即IRi被禁止。?
當外設產生中斷信號時（由低到高的跳變信號，80x86系統中的8259A是邊緣觸發的，Edge?Triggered），中斷信號被輸入到“中斷請求寄存器”（Interrupt?Request?Register，簡稱IRR），并同時看看IMR中的相應位是否已被設置。如果沒有被設置，則IRR中的相應位被設置為1，表示外設產生一個中斷請求，等待CPU服務。?
然后，8259A的優先級仲裁部分從IRR中選出一個優先級最高中斷請求。優先級仲裁之后，8259A就通過其INT引腳向CPU發出中斷信號，以通知CPU有外設請求中斷服務。CPU在其當前指令執行完后就通過他的INTA引腳給8259A發出中斷應答信號，以告訴8259A，CPU已經檢測到有中斷信號產生。?
8259A在收到CPU的INTA信號后，將優先級最高的那個中斷請求在ISR寄存器（In－Service?Register，簡稱ISR）中對應的bit置1，表示該中斷請求已得到CPU的服務，同時IRR寄存器中的相應位被清零重置。?
然后，CPU再向8259A發出一個INTA脈沖信號，8259A在收到CPU的第二個INTA信號后，將中斷請求對應的中斷向量放到數據總線上，以供CPU讀取。CPU讀到中斷向量后，就可以裝入執行相應的中斷處理程序。?
如果8259A工作在AEOI（Auto?End?Of?Interrupt，簡稱AEOI）模式下，則當他收到CPU的第二個INTA信號時，它就自動重置ISR寄存器中的相應位。否則，ISR寄存器中的相應位就一直保持為1，直到8259A顯示地收到來自于CPU的EOI命令。?
5．1．3．2?8259A的I/O端口?
Master?8259A的IO端口地址位0x20和0x21，Slave?8259A的IO端口地址為0xA0和0xA1。對這些IO端口進行讀寫操作時的功能如下表所示：?
I/O?Port?Addrss?Read/Write?Function?
Port?A(0x20/0xA0)?W?Initialization?Command?Word1(ICW1)?
W?Operation?Command?Word2(OCW2)?
W?Operation?Command?Word3(OCW3)?
R?Interrupt?Request?Register(IRR)?
R?In-Service?Register(ISR)?
Port?B(0x21/0xA1)?W?Initialization?Command?Word2(ICW2)?
W?Initialization?Command?Word3(ICW3)?
W?Initialization?Command?Word4(ICW4)?
W?Operation?Command?Word1(OCW1)?
R?Interrupt?Mask?Register(IMR)?
表5－1?8259A的I/O端口地址列表?
5．1．3．3?初始化8259A?
8259A?PIC的初始化是通過向其寫一系列“初始化命令字”（Initialization?Command?Word，簡稱ICW）來實現的。其中，ICW1必須寫到Port?A（0x20/0xA0）中，而ICW2、ICW3和ICW4則必須寫到Port?B（0x21/0xA1）中。此外，主、從8259A必須分別進行初始化。?
ICW1的格式如下圖5－5所示：?
ICW2的格式如下圖5－6所示：?
在MCS－80/85模式下，A15－A8指定中斷向量地址；而在80x86模式下，T7－T3用于指定中斷向量地址，而bit[2:0]則可被設置為0。?
ICW3（Master?Device）的格式如下：?
Si（0≤i≤7）為1則表示相應的IRi上級聯了一個Slave?8259A?PIC。?
ICW3（Slave?Device）的格式如下：?
Bit[7:3]總為0，而ID2、ID1、ID0（即bit[2:0]）用于標識Slave?8259A連接在Master?8259A的哪一根IRQ線上。例如：010就表示Slave?8259A是連接在Master?8259A的IR2上。?
ICW4的格式如下：?
5．1．3．4?控制8259A?
可以向Port?A或Port?B寫入“控制命令字”（Control?Command?Word，簡稱OCW）來控制8259A?PIC。有三種類型的OCW，其中OCW1只能被寫入到Port?B中，OCW2和OCW3只能被寫到Port?A中。?
OCW1（Interrupt?Mask?Register）的格式如下：?
M7…M0就是IRQ7…IRQ0各自對應的屏蔽位。IMR寄存器可以通過向Port?B寫入OCW1來設置，它的當前值也可以通過讀取Port?B來得到。?
OCW2的格式如下：?
OCW3的格式如下：?
§5．2?Linux對IDT的初始化?
5．2．1?定義IDT的數據結構?
Linux在include/asm-i386／Desc.h頭文件中定義了數據結構desc_struct，用來描述i386?CPU中的各種描述符（均為8字節），如下：?
struct?desc_struct?{?
unsigned?long?a,b;?
};?
基于上述結構，Linux在arch/i386/kernel/traps.c文件中定義了數組idt_table［256］，來表示中斷描述符表IDT，其定義如下：?
/*?
*?The?IDT?has?to?be?page-aligned?to?simplify?the?Pentium?
*?F0?0F?bug?workaround..?We?have?a?special?link?segment?
*?for?this.?
*/?
struct?desc_struct?idt_table[256]?__attribute__((__section__(".data.idt")))?=?{?{0,?0},?};?
5．2．2?對門的操作函數?
Linux在arch/i386/kernel/traps.c文件中定義了宏_set_gate()，用來設置一個描述符（即門）的具體值。由于Linux內核代碼均在段選擇子__KERNEL_CS所指向的內核段中，因此門中的Segment?Selector字段總是等于__KERNEL_CS。宏_set_gate()有四個參數：（1）gate_addr：描述符desc_struct結構類型的指針，指定待操作的描述符，通常指向數組idt_table中的某個項。（2）type：描述符類型，對應于門格式中的Type字段。（3）dpl：該描述符的權限級別；（4）addr：中斷處理程序入口地址的段內偏移量，由于內核段的起始地址總是為0，因此中斷處理程序在內核段中的段內偏移量也就是中斷處理程序的入口地址（即核心虛地址）。?
宏_set_gate（）的源碼如下：?
#define?_set_gate(gate_addr,type,dpl,addr)?\?
do?{?\?
int?__d0,?__d1;?\?
__asm__?__volatile__?("movw?%%dx,%%ax\n\t"?\?
"movw?%4,%%dx\n\t"?\?
"movl?%%eax,%0\n\t"?\?
"movl?%%edx,%1"?\?
:"=m"?(*((long?*)?(gate_addr))),?\?
"=m"?(*(1+(long?*)?(gate_addr))),?"=&a"?(__d0),?"=&d"?(__d1)?\?
:"i"?((short)?(0x8000+(dpl<<13)+(type<<8))),?\?
"3"?((char?*)?(addr)),"2"?(__KERNEL_CS?<<?16));?\?
}?while?(0)?
由于不同的門其Type字段和DPL字段是固定的，因此Linux又在宏_set_gate（）的基礎上為不同類型的門分別封裝了專用的操作宏，它們同樣也在traps.c文件中：?
（1）中斷門的操作宏set_intr_gate()，其源碼如下：?
void?set_intr_gate(unsigned?int?n,?void?*addr)?
{?
_set_gate(idt_table+n,14,0,addr);?／＊?Type=1110（14），dpl=0（ring?0）＊／?
}?
其中，參數n是中斷向量（被用作IDT表的索引）。參數addr是中斷處理程序的入口地址。?
（2）陷阱門的操作宏set_trap_gate()。其源碼如下：?
static?void?__init?set_trap_gate(unsigned?int?n,?void?*addr)?
{?
_set_gate(idt_table+n,15,0,addr);?／＊?Type=1111（15），dpl=0（ring?0）＊／?
}?
（3）系統門的操作宏set_system_gate()。Linux擴展了INTEL的術語，它將可編程異常所對應的中斷描述符稱為“系統門”。系統門的DPL字段為3（用戶態），因此使得用戶進程可以在用戶態下（I386運行在ring?3級別）通過int指令或其它指令穿越系統門而進入內核態。?
static?void?__init?set_system_gate(unsigned?int?n,?void?*addr)?
{?
_set_gate(idt_table+n,15,3,addr);?／＊?Type=1111（15），dpl=3（ring?3）＊／?
}?
（4）調用門的操作宏set_call_gate()，其源碼如下：?
static?void?__init?set_call_gate(void?*a,?void?*addr)?
{?
_set_gate(a,12,3,addr);?／＊?Type=1100（12），dpl=3（ring?3）＊／?
}?
從上述這四個專用的宏操作實現也可以看出，Linux并沒有使用i386?CPU的調用門和任務門，而是僅僅使用了中斷門和陷阱門（Linux又將它細分為陷阱門和系統門）兩種中斷描述符。?
5．2．3?對IDT表的初始化設置?
Linux內核在初始階段完成了對也是虛存管理機制的初始化后，便調用trap_init()函數和init_IRQ()函數對i386?CPU中斷機制的核心——IDT進行初始化設置。如下：?
asmlinkage?void?__init?start_kernel(void)?
{?
……?
trap_init();?
init_IRQ();?
……?
}?
其中，函數trap_init()用來對除外設中斷（32－47）以外的所有處理器保留的中斷向量進行初始化。而init_IRQ（）函數則用來初始化對應于主、從8259A中斷控制器的可屏蔽外設中斷32－47。?
函數trap_init()定義在arch/i386/kernel/traps.c文件中，其源碼如下：?
void?__init?trap_init(void)?
{?
#ifdef?CONFIG_EISA?
if?(isa_readl(0x0FFFD9)?==?'E'+('I'<<8)+('S'<<16)+('A'<<24))?
EISA_bus?=?1;?
#endif?
set_trap_gate(0,÷_error);?
set_trap_gate(1,&debug);?
set_intr_gate(2,&nmi);?
set_system_gate(3,&int3);?/*?int3-5?can?be?called?from?all?*/?
set_system_gate(4,&overflow);?
set_system_gate(5,&bounds);?
set_trap_gate(6,&invalid_op);?
set_trap_gate(7,&device_not_available);?
set_trap_gate(8,&double_fault);?
set_trap_gate(9,&coprocessor_segment_overrun);?
set_trap_gate(10,&invalid_TSS);?
set_trap_gate(11,&segment_not_present);?
set_trap_gate(12,&stack_segment);?
set_trap_gate(13,&general_protection);?
set_trap_gate(14,&page_fault);?
set_trap_gate(15,&spurious_interrupt_bug);?
set_trap_gate(16,&coprocessor_error);?
set_trap_gate(17,&alignment_check);?
set_trap_gate(18,&machine_check);?
set_trap_gate(19,&simd_coprocessor_error);?
set_system_gate(SYSCALL_VECTOR,&system_call);?
/*?
*?default?LDT?is?a?single-entry?callgate?to?lcall7?for?iBCS?
*?and?a?callgate?to?lcall27?for?Solaris/x86?binaries?
*/?
set_call_gate(&default_ldt[0],lcall7);?
set_call_gate(&default_ldt[4],lcall27);?
/*?
*?Should?be?a?barrier?for?any?external?CPU?state.?
*/?
cpu_init();?
#ifdef?CONFIG_X86_VISWS_APIC?
superio_init();?
lithium_init();?
cobalt_init();?
#endif?
}?
從上述代碼可以看出，trap_init()函數的核心就是做兩件事：（1）設置IDT的前20個表項，這是因為在0－31這32個CPU保留的異常中斷向量中，Intel僅定義了前20個（0－19）中斷向量，而中斷向量20－31這12個中斷向量則保留待以后擴展。（2）設置中斷向量SYSCALL_VECTOR（0x80），以用于系統調用的實現。?
函數init_IRQ()實現在arch/i386/kernel/i8259.c文件中。它負責初始化IDT表中的后224個中斷描述符即中斷向量32－256所對應的中斷描述符（除了用于syscall的中斷向量0x80）。其源碼如下：?
void?__init?init_IRQ(void)?
{?
int?i;?
#ifndef?CONFIG_X86_VISWS_APIC?
init_ISA_irqs();?
#else?
init_VISWS_APIC_irqs();?
#endif?
/*?
*?Cover?the?whole?vector?space,?no?vector?can?escape?
*?us.?(some?of?these?will?be?overridden?and?become?
*?'special'?SMP?interrupts)?
*/?
for?(i?=?0;?i?<?NR_IRQS;?i++)?{?
int?vector?=?FIRST_EXTERNAL_VECTOR?+?i;?
if?(vector?!=?SYSCALL_VECTOR)?
set_intr_gate(vector,?interrupt);?
}?
#ifdef?CONFIG_SMP?
/*?
*?IRQ0?must?be?given?a?fixed?assignment?and?initialized,?
*?because?it's?used?before?the?IO-APIC?is?set?up.?
*/?
set_intr_gate(FIRST_DEVICE_VECTOR,?interrupt[0]);?
/*?
*?The?reschedule?interrupt?is?a?CPU-to-CPU?reschedule-helper?
*?IPI,?driven?by?wakeup.?
*/?
set_intr_gate(RESCHEDULE_VECTOR,?reschedule_interrupt);?
/*?IPI?for?invalidation?*/?
set_intr_gate(INVALIDATE_TLB_VECTOR,?invalidate_interrupt);?
/*?IPI?for?generic?function?call?*/?
set_intr_gate(CALL_FUNCTION_VECTOR,?call_function_interrupt);?
#endif?
#ifdef?CONFIG_X86_LOCAL_APIC?
/*?self?generated?IPI?for?local?APIC?timer?*/?
set_intr_gate(LOCAL_TIMER_VECTOR,?apic_timer_interrupt);?
/*?IPI?vectors?for?APIC?spurious?and?error?interrupts?*/?
set_intr_gate(SPURIOUS_APIC_VECTOR,?spurious_interrupt);?
set_intr_gate(ERROR_APIC_VECTOR,?error_interrupt);?
#endif?
/*?
*?Set?the?clock?to?HZ?Hz,?we?already?have?a?valid?
*?vector?now:?
*/?
outb_p(0x34,0x43);?/*?binary,?mode?2,?LSB/MSB,?ch?0?*/?
outb_p(LATCH?&?0xff?,?0x40);?/*?LSB?*/?
outb(LATCH?>>?8?,?0x40);?/*?MSB?*/?
#ifndef?CONFIG_VISWS?
setup_irq(2,?&irq2);?
#endif?
/*?
*?External?FPU??Set?up?irq13?if?so,?for?
*?original?braindamaged?IBM?FERR?coupling.?
*/?
if?(boot_cpu_data.hard_math?&&?!cpu_has_fpu)?
setup_irq(13,?&irq13);?
}?
該函數主要執行以下幾個步驟：?
1.?在沒有配置80x86?APIC的情況下，調用init_ISA_irqs()函數來初始化中斷向量32－256這后224個中斷向量所對應的IRQ描述符。否則就調用init_VISWS_APIC_irqs()來完成這一點。PC體系結構中通常都沒有配置APIC，因此后面將詳細分析init_ISA_irqs()函數。?
2.?接下來，用一個簡單的for循環來初始化32－256這后224個中斷向量（除了用于syscall之外的0x80中斷向量）在IDT中對應的描述符。位于32－256之間的中斷向量i所對應的中斷處理程序入口地址由數組元素interrupt［i－32］。后面將會詳細介紹這個數組interrupt［224］——一個被內核用來保存中斷處理程序入口地址的數組。?
3.?初始化系統時鐘。?
4.?如果沒有定義CONFIG_VISWS配置選項，則調用setup_irq()函數將8259A中斷控制器的IRQ2設置為用于級聯。?
5.?如果使用了FPU，則將IRQ13分配用于數學協處理器的錯誤報告中斷。所以調用setup_irq()函數將IRQ13設置為用于FPU。?
接下來將討論內核對中斷處理程序的構建，也即數組interrupt［224］的構建。?
§5．3內核對中斷服務程序的構建?
由上一節對init_IRQ()函數的分析我們知道，函數指針數組interrupt［］中定義了中斷向量32－256所對應的中斷服務程序的入口地址。本節我們就來分析一下Linux內核是如何巧妙地為這224個中斷向量構建ISR的。?
函數指針數組interrupt［］定義在arch/i386／kernel/i8259.c文件中：?
#define?IRQ(x,y)?\?
IRQ##x##y##_interrupt?
#define?IRQLIST_16(x)?\?
IRQ(x,0),?IRQ(x,1),?IRQ(x,2),?IRQ(x,3),?\?
IRQ(x,4),?IRQ(x,5),?IRQ(x,6),?IRQ(x,7),?\?
IRQ(x,8),?IRQ(x,9),?IRQ(x,a),?IRQ(x,b),?\?
IRQ(x,c),?IRQ(x,d),?IRQ(x,e),?IRQ(x,f)?
void?(*interrupt[NR_IRQS])(void)?=?{?
IRQLIST_16(0x0),?
#ifdef?CONFIG_X86_IO_APIC?
IRQLIST_16(0x1),?IRQLIST_16(0x2),?IRQLIST_16(0x3),?
IRQLIST_16(0x4),?IRQLIST_16(0x5),?IRQLIST_16(0x6),?IRQLIST_16(0x7),?
IRQLIST_16(0x8),?IRQLIST_16(0x9),?IRQLIST_16(0xa),?IRQLIST_16(0xb),?
IRQLIST_16(0xc),?IRQLIST_16(0xd)?
#endif?
};?
#undef?IRQ?
#undef?IRQLIST_16?
從上述定義可以看出，在沒有定義CONFIG_X86_IO_APIC配置選項的單CPU體系結構中，interrupt［］數組中只有前16個數組元素中包含有有效的指針（也即對應于主、從8259A中斷控制器的中斷請求）。?
先看宏IRQ()的定義。我們知道GCC預編譯符號＃＃的作用就是將字符串連接在一起。因此經過GCC的預編譯處理后，宏IRQ(x,y)實際上就是符號IRQxy_interrupt。?
在來看宏IRQLIST_16（）。它的作用主要是為了避免重復的文字輸入。因此但在interrupt［］數組的初始化中以參數0x0來調用宏IRQLIST_16（）時，我們所得到的就是16個宏定義：IRQ(0x0,0)?、…、IRQ(0x0,f)，將IRQ()宏繼續展開，我們就可知道interrupt［］函數指針數組的前16項的值為：IRQ0x00_interrupt、…、IRQ0x0f_interrupt。而后208個數組元素則或者都是NULL指針（在沒有APIC的情況下），或者分別是IRQ0x10_interrupt…IRQ0xdf_interrupt。?
現在我們已經清楚地了解了interrupt［224］數組的定義以及它的初始值。很自然地我們會想到，函數IRQ0x00_interrupt到IRQ0xdf_interrupt這224個函數又是在哪定義的呢？請看i8259.c文件中另外幾行宏定義與宏引用：?
#define?BI(x,y)?\?
BUILD_IRQ(x##y)?
#define?BUILD_16_IRQS(x)?\?
BI(x,0)?BI(x,1)?BI(x,2)?BI(x,3)?\?
BI(x,4)?BI(x,5)?BI(x,6)?BI(x,7)?\?
BI(x,8)?BI(x,9)?BI(x,a)?BI(x,b)?\?
BI(x,c)?BI(x,d)?BI(x,e)?BI(x,f)?
/*?
*?ISA?PIC?or?low?IO-APIC?triggered?(INTA-cycle?or?APIC)?interrupts:?
*?(these?are?usually?mapped?to?vectors?0x20-0x2f)?
*/?
BUILD_16_IRQS(0x0)?
顯然，以參數0x0來引用BUILD_16_IRQ()宏在經過gcc預處理后，將展開成：BUILD_IRQ(0x00)、BUILD_IRQ(0x01)、…、BUILD_IRQ(0x0f)等共16個宏定義的引用。而宏BUILD_IRQ()則是定義在include/asm-i386/hw_irq.h頭文件中定義的：?
#define?BUILD_IRQ(nr)?\?
asmlinkage?void?IRQ_NAME(nr);?\?
__asm__(?\?
"\n"__ALIGN_STR"\n"?\?
SYMBOL_NAME_STR(IRQ)?#nr?"_interrupt:\n\t"?\?
"pushl?$"#nr"-256\n\t"?\?
"jmp?common_interrupt");?
上述代碼中的IRQ_NAME()宏也是定義在include/asm-i386/hw_irq.h中：?
#define?IRQ_NAME2(nr)?nr##_interrupt(void)?
#define?IRQ_NAME(nr)?IRQ_NAME2(IRQ##nr)?
所以，宏引用IRQ_NAME(nr)被展開后也就是一個類似于IRQ0x01_interrupt(void)這樣的函數名。?
因此，從BUILD_IRQ(0x00)到BUILD_IRQ(0x0f)這一共16個宏引用經過gcc預處理后，將展開成為一系列如下樣式的代碼：?
amslinkage?void?IRQ0x01_interrupt(void);?
__asm__(?\?
“\n”?\?
“IRQ0x01_interrupt:\n\t”?\?
“pushl?$0x01-256?\n\t”?\?
“jmp?common_interrupt”);?
可以看出，Linux內核正是通過gcc的預處理功能巧妙地定義了從IRQ0x00_interrupt（）到IRQ0x0f_interrupt()這16個中斷處理函數。?
下面在來看看中斷處理函數IRQ0x00_interrupt()到IRQ0x0f_interrupt()本身的流程。這16個中斷處理函數的執行過程都是一樣的，它主要完成兩件事：（1）將立即數（IRQ號－256）這樣一個負數壓入內核堆棧，以供中斷處理流程中后面的函數獲取中斷號。比如對于中斷向量0x20，它對應于注8259A中斷控制器的IRQ0，因此其中斷服務程序的入口地址應該是interrupt［0］，也即函數IRQ0x00_interrupt（），該函數所做的第一件事情就是把負數－256壓入內核堆棧中。這里之所以用復數來表示中斷號，是因為正數已被用于標識0x80中斷中的系統調用號。（2）所有的中斷服務函數所做的第二件事情都相同——即跳轉到一個公共的的程序common_interrupt中，并由該公共程序繼續對中斷請求進行服務。?
5．3．1?公共的中斷服務程序——common_interrupt?
在源文件arch/i386/kernel/i8259.c中一開始就引用了宏BUILD_COMMON_IRQ()，其作用就是構建面向所有中斷的公共服務程序common_interrup，如下所示：?
36：?BUILD_COMMON_IRQ()?
宏BUILD_COMMON_IRQ()定義在頭文件include/asm-i386/hw_irq.h中，如下所示：?
#define?BUILD_COMMON_IRQ()?\?
asmlinkage?void?call_do_IRQ(void);?\?
__asm__(?\?
"\n"?__ALIGN_STR"\n"?\?
"common_interrupt:\n\t"?\?
SAVE_ALL?\?
"pushl?$ret_from_intr\n\t"?\?
SYMBOL_NAME_STR(call_do_IRQ)":\n\t"?\?
"jmp?"SYMBOL_NAME_STR(do_IRQ));?
上述代碼經過展開后，就成為如下匯編代碼：?
common_interrupt：?
SAVE_ALL?
call?do_IRQ?
jmp?ret_from_intr?
可以看出，公共服務程序common_interrupt主要做三件事：（1）首先，調用宏SAVE_ALL來保存CPU的執行現場；（2）然后，調用總控函數do_IRQ()對中斷請求進行真正的服務；（3）當從do_IRQ()返回后，跳到函數ret_from_intr，進入中斷返回操作。?
用于保存現場的SAVE_ALL宏定義在arch/i386/kernel/entry.S文件中，如下所示：?
#define?SAVE_ALL?\?
cld;?\?
pushl?%es;?\?
pushl?%ds;?\?
pushl?%eax;?\?
pushl?%ebp;?\?
pushl?%edi;?\?
pushl?%esi;?\?
pushl?%edx;?\?
pushl?%ecx;?\?
pushl?%ebx;?\?
movl?$(__KERNEL_DS),%edx;?\?
movl?%edx,%ds;?\?
movl?%edx,%es;?
說明幾點：（1）用戶態堆棧SS寄存器和ESP寄存器是在切換到內核態堆棧被壓入的；（2）CPU在進入中斷服務程序之前已經把EFLAGS寄存器和返回地址壓入堆棧中；（3）段寄存器DS和ES被更改為內核態的段選擇符__KERNEL_DS。因此，在執行SAVE_ALL宏之后內核態堆棧的內容應為如下圖所示：?
而Linux也根據上圖中的關系在arch/i386/kernel/entry.S文件中定義了一些常數來表示個寄存器的內容相對于當前內核堆棧指針的偏移：?
EBX?=?0x00?
ECX?=?0x04?
EDX?=?0x08?
ESI?=?0x0C?
EDI?=?0x10?
EBP?=?0x14?
EAX?=?0x18?
DS?=?0x1C?
ES?=?0x20?
ORIG_EAX?=?0x24?
EIP?=?0x28?
CS?=?0x2C?
EFLAGS?=?0x30?
OLDESP?=?0x34?
OLDSS?=?0x38?
真正對中斷請求進行服務的do_IRQ()函數和中斷返回函數ret_from_intr（）將在下面介紹。在分析總控函數do_IRQ()之前，先來討論一下中斷請求描述符和中斷服務隊列。?
§5．4?中斷請求描述符和中斷服務隊列?
我們都知道，在256個中斷向量中，i386?CPU保留了0～31這前32個中斷向量用于CPU異常，而剩余的224個中斷向量則是可用于外設中斷或軟中斷的可使用中斷向量。由于不同體系結構的CPU所保留的中斷向量不同，因此剩余的可使用中斷向量數目也不同。所以，Linux定義了宏NR_IRQS來表示這個值。對于i386而言，該宏定義在include/asm-i386/irq.h頭文件中：?
＃define?TIME_IRQ?0?／＊?for?i386，主8259A的IRQ0用于時鐘中斷?＊／?
＃define?NR_IRQS?224?
5．4．1?對中斷控制器的抽象描述?
在剩余的224個可用中斷向量中，各中斷向量所對應的中斷類型也是不同的。比如對于PC機，中斷向量0x20～0x2f則來自于主、從8259A?PIC，其余中斷向量則屬于軟中斷（Linux僅僅使用了其中的0x80）。因此有必要對這些不同類型的中斷向量進行區分。?
另外，從中斷控制器的角度看，盡管不同平臺使用不同的PIC，但幾乎所有的PIC都由相同的基本功能和工作方式。因此為了獲得更好的跨平臺兼容性，Linux對中斷控制器進行了抽象描述。定義在頭文件include/linux/irq.h頭文件中的數據結構hw_interrupt_type描述了一個標準的中斷控制器，如下所示：?
/*?
*?Interrupt?controller?descriptor.?This?is?all?we?need?
*?to?describe?about?the?low-level?hardware.?
*/?
struct?hw_interrupt_type?{?
const?char?*?typename;?
unsigned?int?(*startup)(unsigned?int?irq);?
void?(*shutdown)(unsigned?int?irq);?
void?(*enable)(unsigned?int?irq);?
void?(*disable)(unsigned?int?irq);?
void?(*ack)(unsigned?int?irq);?
void?(*end)(unsigned?int?irq);?
void?(*set_affinity)(unsigned?int?irq,?unsigned?long?mask);?
};?
typedef?struct?hw_interrupt_type?hw_irq_controller;?
在此基礎上，Linux又在arch/i386/kernel/i8259.c文件中定義了全局變量i82559_irq_type，以用于所有來自主、從8259A中斷控制器的中斷請求（對應的中斷向量為0x20~0x2f），如下：?
static?struct?hw_interrupt_type?i8259A_irq_type?=?{?
"XT-PIC",?
startup_8259A_irq,?
shutdown_8259A_irq,?
enable_8259A_irq,?
disable_8259A_irq,?
mask_and_ack_8259A,?
end_8259A_irq,?
NULL?
};?
而對于0x30～0xff子間的中斷向量，Linux也在arch/i386/kernel/irq.c文件中定義了全局變量no_irq_type——一個虛擬的中斷控制器，以表示這些中斷向量的中斷請求并不是來自于任何硬件PIC的中斷，而是由軟件編程指令產生的軟中斷。如下所示：?
/*?startup?is?the?same?as?"enable",?shutdown?is?same?as?"disable"?*/?
#define?shutdown_none?disable_none?
#define?end_none?enable_none?
struct?hw_interrupt_type?no_irq_type?=?{?
"none",?
startup_none,?
shutdown_none,?
enable_none,?
disable_none,?
ack_none,?
end_none?
};?
5．4．2?IRQ描述符?
由上面的討論可知，中斷向量0x20~0xff所對應的中斷請求是不同的，所以Linux在include/linux/irq.h頭文件中定義了數據結構irq_desc_t來描述一個中斷請求行為的屬性。如下所示：?
typedef?struct?{?
unsigned?int?status;?/*?IRQ?status?*/?
hw_irq_controller?*handler;?
struct?irqaction?*action;?/*?IRQ?action?list?*/?
unsigned?int?depth;?/*?nested?irq?disables?*/?
spinlock_t?lock;?
}?____cacheline_aligned?irq_desc_t;?
各成員的含義如下：?
（1）status：表示中斷請求的狀態。它可以是下列值：?
/*?
*?IRQ?line?status.?
*/?
#define?IRQ_INPROGRESS?1?/*?IRQ?handler?active?-?do?not?enter!?*/?
#define?IRQ_DISABLED?2?/*?IRQ?disabled?-?do?not?enter!?*/?
#define?IRQ_PENDING?4?/*?IRQ?pending?-?replay?on?enable?*/?
#define?IRQ_REPLAY?8?/*?IRQ?has?been?replayed?but?not?acked?yet?*/?
#define?IRQ_AUTODETECT?16?/*?IRQ?is?being?autodetected?*/?
#define?IRQ_WAITING?32?/*?IRQ?not?yet?seen?-?for?autodetection?*/?
#define?IRQ_LEVEL?64?/*?IRQ?level?triggered?*/?
#define?IRQ_MASKED?128?/*?IRQ?masked?-?shouldn't?be?seen?again?*/?
#define?IRQ_PER_CPU?256?/*?IRQ?is?per?CPU?*/?
上述這些狀態標志值也是定義在include/linux/irq.h頭文件中。?
（2）handler指針：指向這個中斷請求所來自的中斷控制器描述符。對于中斷向量0x20~0x2f上的中斷請求而言，該成員指針應該指向全局變量i8259_irq_type；而對于其余軟中斷的中斷請求，該指針因該指向no_irq_type。?
（3）action指針：指向服務這個中斷請求的、由設備驅動程序注冊的服務程序（ISR）隊列。?
（4）depth：表示action指針所指向的中斷請求服務隊列的長度。?
（5）lock：對irq_desc_t結構中其他成員進行訪問保護的自旋鎖。這是因為內核中irq_desc_t類型的變量（如下面的irq_desc［］數組）都是全局變量，因此對它們的訪問都必須是互斥地進行的。?
在上述結構的基礎上，Linux在arch/i386/kernel/irq.c文件中定義了數組irq_desc［224］來分別描述中斷向量0x20~0xff所對應的中斷請求：?
/*?
*?Controller?mappings?for?all?interrupt?sources:?
*/?
irq_desc_t?irq_desc[NR_IRQS]?__cacheline_aligned?=?
{?[0?...?NR_IRQS-1]?=?{?0,?&no_irq_type,?NULL,?0,?SPIN_LOCK_UNLOCKED}};?
5．4．3?中斷請求服務隊列?
現代外設總線（如PCI）通常都允許外設共享一個IRQ線，因此一個中斷向量可能會對應有多個由設備驅動程序提供的中斷請求服務例程（ISR），所以Linux內核必須有效地將這個多個來自不同的device?driver的ISR組織起來。為此，Linux通過數據結構irqaction來描述一個設備驅動程序對中斷請求的服務行為，其定義如下所示（include/linux/interrupt.h）：?
struct?irqaction?{?
void?(*handler)(int,?void?*,?struct?pt_regs?*);?
unsigned?long?flags;?
unsigned?long?mask;?
const?char?*name;?
void?*dev_id;?
struct?irqaction?*next;?
};?
各成員的含義如下：?
（1）handler指針：指向驅動程序的ISR入口地址。?
（2）flags：描述中斷類型的屬性標志，它可以是下列三個值的“或”：?
l?SA_SHIRQ：表示中斷是共享的。?
l?SA_INTERRUPT：當執行handler函數時，屏蔽同級中斷。?
l?SA_SAPLE_RANDOM。?
（3）mask：屏蔽掩碼。?
（4）name指針：表示提供handler函數的設備名稱。?
（5）dev_id：一個唯一的設備標識符。注意！當flags屬性中設置了SA_SHIRQ屬性時，dev_id指針不能為NULL。?
（6）next指針：指向同屬于該中斷請求的下一個服務行為。Linux就是通過next指針把同一個中斷向量的中斷請求的多個服務行為組織成為一條中斷請求服務隊列的。?
下圖5－14清晰地描述了與中斷請求相關的幾個數據結構之間的關系：?
5．4．4?中斷請求描述符數組的初始化?
函數init_ISA_irqs()完成對中斷請求描述符數組irq_desc［］中各元素的初始化，該函數定義在arch/i386/kernel/i8259.c文件中，如下所示：?
void?__init?init_ISA_irqs?(void)?
{?
int?i;?
init_8259A(0);?
for?(i?=?0;?i?<?NR_IRQS;?i++)?{?
irq_desc.status?=?IRQ_DISABLED;?
irq_desc.action?=?0;?
irq_desc.depth?=?1;?
if?(i?<?16)?{?
/*?
*?16?old-style?INTA-cycle?interrupts:?
*/?
irq_desc.handler?=?&i8259A_irq_type;?
}?else?{?
/*?
*?'high'?PCI?IRQs?filled?in?on?demand?
*/?
irq_desc.handler?=?&no_irq_type;?
}?
}?
}?
初始化的過程很簡單：中斷向量0x20~0x2f分別與中斷描述符irq_desc［0］～irq_desc［15］相對應，因此它們的handler指針指向i8259A_irq_type，因為它們的中斷請求來自于主、從8259A中斷控制器。而其余軟中斷描述符的handler指針則指向no_irq_type這個虛擬中斷控制器描述符。?
5．4．5?注冊驅動程序的ISR?
Linux在include/linux/sched.h頭文件中聲明了函數接口request_irq()和free_irq()，以供設備驅動程序向內核注冊和注銷驅動程序所提供的ISR函數。這兩個函數都是實現在文件arch/i386/kernel/irq.c中。?
首先，我們來分析request_irq（）函數。該函數有5個參數：（1）irq：外設所使用的IRQ線號。（2）handler函數指針：設備驅動程序所實現的ISR函數。（3）irqflags：設備驅動程序指定的中斷請求類型標志，它可以是下列三個值的“或”：SA_SHIRQ、SA_INTERRUPT和SA_SAMPLE_RANDOM。（4）devname指針：設備名字字符串。（5）dev_id：指向全局唯一的設備標識ID，這是一個void類型的指針，可供設備驅動程序自行解釋。該函數的源碼如下：?
/**?
*?request_irq?-?allocate?an?interrupt?line?
*?@irq:?Interrupt?line?to?allocate?
*?@handler:?Function?to?be?called?when?the?IRQ?occurs?
*?@irqflags:?Interrupt?type?flags?
*?@devname:?An?ascii?name?for?the?claiming?device?
*?@dev_id:?A?cookie?passed?back?to?the?handler?function?
*?
*?This?call?allocates?interrupt?resources?and?enables?the?
*?interrupt?line?and?IRQ?handling.?From?the?point?this?
*?call?is?made?your?handler?function?may?be?invoked.?Since?
*?your?handler?function?must?clear?any?interrupt?the?board?
*?raises,?you?must?take?care?both?to?initialise?your?hardware?
*?and?to?set?up?the?interrupt?handler?in?the?right?order.?
*?
*?Dev_id?must?be?globally?unique.?Normally?the?address?of?the?
*?device?data?structure?is?used?as?the?cookie.?Since?the?handler?
*?receives?this?value?it?makes?sense?to?use?it.?
*?
*?If?your?interrupt?is?shared?you?must?pass?a?non?NULL?dev_id?
*?as?this?is?required?when?freeing?the?interrupt.?
*?
*?Flags:?
*?
*?SA_SHIRQ?Interrupt?is?shared?
*?
*?SA_INTERRUPT?Disable?local?interrupts?while?processing?
*?
*?SA_SAMPLE_RANDOM?The?interrupt?can?be?used?for?entropy?
*?
*/?
int?request_irq(unsigned?int?irq,?
void?(*handler)(int,?void?*,?struct?pt_regs?*),?
unsigned?long?irqflags,?
const?char?*?devname,?
void?*dev_id)?
{?
int?retval;?
struct?irqaction?*?action;?
#if?1?
/*?
*?Sanity-check:?shared?interrupts?should?REALLY?pass?in?
*?a?real?dev-ID,?otherwise?we'll?have?trouble?later?trying?
*?to?figure?out?which?interrupt?is?which?(messes?up?the?
*?interrupt?freeing?logic?etc).?
*/?
if?(irqflags?&?SA_SHIRQ)?{?
if?(!dev_id)?
printk("Bad?boy:?%s?(at?0x%x)?called?us?without?a?dev_id!\n",?devname,?(&irq)[-1]);?
}?
#endif?
if?(irq?>=?NR_IRQS)?
return?-EINVAL;?
if?(!handler)?
return?-EINVAL;?
action?=?(struct?irqaction?*)?
kmalloc(sizeof(struct?irqaction),?GFP_KERNEL);?
if?(!action)?
return?-ENOMEM;?
action->handler?=?handler;?
action->flags?=?irqflags;?
action->mask?=?0;?
action->name?=?devname;?
action->next?=?NULL;?
action->dev_id?=?dev_id;?
retval?=?setup_irq(irq,?action);?
if?(retval)?
kfree(action);?
return?retval;?
}?
對該函數的NOTE如下：?
（1）首先進行參數檢查。①在指定了中斷共享標志IRQ_SHIRQ標志時，參數dev_id必須有效，不能為NULL；②IRQ線號參數irq不能大于NR_IRQS；③handler指針不能為NULL。?
（2）調用kmalloc（）函數在SLAB分配器緩存中為結構類型irqaction分配內存，以構建一個中斷服務描述符。如果分配失敗，則返回－ENOMEM，表示系統內存不足。?
（3）然后，根據參數相應地初始化剛剛構建的中斷服務描述符中的各個成員。?
（4）最后調用setup_irq()函數將上述構建號的中斷服務描述符插入到參數irq所對應的中斷服務隊列中去。如果setup_irq()函數返回非0值，表示插入失敗，因此調用kfree（）函數將前面構建的中斷服務描述符釋放掉。?
（5）最后，返回返回值retval。0表示成功，非0表示失敗。?
函數setup_irq（）用來將一個已經構建好的中斷服務描述符插入到相應的中斷服務隊列中。參數irq指定IRQ輸入線號，它指定將中斷描述符插到哪一個中斷服務隊列中去；參數new指針指向待插入的中斷服務描述符。該函數的源碼如下：?
/*?this?was?setup_x86_irq?but?it?seems?pretty?generic?*/?
int?setup_irq(unsigned?int?irq,?struct?irqaction?*?new)?
{?
int?shared?=?0;?
unsigned?long?flags;?
struct?irqaction?*old,?**p;?
irq_desc_t?*desc?=?irq_desc?+?irq;?
/*?
*?Some?drivers?like?serial.c?use?request_irq()?heavily,?
*?so?we?have?to?be?careful?not?to?interfere?with?a?
*?running?system.?
*/?
if?(new->flags?&?SA_SAMPLE_RANDOM)?{?
/*?
*?This?function?might?sleep,?we?want?to?call?it?first,?
*?outside?of?the?atomic?block.?
*?Yes,?this?might?clear?the?entropy?pool?if?the?wrong?
*?driver?is?attempted?to?be?loaded,?without?actually?
*?installing?a?new?handler,?but?is?this?really?a?problem,?
*?only?the?sysadmin?is?able?to?do?this.?
*/?
rand_initialize_irq(irq);?
}?
/*?
*?The?following?block?of?code?has?to?be?executed?atomically?
*/?
spin_lock_irqsave(&desc->lock,flags);?
p?=?&desc->action;?
if?((old?=?*p)?!=?NULL)?{?
/*?Can't?share?interrupts?unless?both?agree?to?*/?
if?(!(old->flags?&?new->flags?&?SA_SHIRQ))?{?
spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags);?
return?-EBUSY;?
}?
/*?add?new?interrupt?at?end?of?irq?queue?*/?
do?{?
p?=?&old->next;?
old?=?*p;?
}?while?(old);?
shared?=?1;?
}?
*p?=?new;?
if?(!shared)?{?
desc->depth?=?0;?
desc->status?&=?~(IRQ_DISABLED?|?IRQ_AUTODETECT?|?IRQ_WAITING);?
desc->handler->startup(irq);?
}?
spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags);?
register_irq_proc(irq);?
return?0;?
}?
對該函數的NOTE如下：?
（1）首先根據參數irq的值找到相應的中斷請求描述符，也即irq_desc?+?irq，并讓指針desc指向它。?
（2）如果待插入中斷服務描述符中的flags成員中設置了SA_SAMPLE_RANDOM標志，那就調用rand_initialize_irq()函數來引入一些隨機性。一般設備驅動程序很少使用這個標志。?
（3）因為接下來要對中斷請求描述符desc進行訪問，所以調用spin_lock_irqsave()函數對自旋鎖desc->lock進行加鎖，并同時關中斷。?
（4）將指針p指向desc->action成員。指針desc->action指向將要進行插入操作的中斷服務隊列的第一個元素。因此＊p也就等于desc->action。此外，讓指針old等于（＊p）。因此old也就指向中斷服務隊列的第一個元素。?
（5）然后判斷（＊p）所指向的中斷服務隊列是否為空。如果不為空：①判斷中斷服務隊列的第一個中斷服務描述符和new所指向的待插入中斷服務描述符是否同時都設置了SA_SHIRQ標志。如果沒有，返回錯誤值－EBUSY表示參數irq所指定的IRQ輸入線已經被使用了。注意！必須二者都同意共享IRQ輸入線才行。②通過一個do｛｝while循環來依次遍歷整個中斷服務隊列，直到隊列中的最后一個元素。當從do{}while循環退出時，指針p指向隊列中最后一個中斷服務描述符的next指針成員。③將局部變量shared置1，表示發生中斷共享。?
（6）讓（＊p）等于new指針，從而將new所指向的中斷服務描述符插到中斷服務隊列的尾部。注意！如果原來的中斷服務隊列為空的話，new所指向的中斷服務描述符將成為隊列中唯一的一個元素。?
（7）如果shared變量為0，說明new是中斷服務隊列中插入的第一個元素，因此對中斷請求描述符desc進行相應的初始化設置，包括：將depth置0，清除IRQ_DISABLED、IRQ_AUTODETECT和IRQ_WAITING標志，以及調用中斷控制器描述符的startup()函數來使能irq所指定的IRQ輸入線。?
（8）至此，插入操作結束，因此調用spin_unlock_irqrestore()函數進行解鎖和開中斷。?
（9）最后，調用register_irq_proc()函數注冊相應的／proc文件系統。?
5．4．6?注銷驅動程序的ISR?
函數free_irq（）用來注銷驅動程序先前通過request_irq（）函數所注冊的ISR函數。其源碼如下：?
/**?
*?free_irq?-?free?an?interrupt?
*?@irq:?Interrupt?line?to?free?
*?@dev_id:?Device?identity?to?free?
*?
*?Remove?an?interrupt?handler.?The?handler?is?removed?and?if?the?
*?interrupt?line?is?no?longer?in?use?by?any?driver?it?is?disabled.?
*?On?a?shared?IRQ?the?caller?must?ensure?the?interrupt?is?disabled?
*?on?the?card?it?drives?before?calling?this?function.?The?function?
*?does?not?return?until?any?executing?interrupts?for?this?IRQ?
*?have?completed.?
*?
*?This?function?may?be?called?from?interrupt?context.?
*?
*?Bugs:?Attempting?to?free?an?irq?in?a?handler?for?the?same?irq?hangs?
*?the?machine.?
*/?
void?free_irq(unsigned?int?irq,?void?*dev_id)?
{?
irq_desc_t?*desc;?
struct?irqaction?**p;?
unsigned?long?flags;?
if?(irq?>=?NR_IRQS)?
return;?
desc?=?irq_desc?+?irq;?
spin_lock_irqsave(&desc->lock,flags);?
p?=?&desc->action;?
for?(;;)?{?
struct?irqaction?*?action?=?*p;?
if?(action)?{?
struct?irqaction?**pp?=?p;?
p?=?&action->next;?
if?(action->dev_id?!=?dev_id)?
continue;?
/*?Found?it?-?now?remove?it?from?the?list?of?entries?*/?
*pp?=?action->next;?
if?(!desc->action)?{?
desc->status?|=?IRQ_DISABLED;?
desc->handler->shutdown(irq);?
}?
spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags);?
#ifdef?CONFIG_SMP?
/*?Wait?to?make?sure?it's?not?being?used?on?another?CPU?*/?
while?(desc->status?&?IRQ_INPROGRESS)?
barrier();?
#endif?
kfree(action);?
return;?
}?
printk("Trying?to?free?free?IRQ%d\n",irq);?
spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags);?
return;?
}?
}?
對該函數的NOTE如下：?
（1）為遍歷中斷服務隊列做準備：首先，根據參數irq所指定的IRQ號找到相應的中斷請求描述符desc（=irq_desc+irq）。然后調用spin_lock_irqsave()函數進行加鎖和關中斷。最后，讓指針p指向當前被掃描隊列元素的前一個元素的next指針成員，因此（＊p）就指向隊列中當前正被掃描的中斷服務描述符。初始時，讓指針p指向中斷請求描述符desc的action指針成員，也即（＊p）指向中斷服務隊列的第一個元素。?
（2）用一個for死循環來遍歷隊列。循環體的執行步驟如下：?
n?讓action指針等于（＊p），表示當前正被掃描的隊列元素。?
n?如果action指針不為空：①讓指針pp等于p，因此pp也就指向當前被掃描隊列元素的前一個元素的next指針成員。②更新指針p，讓它指向當前被掃描的中斷服務描述符action的next指針成員，因此（＊p）也就指向下一個隊列元素。③比較參數dev_id和當前中斷服務描述符action的dev_id成員是否不相等，如果不相等，那就執行continue語句繼續掃描隊列。如果相等，則說明我們已經找到要刪除的中斷服務描述符，也即是當前被掃描的中斷服務描述符action。④找到以后，先將所找到的中斷服務描述符action從中斷服務隊列中摘除。語句＊pp＝action->next完成這一點，也即讓前一個元素的next指針指向當前被掃描元素的下一個元素。⑤判斷一下desc->action所指向的中斷服務隊列是否為空，因為中斷服務隊列中可能就只有一個元素，因此前一步的摘除操作又可能會使中斷服務隊列變為空。如果為空，那就在中斷請求描述符的status中設置IRQ_DISABLED標志，并調用PIC描述符的shutdown（）函數禁止這個IRQ輸入線。⑥最后，解除自旋鎖并開中斷，接著調用kfree()函數釋放內存后，函數就可以直接return了。?
n?如果action指針為空，說明已經遍歷到隊列尾部，而此時我們還沒有找到參數dev_id所指定的中斷服務描述符，因此打印警告信息，然后解鎖并開中斷。函數以失敗結束執行。?
我的未來不是夢！?
文章選項：???????????
?
zhanrk
(journeyman)
03-02-14?12:08
??[精華]?Re:?Linux內核的中斷機制分析(continue...)?[re:?zhanrk]????
?
§5．5?Linux對8259A中斷控制器的編程實現?
Linux對主、從8259A中斷控制器的編程實現在源碼文件arch/i386/kernel/i8259.c中，主要包含兩部分：（1）對主、從8259A?PIC的初始化；（2）對控制器描述符i8259A_irq_type中定義的各函數的實現。?
5．5．1?對8259A的初始化?
函數init_8259A（）完成對主、從8259A中斷控制器的初始化工作。如前所述，該函數是被init_ISA_irqs()函數所調用的（參見5.4.4節），其源碼如下：?
void?__init?init_8259A(int?auto_eoi)?
{?
unsigned?long?flags;?
spin_lock_irqsave(&i8259A_lock,?flags);?
outb(0xff,?0x21);?/*?mask?all?of?8259A-1?*/?
outb(0xff,?0xA1);?/*?mask?all?of?8259A-2?*/?
/*?
*?outb_p?-?this?has?to?work?on?a?wide?range?of?PC?hardware.?
*/?
outb_p(0x11,?0x20);?/*?ICW1:?select?8259A-1?init?*/?
outb_p(0x20?+?0,?0x21);?/*?ICW2:?8259A-1?IR0-7?mapped?to?0x20-0x27?*/?
outb_p(0x04,?0x21);?/*?8259A-1?(the?master)?has?a?slave?on?IR2?*/?
if?(auto_eoi)?
outb_p(0x03,?0x21);?/*?master?does?Auto?EOI?*/?
else?
outb_p(0x01,?0x21);?/*?master?expects?normal?EOI?*/?
outb_p(0x11,?0xA0);?/*?ICW1:?select?8259A-2?init?*/?
outb_p(0x20?+?8,?0xA1);?/*?ICW2:?8259A-2?IR0-7?mapped?to?0x28-0x2f?*/?
outb_p(0x02,?0xA1);?/*?8259A-2?is?a?slave?on?master's?IR2?*/?
outb_p(0x01,?0xA1);?/*?(slave's?support?for?AEOI?in?flat?mode?
is?to?be?investigated)?*/?
if?(auto_eoi)?
/*?
*?in?AEOI?mode?we?just?have?to?mask?the?interrupt?
*?when?acking.?
*/?
i8259A_irq_type.ack?=?disable_8259A_irq;?
else?
i8259A_irq_type.ack?=?mask_and_ack_8259A;?
udelay(100);?/*?wait?for?8259A?to?initialize?*/?
outb(cached_21,?0x21);?/*?restore?master?IRQ?mask?*/?
outb(cached_A1,?0xA1);?/*?restore?slave?IRQ?mask?*/?
spin_unlock_irqrestore(&i8259A_lock,?flags);?
}?
參數atuo_eoi決定是否讓8259A工作在AEOI模式下。對該函數的注釋如下：?
（1）首先調用函數spin_lock_irqsave()對自旋鎖i8259A_lock進行加鎖。所有對主、從8259A進行編程的代碼都首先必須進行這一步操作，以保證對主、從8259A的操作是互斥的。?
（2）分別向主、從8259A寫入屏蔽掩碼0xff，以屏蔽所有的IRQ輸入。?
（3）通過向主8259A發送一些列ICW來初始化主8259A：①ICW1=0x11，也即：Edge?Triggered?Mode、AOI＝0、Cascade?Mode（ICW3?Needed）、ICW4?Needed；②ICW2=0x20，也即：IRQ0的中斷向量為0x20；③ICW3=0x04，也即：主8259A通過IRQ2級連了一個從8259A；④如果參數auto_eoi非零，則讓ICW4＝0x03，也即：Auto?EOI、80x86?mode；否則如果auto_eoi為0，則讓ICW4=0x01，也即：Normal?EOI、80x86?mode。?
（4）通過向從8259A發送一系列ICW來初始化它：①ICW1與主8259A的相同；②ICW2=0x28，表示從8259A的IRQ0的中斷向量為0x28；③ICW3=0x02，表示從8259A是連接在主8259A的IRQ2上；④ICW4=0x01，表示從8259A只工作在Normal?EOI模式下。?
這里需要注意的是，寫端口時最好用outb_p()函數，以等待慢速的8259A中斷控制器。?
（5）如果參數auto_eoi非零，表示工作在“自動中斷結束（AEOI）模式，因此就要將i8259A_irq_type的應答函數ack設置成disable_8259A_irq()函數；否則就將其設置成mask_and_ack_8259A()函數。?
（6）至此，寫初始化命令字的過程結束。然后調用udelay（）函數延時100µs，以等待8259A中斷控制器完成其自身的硬件初始化。?
（7）最后，從全局變量cached_irq_mask中恢復主、從8259A的IRQ屏蔽掩碼。關于cached_irq_mask這個全局屏蔽掩碼下面馬上會談到。?
5．5．2?對PIC描述符i8259A_irq_type的實現?
（1）全局屏蔽掩碼cached_irq_mask?
Linux在arch/i386/kernel/i8259.c文件中定義了一個全局變量cached_irq_mask來表示8259A中斷控制器的當前屏蔽狀態。其中，bit［7：0］表示Master?8259A的屏蔽掩碼，bit［15：8］表示Slave?8259A的屏蔽掩碼。如下所示：?
/*?
*?This?contains?the?irq?mask?for?both?8259A?irq?controllers,?
*/?
static?unsigned?int?cached_irq_mask?=?0xffff;?
#define?__byte(x,y)?(((unsigned?char?*)&(y))[x])?
#define?cached_21?(__byte(0,cached_irq_mask))?
#define?cached_A1?(__byte(1,cached_irq_mask))?
（2）禁止一個特定的IRQ?
函數disable_8259A_irq()通過將8259A的IMR中的相應位設置成1來實現禁止某個特定的IRQ，其源碼如下：?
void?disable_8259A_irq(unsigned?int?irq)?
{?
unsigned?int?mask?=?1?<<?irq;?
unsigned?long?flags;?
spin_lock_irqsave(&i8259A_lock,?flags);?
cached_irq_mask?|=?mask;?
if?(irq?&?8)?
outb(cached_A1,0xA1);?
else?
outb(cached_21,0x21);?
spin_unlock_irqrestore(&i8259A_lock,?flags);?
}?
（1）參數irq取值范圍為0～15，指定對哪一個IRQ線進行屏蔽。?
（2）通過一個“或”操作將cached_irq_mask中的相應位設置為1。?
（3）如果irq大于等于8（也即irq&8的結果非0），則說明這個IRQ來自于Slave?8259A，否則就應來自于Master?8259A。?
（3）使能一個特定的IRQ?
函數enable_8259A_irq()通過將8259A的IMR寄存器中的相應位清零來實現使能一個特定的IRQ。該函數與disable_8259A_irq()剛好相反。如下所示：?
void?enable_8259A_irq(unsigned?int?irq)?
{?
unsigned?int?mask?=?~(1?<<?irq);?
unsigned?long?flags;?
spin_lock_irqsave(&i8259A_lock,?flags);?
cached_irq_mask?&=?mask;?
if?(irq?&?8)?
outb(cached_A1,0xA1);?
else?
outb(cached_21,0x21);?
spin_unlock_irqrestore(&i8259A_lock,?flags);?
}?
（4）8259A中斷控制器的startup（）函數和shutdown()函數?
8259A中斷控制器描述符i8259A_irq_type的shutdown()函數和startup()函數實際上就是其disable函數和enable函數。?
#define?shutdown_8259A_irq?disable_8259A_irq?
……?
static?unsigned?int?startup_8259A_irq(unsigned?int?irq)?
{?
enable_8259A_irq(irq);?
return?0;?/*?never?anything?pending?*/?
}?
（5）end_8259A_irq()函數?
8259A中斷控制器描述符i8259_irq_type的end函數指針被定義成指向函數end_8259A_irq()。該函數的源碼如下：?
static?void?end_8259A_irq?(unsigned?int?irq)?
{?
if?(!(irq_desc[irq].status?&?(IRQ_DISABLED|IRQ_INPROGRESS)))?
enable_8259A_irq(irq);?
}?
該函數的實現也是基于enable_8259A_irq()函數，它在相應IRQ描述符的status成員沒有設置IRQ_DISABLED標志和IRQ_INPROGRESS標志時，通過調用enable_8259A_irq()函數來使能參數irq所指定的IRQ。?
（6）應答函數?
中斷控制器描述符中的應答函數ack用來向PIC發送EOI命令，表示中斷服務的結束。具體到8259A來講，函數mask_and_ack_8259A()用來向主、從8259A發送EOI命令。向8259A應答因該遵循這樣的順序：首先，屏蔽相應的IRQ；然后，發送EOI命令。此外，如果IRQ來自于從8259A，還必須先向Slave?8259A發送EOI命令，再向Master?8259A發送EOI命令。如果IRQ來自于Master?8259A，則僅僅向Master?8259A發送EOI命令就可以了。?
函數mask_and_ack_8259A()的源碼如下所示：?
/*?
*?Careful!?The?8259A?is?a?fragile?beast,?it?pretty?
*?much?_has_?to?be?done?exactly?like?this?(mask?it?
*?first,?_then_?send?the?EOI,?and?the?order?of?EOI?
*?to?the?two?8259s?is?important!?
*/?
void?mask_and_ack_8259A(unsigned?int?irq)?
{?
unsigned?int?irqmask?=?1?<<?irq;?
unsigned?long?flags;?
spin_lock_irqsave(&i8259A_lock,?flags);?
/*?
*?Lightweight?spurious?IRQ?detection.?We?do?not?want?
*?to?overdo?spurious?IRQ?handling?-?it's?usually?a?sign?
*?of?hardware?problems,?so?we?only?do?the?checks?we?can?
*?do?without?slowing?down?good?hardware?unnecesserily.?
*?
*?Note?that?IRQ7?and?IRQ15?(the?two?spurious?IRQs?
*?usually?resulting?from?the?8259A-1|2?PICs)?occur?
*?even?if?the?IRQ?is?masked?in?the?8259A.?Thus?we?
*?can?check?spurious?8259A?IRQs?without?doing?the?
*?quite?slow?i8259A_irq_real()?call?for?every?IRQ.?
*?This?does?not?cover?100%?of?spurious?interrupts,?
*?but?should?be?enough?to?warn?the?user?that?there?
*?is?something?bad?going?on?...?
*/?
if?(cached_irq_mask?&?irqmask)?
goto?spurious_8259A_irq;?
cached_irq_mask?|=?irqmask;?
handle_real_irq:?
if?(irq?&?8)?{?
inb(0xA1);?/*?DUMMY?-?(do?we?need?this?)?*/?
outb(cached_A1,0xA1);?
outb(0x60+(irq&7),0xA0);/*?'Specific?EOI'?to?slave?*/?
outb(0x62,0x20);?/*?'Specific?EOI'?to?master-IRQ2?*/?
}?else?{?
inb(0x21);?/*?DUMMY?-?(do?we?need?this?)?*/?
outb(cached_21,0x21);?
outb(0x60+irq,0x20);?/*?'Specific?EOI'?to?master?*/?
}?
spin_unlock_irqrestore(&i8259A_lock,?flags);?
return;?
spurious_8259A_irq:?
/*?
*?this?is?the?slow?path?-?should?happen?rarely.?
*/?
if?(i8259A_irq_real(irq))?
/*?
*?oops,?the?IRQ?_is_?in?service?according?to?the?
*?8259A?-?not?spurious,?go?handle?it.?
*/?
goto?handle_real_irq;?
{?
static?int?spurious_irq_mask;?
/*?
*?At?this?point?we?can?be?sure?the?IRQ?is?spurious,?
*?lets?ACK?and?report?it.?[once?per?IRQ]?
*/?
if?(!(spurious_irq_mask?&?irqmask))?{?
printk("spurious?8259A?interrupt:?IRQ%d.\n",?irq);?
spurious_irq_mask?|=?irqmask;?
}?
irq_err_count++;?
/*?
*?Theoretically?we?do?not?have?to?handle?this?IRQ,?
*?but?in?Linux?this?does?not?cause?problems?and?is?
*?simpler?for?us.?
*/?
goto?handle_real_irq;?
}?
}?
對該函數的NOTE如下：?
①首先，通過全局變量cached_irq_mask判斷參數irq所指定的IRQ線是否處于屏蔽狀態。如果已經被屏蔽，則說明8259A在IMR寄存器中的相應位被置1的情況下仍然向CPU發出了相應的中斷信號，因此這是一個假的中斷，所以跳轉到spurious_8259A_irq部分進行處理。有關這方面的詳細描述請參見源碼中的注釋。?
②如果cached_irq_mask中的相應位為0，也即相應的IRQ位被屏蔽，說明我們收到的是一個真實的中斷請求，于是按照上面所述的步驟，先對這個IRQ進行屏蔽，因此將cached_irq_mask中的相應位設置為1。?
③接下來進入真實的中斷請求處理部分（handle_real_irq）。如果irq＆8的結果非0，說明這個中斷請求來自于Slave?8259A。否則這個中斷請求來自于Master?8259A。?
對于來自Slave?8259A的情形：①先將屏蔽字cached_irq_mask中的高字節cache_A1寫入端口0xA1，以屏蔽相應的IRQ輸入線。②向從8259A的端口0xA0寫操作命令字OCW2，其值等于0x60＋（irq&7）——Specific?EOI、對irq&7這個IR進行操作。③向Master?8259A的端口0x20寫入操作命令字OCW2，其值等于0x62——Specific?EOI、對IR2進行操作（因為從8259A通過主8259A的IR2進行級連）。?
對于來自Master?8259A的情形：①先將屏蔽字cached_irq_mask中的低字節cache_21寫入端口0x21，以屏蔽相應的IRQ輸入線。②向主8259A的端口0x20寫操作命令字OCW2，其值等于0x60＋irq——Specific?EOI、對irq這個IR進行操作。?
④執行完hadle_real_irq程序段后，對真實中斷請求的應答過程就宣告結束。因此函數可以立即返回了。?
⑤spurious_8259A_irq部分——對假的8259A?中斷請求進行處理。首先，調用i8259A_irq_real()函數來根據8259A的ISR寄存器判斷這是否是一個真實的由8259A發給CPU的中斷請求。如果i8259A_irq_real()函數返回為1，則說明是一個真實的中斷請求，于是跳轉回handle_real_irq部分對其進行處理。否則，如果i8259A_irq_real()返回0值，說明我們的CPU真的是受到一個虛假的中斷請求信號。?
⑥對于真的受到一個虛假中斷請求這種情形，分三個步驟來進行處理：①視需要打印一條內核信息向用戶發出警告。②將全局變量irq_err_count的值加1（該變量定義在irq.c文件中）。③從理論上來講，對于虛假的中斷請求并不需要進行任何處理。但是在Linux中，將它按照真實的中斷請求進行應答處理也不會引起任何問題，因此最后又跳轉回handl_real_irq部分將它按照真實的中斷請求進行應答處理。?
函數i8259_real_irq()是定義在i8259.c文件中的一個內部函數。它根據8259A的ISR寄存器中的內容判斷參數irq所指定的IRQ輸入線上是否真的產生了一個中斷請求。其源碼如下所示：?
/*?
*?This?function?assumes?to?be?called?rarely.?Switching?between?
*?8259A?registers?is?slow.?
*?This?has?to?be?protected?by?the?irq?controller?spinlock?
*?before?being?called.?
*/?
static?inline?int?i8259A_irq_real(unsigned?int?irq)?
{?
int?value;?
int?irqmask?=?1<<irq;?
if?(irq?<?8)?{?
outb(0x0B,0x20);?/*?ISR?register?*/?
value?=?inb(0x20)?&?irqmask;?
outb(0x0A,0x20);?/*?back?to?the?IRR?register?*/?
return?value;?
}?
outb(0x0B,0xA0);?/*?ISR?register?*/?
value?=?inb(0xA0)?&?(irqmask?>>?8);?
outb(0x0A,0xA0);?/*?back?to?the?IRR?register?*/?
return?value;?
}?
對該函數的注釋如下：?
由于端口0x20和0xA0對讀指令默認的是IRR寄存器，因此要向端口0x20／0xA0寫入操作命令字OCW3＝0x0B，以切換到ISR寄存器。然后通過inb()函數讀端口0x20／0xA0，以得到ISR寄存器的當前值，如果ISR＆irqmask非0，說明指定的IRQ輸入線上真的產生了一個中斷請求；否則就沒有。最后記得要將端口0x20／0xA0切換回IRR寄存器。?
（7）函數i8259_irq_pending()?
該函數并不是描述符i8259A_irq_type中定義的函數。該函數用來判斷某個指定的IRQ是否未得到服務而一直處于pending狀態。其源碼如下：?
int?i8259A_irq_pending(unsigned?int?irq)?
{?
unsigned?int?mask?=?1<<irq;?
unsigned?long?flags;?
int?ret;?
spin_lock_irqsave(&i8259A_lock,?flags);?
if?(irq?<?8)?
ret?=?inb(0x20)?&?mask;?
else?
ret?=?inb(0xA0)?&?(mask?>>?8);?
spin_unlock_irqrestore(&i8259A_lock,?flags);?
return?ret;?
}?
顯然，端口0x20/0xA0對于讀操作默認的是返回IRR寄存器的值。如果IRR寄存器中的某個位被置1，就表示相應的中斷請求正等待CPU的服務（通過一個INTA-cycle），因此該中斷請求也就處于pending狀態。?
§5．6?CPU的中斷請求統計信息?
Linux在頭文件include/asm-i386/hardirq.h和include/linux/irq_cpustat.h中定義了和中斷請求相關的CPU統計信息數據結構以及相應的操作宏。?
首先，Linux在頭文件hardirq.h中定義了數據結構irq_cpustat_t，以描述一個CPU對中斷請求進行服務的歷史統計信息。如下所示：?
/*?entry.S?is?sensitive?to?the?offsets?of?these?fields?*/?
typedef?struct?{?
unsigned?int?__softirq_active;?
unsigned?int?__softirq_mask;?
unsigned?int?__local_irq_count;?
unsigned?int?__local_bh_count;?
unsigned?int?__syscall_count;?
unsigned?int?__nmi_count;?/*?arch?dependent?*/?
}?____cacheline_aligned?irq_cpustat_t;?
上述結構中各成員的命名已經清楚地表達了其各自的含義，這里就不詳述。?
在此基礎上，Linux又在kernel/softirq.c文件中定義了全局數組irq_stat［NR_CPUS］，以分別描述每個CPU各自的中斷統計信息。這一點主要是從SMP體系結構來考慮的。該數組的定義如下所示：?
/*?No?separate?irq_stat?for?s390,?it?is?part?of?PSA?*/?
#if?!defined(CONFIG_ARCH_S390)?
irq_cpustat_t?irq_stat[NR_CPUS];?
#endif?/*?CONFIG_ARCH_S390?*/?
該數組的原型聲明在頭文件irq_cpustat.h中，如下：?
extern?irq_cpustat_t?irq_stat[];?/*?defined?in?asm/hardirq.h?*/?
5．6．1?引用數據結構irq_cpustat_t中的成員?
首先，Linux在頭文件irq_cpustat.h中通過宏__IRQ_STAT來定義了一個引用數據結構irq_cpustat_t中各成員的操作模板，如下所示：?
#ifdef?CONFIG_SMP?
#define?__IRQ_STAT(cpu,?member)?(irq_stat[cpu].member)?
#else?
#define?__IRQ_STAT(cpu,?member)?((void)(cpu),?irq_stat[0].member)?
#endif?
顯然，在單CPU系統中，我們總是引用irq_stat［0］中的成員，此時參數cpu是一個無用的參數。?
基于上述引用模板，Linux分別為irq_cpustat_t中各成員定義了顯示的引用操作宏（irq_cpustat.h），如下所示：?
/*?arch?independent?irq_stat?fields?*/?
#define?softirq_active(cpu)?__IRQ_STAT((cpu),?__softirq_active)?
#define?softirq_mask(cpu)?__IRQ_STAT((cpu),?__softirq_mask)?
#define?local_irq_count(cpu)?__IRQ_STAT((cpu),?__local_irq_count)?
#define?local_bh_count(cpu)?__IRQ_STAT((cpu),?__local_bh_count)?
#define?syscall_count(cpu)?__IRQ_STAT((cpu),?__syscall_count)?
/*?arch?dependent?irq_stat?fields?*/?
#define?nmi_count(cpu)?__IRQ_STAT((cpu),?__nmi_count)?/*?i386,?ia64?*/?
5．6．2?判斷一個CPU是否處于中斷上下文中?
通過數據結構irq_cpustat_t的__local_irq_count成員和__local_bh_count成員的值，我們可以判斷出當前CPU當前是否正處于中斷服務上下文中。為此，Linux在hardirq.h頭文件中定義了宏in_interrupt()和in_irq()，如下所示：?
/*?
*?Are?we?in?an?interrupt?context??Either?doing?bottom?half?
*?or?hardware?interrupt?processing??
*/?
#define?in_interrupt()?({?int?__cpu?=?smp_processor_id();?\?
(local_irq_count(__cpu)?+?local_bh_count(__cpu)?!=?0);?})?
#define?in_irq()?(local_irq_count(smp_processor_id())?!=?0)?
因此，只要當前CPU處于硬件中斷處理或執行bottom?half時，in_interrupt（）宏就返回非零值。而對于in_irq()宏而言，則只有當CPU處于硬件中斷處理時，才返回非0值。?
5．6．3?增加／減少CPU的本地中斷請求計數?
當進入中斷請求處理時，Linux必須將當前CPU的硬件中斷請求計數值__local_irq_count加1（后面我們將會看到這一點）。而在退出硬件中斷請求處理時將其減1。如下所示（hardirq.h）：?
#ifndef?CONFIG_SMP?
#define?hardirq_trylock(cpu)?(local_irq_count(cpu)?==?0)?
#define?hardirq_endlock(cpu)?do?{?}?while?(0)?
#define?irq_enter(cpu,?irq)?(local_irq_count(cpu)++)?
#define?irq_exit(cpu,?irq)?(local_irq_count(cpu)--)?
#define?synchronize_irq()?barrier()?
#else?
#include?<asm/atomic.h>?
#include?<asm/smp.h>?
extern?unsigned?char?global_irq_holder;?
extern?unsigned?volatile?long?global_irq_lock;?/*?long?for?set_bit?-RR?*/?
static?inline?int?irqs_running?(void)?
{?
int?i;?
for?(i?=?0;?i?<?smp_num_cpus;?i++)?
if?(local_irq_count(i))?
return?1;?
return?0;?
}?
static?inline?void?release_irqlock(int?cpu)?
{?
/*?if?we?didn't?own?the?irq?lock,?just?ignore..?*/?
if?(global_irq_holder?==?(unsigned?char)?cpu)?{?
global_irq_holder?=?NO_PROC_ID;?
clear_bit(0,&global_irq_lock);?
}?
}?
static?inline?void?irq_enter(int?cpu,?int?irq)?
{?
++local_irq_count(cpu);?
while?(test_bit(0,&global_irq_lock))?{?
/*?nothing?*/;?
}?
}?
static?inline?void?irq_exit(int?cpu,?int?irq)?
{?
--local_irq_count(cpu);?
}?
static?inline?int?hardirq_trylock(int?cpu)?
{?
return?!local_irq_count(cpu)?&&?!test_bit(0,&global_irq_lock);?
}?
#define?hardirq_endlock(cpu)?do?{?}?while?(0)?
extern?void?synchronize_irq(void);?
#endif?/*?CONFIG_SMP?*/?
§5．7?中斷服務的總控程序do_IRQ?
在§5.3節我們談到，由IDT表項所指向的中斷服務程序IRQ0xYY_interrupt()全部都跳轉到common_interrupt這個公共的中斷服務程序，而common_interrupt函數只作三件事：（1）用SAVE_ALL宏來保存現場；（2）然后調用中斷服務程序的總控函數do_IRQ對中斷請求進行真正的服務；（3）從do_IRQ返回后，跳轉到中斷返回函數ret_from_intr以執行中斷返回操作。?
另外，在§5.4節中我們也談到，PCI總線允許不同的外設共享同一個IRQ輸入線號，每個設備驅動程序都通過request_irq()接口將驅動程序的ISR注冊到相對應的中斷服務對列中。因此do_IRQ（）函數要真正地服務一個中斷請求，就必須遍歷相應的中斷服務隊列，以便讓相對應正確的ISR得到執行（注意！通常每個設備驅動程序的ISR一進入就判斷它所驅動的硬件是否真的產生了中斷請求，如果不是它就立即返回，如果是它才繼續向下執行，從而真正地服務中斷請求）。下面我們就詳細地分析一下do_IRQ（）函數是如何遍歷IRQ描述符中的中斷服務隊列的。?
函數do_IRQ()以及其相關的底層支持函數全部都是現在arch/i386/kernel/irq.c文件中。函數do_IRQ()只有唯一的一個參數regs，它是一個pt_regs結構類型，該數據結構定義在include/asm-i386/ptrace.h中。如下所示：?
struct?pt_regs?{?
long?ebx;?
long?ecx;?
long?edx;?
long?esi;?
long?edi;?
long?ebp;?
long?eax;?
int?xds;?
int?xes;?
long?orig_eax;?
long?eip;?
int?xcs;?
long?eflags;?
long?esp;?
int?xss;?
};?
由上述pt_regs數據結構的內容可見，SAVE_ALL宏的作用不僅再與保存中斷現場，它也為函數do_IRQ()模擬出了一個函數調用環境。?
函數do_IRQ()的源碼如下：?
/*?
*?do_IRQ?handles?all?normal?device?IRQ's?(the?special?
*?SMP?cross-CPU?interrupts?have?their?own?specific?
*?handlers).?
*/?
asmlinkage?unsigned?int?do_IRQ(struct?pt_regs?regs)?
{?
/*?
*?We?ack?quickly,?we?don't?want?the?irq?controller?
*?thinking?we're?snobs?just?because?some?other?CPU?has?
*?disabled?global?interrupts?(we?have?already?done?the?
*?INT_ACK?cycles,?it's?too?late?to?try?to?pretend?to?the?
*?controller?that?we?aren't?taking?the?interrupt).?
*?
*?0?return?value?means?that?this?irq?is?already?being?
*?handled?by?some?other?CPU.?(or?is?disabled)?
*/?
int?irq?=?regs.orig_eax?&?0xff;?/*?high?bits?used?in?ret_from_?code?*/?
int?cpu?=?smp_processor_id();?
irq_desc_t?*desc?=?irq_desc?+?irq;?
struct?irqaction?*?action;?
unsigned?int?status;?
kstat.irqs[cpu][irq]++;?
spin_lock(&desc->lock);?
desc->handler->ack(irq);?
/*?
REPLAY?is?when?Linux?resends?an?IRQ?that?was?dropped?earlier?
WAITING?is?used?by?probe?to?mark?irqs?that?are?being?tested?
*/?
status?=?desc->status?&?~(IRQ_REPLAY?|?IRQ_WAITING);?
status?|=?IRQ_PENDING;?/*?we?_want_?to?handle?it?*/?
/*?
*?If?the?IRQ?is?disabled?for?whatever?reason,?we?cannot?
*?use?the?action?we?have.?
*/?
action?=?NULL;?
if?(!(status?&?(IRQ_DISABLED?|?IRQ_INPROGRESS)))?{?
action?=?desc->action;?
status?&=?~IRQ_PENDING;?/*?we?commit?to?handling?*/?
status?|=?IRQ_INPROGRESS;?/*?we?are?handling?it?*/?
}?
desc->status?=?status;?
/*?
*?If?there?is?no?IRQ?handler?or?it?was?disabled,?exit?early.?
Since?we?set?PENDING,?if?another?processor?is?handling?
a?different?instance?of?this?same?irq,?the?other?processor?
will?take?care?of?it.?
*/?
if?(!action)?
goto?out;?
/*?
*?Edge?triggered?interrupts?need?to?remember?
*?pending?events.?
*?This?applies?to?any?hw?interrupts?that?allow?a?second?
*?instance?of?the?same?irq?to?arrive?while?we?are?in?do_IRQ?
*?or?in?the?handler.?But?the?code?here?only?handles?the?_second_?
*?instance?of?the?irq,?not?the?third?or?fourth.?So?it?is?mostly?
*?useful?for?irq?hardware?that?does?not?mask?cleanly?in?an?
*?SMP?environment.?
*/?
for?(;;)?{?
spin_unlock(&desc->lock);?
handle_IRQ_event(irq,?®s,?action);?
spin_lock(&desc->lock);?
if?(!(desc->status?&?IRQ_PENDING))?
break;?
desc->status?&=?~IRQ_PENDING;?
}?
desc->status?&=?~IRQ_INPROGRESS;?
out:?
/*?
*?The?->end()?handler?has?to?deal?with?interrupts?which?got?
*?disabled?while?the?handler?was?running.?
*/?
desc->handler->end(irq);?
spin_unlock(&desc->lock);?
if?(softirq_active(cpu)?&?softirq_mask(cpu))?
do_softirq();?
return?1;?
}?
對該函數的NOTE如下：?
（1）首先，通過參數regs.orig_eax來獲取此次中斷請求的IRQ號。然后調用smp_processor_id()函數得到當前CPU的ID。指針desc指向相應于此次中斷請求的IRQ描述符。?
（2）將內核統計變量kstat.irqs數組中的相應元素kstat.irqs［cpu］［irq］加1。并對中斷請求描述符desc中的自旋鎖成員lock進行加鎖，以便使隨后對中斷服務隊列的操作互斥。?
（3）向中斷控制器發出應答。具體到8259A來說，則是調用mask_and_ack_8259A（）函數來向8259A發送EOI命令，表示中斷結束，以便讓8259A繼續接收其它中斷請求信號。注意，mask_and_ack_8259A函數同時還將屏蔽變量irq所對應的IRQ輸入線。比如，當前服務的是IRQ3，那么在do_IRQ()執行期間，IRQ3是被8259A所屏蔽的。這一點需要特別注意。?
（4）接下來，主要是設置中斷請求的狀態。先將IRQ描述符的status成員去掉IRQ_DISABLED標志位和IRQ_WAITING標志位（如果已經設置了的話）。然后在狀態中設置IRQ_PENDING標志，表示這個中斷請求的服務還未完成。注意！這里的IRQ_PENDING狀態與前面所述的8259A?IRQ?pending狀態是有區別的。8259A的IRQ?pending是指在8259A已經向CPU發出了中斷請求信號但CPU并沒有向8259A發出中斷應答（第一個INTA－cycle）時的狀態，只要CPU向8259A發出了第一個INTA－cycle，8259A的IRQ?pending狀態即宣告結束。而這里的IRQ_PENDING標志的真正含義是指已經進入到do_IRQ()函數、但中斷服務隊列還未開始執行的意思。?
（5）根據前面設置好的狀態來確定中斷服務隊列。只有當IRQ狀態中沒有同時設置IRQ_DISABLED標志和IRQ_INPROGRESS標志時，才讓action指針指向IRQ描述符中定義的中斷服務隊列（由desc->action所指向）。IEQ_DISABLED標志表示該中斷請求已經被禁止，因此不需要被服務。而IRQ_INPROGRESS則表示中斷請求正在被另一個CPU服務。因此當前CPU就不需要再對這個中斷請求進行服務了。?
在設置好action指針后，就清除中斷請求狀態中的IRQ_PENDING標志，同時在狀態中設置IRQ_INPROGRESS標志，因為接下來馬上就要開始服務這個中斷請求了。最后，用剛剛設置好的狀態值來更新IRQ描述符中的status值，以便讓它對其它CPU可見。?
（6）判斷action指針是否為空，如果為空，說明沒有任何中斷服務行為等待執行，因此跳轉到out部分，以便退出do_IRQ（）函數。?
（7）接下來的for死循環真正地遍歷中斷服務隊列并調用其中的ISR來執行。循環體的步驟如下：?
1.?首先，解除IRQ描述符中的自旋鎖lock。這是因為在執行中斷服務隊列中的各個ISR時，ISR并不會訪問IRQ描述符中的中斷服務隊列。?
2.?調用handle_IRQ_event()函數來依次執行由action所指向的中斷服務隊列中的所有ISR。?
3.?由于接下來又要訪問IRQ描述符中的成員值，因此對IRQ描述符中的自旋鎖lock進行加鎖操作。?
4.?最后測試IRQ描述符的status成員是否設置了IRQ_PENDING標志。如果沒有，就執行break語句退出for循環。如果設置了IRQ_PENDING標志，則說明有一次中斷請求未得到服務，于是首先清除IRQ_PENDING標志，然后繼續for循環，以便為該中斷請求補上一次中斷服務。這個概念就成為“IRQ_REPLAY”。為什么需要這樣呢？這是應為在SMP體系結構中，假設CPU1正在為一個IRQ執行do_IRQ()函數，且CPU1已經在相應IRQ描述符的status成員中設置了IRQ_INPROGRESS標志，而此時CPU2上又收到一次同級的中斷請求，于是CPU2也執行do_IRQ()函數，但CPU2由于看到相應IRQ描述符的status成員中已經設置了IRQ_INPROGRESS標志，因此CPU2知道另一個CPU（它無需知道是哪個具體的CPU，反正不是他自己：－）已經正在為同級中斷請求服務了，于是CPU2就簡單地在相應IRQ描述符的status成員中設置一個IRQ_PENDING標志，然后就退出do_IRQ()函數，而把中斷服務留給CPU1去執行。當CPU1從handle_IRQ_event()函數返回時，它看到設置了IRQ_PENDING標志，知道其它CPU把中斷服務留給他來執行了，于是CPU1先清除IRQ_PENDING標志，然后繼續for循環，以便補上一次中斷服務。注意！這種機制可能會造成中斷服務丟失現象的。?
（6）從for循環退出后，CPU對硬件中斷請求的服務也就宣告結束，因此，它清除相應IRQ描述符的status成員中的IRQ_INPROGRESS標志。?
（7）out部分：接下來就是do_IRQ（）函數的退出部分。為此，它首先調用中斷控制器描述符中的end()函數。具體到8259A來講，也就是調用end_8259A_irq()函數，該函數實際上就是通過enable_8259A_irq()函數來重新使能8259A的相應IRQ輸入線（因為mask_and_ack_8259A()函數已經將它屏蔽，所以這里必須將其重新開啟）。然后解除相應IRQ描述符中自旋鎖lock。?
（8）最后，在退出do_IRQ()函數之前，看看是否需要執行軟中斷。如果需要，就調用do_softirq()函數來執行軟中斷或設備驅動程序的bottom?half函數。?
5．7．1?函數handle_IRQ_event?
函數handle_IRQ_event（）用來執行一個中斷服務隊列中的所有ISR。它的實現相當簡單，其核心思想就是用一個do{}while循環來依次執行中斷服務隊列中的各個ISR，之所以用do{}while循環而不用while循環，是因為：這個函數只被do_IRQ()函數所調用，而do_IRQ（）在調用它時已經保證了中斷服務隊列不為空。該函數的源碼如下：?
int?handle_IRQ_event(unsigned?int?irq,?struct?pt_regs?*?regs,?struct?irqaction?*?action)?
{?
int?status;?
int?cpu?=?smp_processor_id();?
irq_enter(cpu,?irq);?
status?=?1;?/*?Force?the?"do?bottom?halves"?bit?*/?
if?(!(action->flags?&?SA_INTERRUPT))?
__sti();?
do?{?
status?|=?action->flags;?
action->handler(irq,?action->dev_id,?regs);?
action?=?action->next;?
}?while?(action);?
if?(status?&?SA_SAMPLE_RANDOM)?
add_interrupt_randomness(irq);?
__cli();?
irq_exit(cpu,?irq);?
return?status;?
}?
對這個函數請注意三點：?
（1）如果中斷服務隊列中第一個中斷服務描述符沒有設置SA_INTERRUPT標志，那么整個隊列中的ISR都是在CPU開中斷的情況下執行的。但在整個隊列都行完畢后，handle_IRQ_event()函數又重新用__cli()函數關閉中斷。?
（2）只要中斷服務隊列中有一個中斷服務描述符中設置了隨機標志，那么handle_IRQ_event()函數就將通過add_interrupt_randomness()函數為中斷引入一些隨機性。但是大多數driver都不使用這個隨機標志。?
（3）請注意這里對irq_enter()和irq_exit（）函數對的使用。?
§5．8?中斷返回ret_from_intr?
從總控程序do_IRQ()返回后，common_interrupt所作的第三件事情就是通過jmp指令跳轉到ret_from_intr程序段，以執行中斷返回過程。?
程序段ret_from_intr定義在arch/i386/kernel/entry.S文件中，如下所示：?
ENTRY(ret_from_intr)?
GET_CURRENT(%ebx)?
movl?EFLAGS(%esp),%eax?#?mix?EFLAGS?and?CS?
movb?CS(%esp),%al?
testl?$(VM_MASK?|?3),%eax?#?return?to?VM86?mode?or?non-supervisor??
jne?ret_with_reschedule?
jmp?restore_all?
（1）首先，通過GET_CURRENT()宏將當前進程的task_struct結構的指針置入寄存器EBX中。?
（2）然后，將內核堆棧中的EFLAGS寄存器的值放入EAX寄存器中，EFLAGS（％esp）表示地址為“堆棧指針％esp加上常數EFLAGS”處的內容，也即內核堆棧中的EFLAGS寄存器的值。?
（3）將內核堆棧中CS寄存器的值置入al寄存器中。AL寄存器也就是EAX寄存器的低16位。這樣，通過這兩步也就把EFLAGS寄存器的高16位和CS寄存器的值平湊在一起，放到EAX寄存器中。這樣做的目的有兩個：?
l?檢查中斷前夕CPU是否運行于VM86模式下。因為EFLAGS寄存器中的bit［16］表示CPU是否運行于VM86模式。?
l?檢查中斷前夕CPU是否運行在用戶臺下。因為CS寄存器的bit［1：0］表示CPU的運行級別。只要CS的最低兩位非0，就說明中斷前夕CPU運行在用戶臺下。?
（4）將EAX寄存器與立即數（VM_MASK|3）進行位測試，如果測試結果非0，則說明上述兩種情況（VM86模式或用戶態）之一發生，于是就跳轉到ret_with_reschedule程序段。如果測試結果非0，則說明中斷前夕CPU運行在內核態下，于是跳轉到restore_all程序段。?
5．8．1?返回到用戶態?
由于Linux不使用VM86模式，因此我們假定中斷前夕CPU運行在用戶態下。所以就先跳轉到ret_with_reschedule程序段去執行。如下所示（entry.S）：?
ret_with_reschedule:?
cmpl?$0,need_resched(%ebx)?
jne?reschedule?
cmpl?$0,sigpending(%ebx)?
jne?signal_return?
restore_all:?
RESTORE_ALL?
（1）由于EBX寄存器中的值是當前進程的task_struct結構的地址，因此表達式need_resched(%ebx)也就是當前進程的task_struct結構中的need_resched成員的值。因此第一個語句判斷current->need_resched是否為0，如果不為0，表示需要重新調度，于是就跳轉到reschedule程序段。該程序段如下所示：?
reschedule:?
call?SYMBOL_NAME(schedule)?#?test?
jmp?ret_from_sys_call?
（2）判斷當前進程的task_struct結構中的sigpending成員是否為0，如果不為0，就表示有信號需要處理，于是跳轉到signal_return程序段去處理當前進程的信號。?
5．8．2?中斷返回的總出口?
不管是ret_from_syscall程序段還是signal_return程序段，它們最總都要跳回到restore_all程序段，它是一個總出口。該程序段只有一行代碼，也即：執行宏RESTORE_ALL，以恢復內核堆棧到中斷前夕的狀態。宏RESTORE_ALL的定義如下（entry.S）：?
#define?RESTORE_ALL?\?
popl?%ebx;?\?
popl?%ecx;?\?
popl?%edx;?\?
popl?%esi;?\?
popl?%edi;?\?
popl?%ebp;?\?
popl?%eax;?\?
1:?popl?%ds;?\?
2:?popl?%es;?\?
addl?$4,%esp;?\?
3:?iret;?
從上述代碼可以看出，它是以和SAVE_ALL相反的順序從內核堆棧中探出各個寄存器的值，直到ES寄存器，以恢復中斷前夕的CPU現場。?
由于內核堆棧中ES寄存器之上的是orig_eax，是用來保存IRQ號或syscall號的，而它現在已經沒有任何用處，因此通過將內核堆棧指針％esp的加上常數4來簡單地將orig_eax的內容從堆棧中丟棄。?
最后，CPU執行iret指令，從而使得CPU從中斷返回。?
至此，整個Linux中斷服務流程宣告結束。
總結
以上是生活随笔為你收集整理的Linux内核的中断机制的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。
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