Linux中断、软中断、MMU内存映射-深入理解

中断：

Linux中，中断上半部不能嵌套，如果一直保存上下文，栈可能会溢出。中断上半部处理紧急事情，下半部处理非紧急事情。下半部通常通过软中断来实现。在上半部执行完后会执行下半部的软中断，如果囤积了A和B的下半部软中断，此时会把两个软中断都一起执行，即处理所有的软中断。因为系统心跳,滴答定时器中断的存在，每过10ms会触发一次硬件中断，即中断上半部，所以软中断一般都能得到及时的执行。内核中用tasklet软中断来处理中断下半部。但下半部若是执行时间过长也不太好，会阻碍系统程序运行，这时候可以把下半部用线程的方式处理，即可worker内核线程。可以再内核中创建一个work线程让他和其他任务一起调度，内部有一个work queue队列，中断上半部把要处理的work即执行函数.fun放入队列中，当worker获取cpu执行权限的时候，就会去执行中断下半部。但这样子只能在单个核上运行，并且前一个work没处理完后影响后一个work，可以通过threaded irq给每个中断的下半部函数创建一个内核线程，发生中断时，内核线程就会执行这个函数。（给每一个中断都创建一个内核线程，给中断irq注册中断服务的request_irq更改为用request_threaded_irq来注册中断的函数，上半部handler完成后，会唤醒内核线程，会去执行线程里运行的下半部函数thread_fn）

通过软件给某一个软件中断的flag=1了，表示这个软件中断产生了，那么这个软件中断的处理就是在处理完硬件中断(上半部)之后，顺便来处理。主要通过检查软件中断数组softirq_veq中有没有某一项的标志位为1，再来执行里面的函数。

工作队列是线程化的处理，而threaded irq是线程化的中断，就更进一步了

内核定时器（软件定时器）

源码位置include\linux\timer.h

定时器属于软件中断，通过定时器结构体timer_list存储定时器的相关信息和状态，初始化一个timer的时候要指定函数和data，在内核中用链表来管理多个定时器。 定时器的创建步骤：先设置一个定时器timer_setup，修改它的超时时间expires，add_timer把该定时器添加进内核里面，修改定时器超时时间可以用mod_timer。内核定时器的时间设置依托于系统滴答(tick)定时器，滴答定时器每隔10ms发生一次，全局变量jiffies就会累加1。内核定时器的值就是依托jiffies变量设定的。比如设置预期时间为jiffies+2，到时间后，内核就会去调用这个timer里面的函数。因为有多个按键，所以每个按键里面都应该有个timer_list结构体，即都有一个timer。对软件中断（软件定时器的使用示例）用于按键消抖，每次按键中断发生时都会刷新定时器的到达时间，只有定时时间到后，即软中断触发后，内核会去调用回调函数读取按键值。定时器使用完成后可用del_timer删除。在硬件中断发生后，系统会去检查软件中断，若有软件中断发生，则会去执行对应的函数。定时器（中断服务函数）也是在中断上下文中执行（中断的下半部），不能休眠，也要尽快返回。软中断不在进程上下文中，即没有进程上下文，无法进行调度操作，也就无法睡眠。

通过定时器timer_list结构体来管理，内部包含设置超时时间expires，回调函数function，传入回调函数的数据data等

按键中断中修改定时器时间

中断下半部：三种方式

硬件中断处理完成后，在返回被中断的程序之间，又会去处理软件中断。（硬件中断和软件中断是多对一的关系）软件中断通常有timer、tasklet等，会有一个softirq[]数组，其中某一个成员是tasklet，会从数组内取出action函数执行，软件中断tasklet对应的函数是tasklet_action，该函数会从某一个队列里取出里面的每一个tasklet结构体执行里面的函数func。 在中断上半部使用tasklet的时候，就是把一个预先设置好的tasklet结构体放入对应的队列（链表）中，处理软件中断时就会从这个链表里把你之前放进来的tasklet取出来，执行里面的函数。使用tasklet_schedule调度tasklet，将其放入链表（也只能执行一次，若要再次执行，则需要再次调度）。

tasklet_action从链表中取出每一项，判断下状态位，执行里面的函数。执行完后，会从链表里把它释放掉。

工作队列的内核线程，会去查看队列（链表）中有无work，有的话则把work一个个取出来执行。实际使用时，（1）需要构建一个work，初始化.func，（2）将work放入队列，并将内核线程唤醒(由schedule_work函数实现)。在2.0的内核中创建workqueue的同时会去每个cpu上创建一个内核线程，但是在哪个cpu上schedule_work会优先使用那个cpu的线程来处理那个work。在4.0的内核中，内核线程和工作队列时分开创建的，每个cpu下会先创建两个work_pool结构体用于管理内核线程，一个对应普通优先级的work，一个对应高优先级的work，之后对每个work_pool创建一个worker，每个worker对应一个内核线程。内核线程创建完成后开始创建工作队列work_queue，会与普通优先级的work_pool建立联系，在给work_queue添加工作的时候，会放入work_pool，放入对应的链表里，唤醒里面的某一个work线程。只有一个worker线程来处理这个work，优先会使用同一个cpu上的worker线程。

工作队列有个缺陷，就是当工作队列中有多个work时，前一个work没处理完会影响后面的work，要等待前一个工作work的完成。此时可以使用中断的线程化处理，下半部用一个内核线程处理，该内核线程专用于这个中断。一方面在多核cpu上时，可以同时运行多个内核线程在不同cpu核上。

MMU内存映射

应用程序不能直接读写驱动程序中的buffer，要在用户态buffer和内核态buffer间进行一次数据拷贝，但大数据传输时效率太低，可以通过mmap(memory map)，把内核的buffer映射到用户态，让APP在用户态直接读写。

对于虚拟地址的概念：CPU发出的地址是虚拟地址，经过MMU（Memory Manage Unit）内存管理单元映射到物理地址上，对于不同进程的同一个虚拟地址，MMU会将它们映射到不同的物理地址上。

对于虚拟地址的映射过程：由CPU发出虚拟地址vaddr，MMU根据vaddr[31:20]高位找到一级页表项，段内偏移为[20:0]低位。即可从该表项中取出物理基地址加上偏移量，得到实际访问的物理地址。

由此可知道，我们若是想要给APP新建一块内存映射，给它开辟一块虚拟内存，让它指向某块内核buffer，需要完成以下步骤：（1）得到一块虚拟内存空间(虚拟地址)：APP调用mmap时，内核就帮我们完成了（2）确定物理地址：需要由我们来提供（3）确定属性：是否使用cache、buffer（4）给虚拟地址和物理地址建立映射关系：内核中提供函数完成。所以其实mmap就是类似给MMU提供一个虚拟地址和物理地址的页表间的映射关系，下次访问时，由cpu提供虚拟地址，MMU就会通过页表将虚拟地址转换为对应的物理地址，从而实现对物理地址的访问。mmap实际上创建了一个虚拟地址和物理地址之间的映射关系，并通过操作系统内核为此建立了相应的页表。