Linux 2.6內核筆記【中斷、異常、搶佔內核】

2009.6.18更新：參考http://linux.derkeiler.com/Mailing-Lists/Kernel/2004-03/4562.html ，查證LXR，重新詮釋PREEMPT_ACTIVE標誌。

 

中斷信號分類

 

中斷信號是一個統稱，統稱那些改變CPU指令執行序列的事件。但它又分爲兩種：

 

一種是同步的，沒那麼突然，因爲它只在一個指令的執行終止之後才發生，書中依從Intel的慣例，稱爲異常（Exception）。一般是編程錯誤（一般的處理是發信號）或者內核必須處理的異常情況（內核會採取恢復異常所需的一些步驟）；

 

一種是異步的，突然一些，因爲它是由間隔定時器和I/O設備產生的，只遵循CPU時鐘信號，所以可能在任何時候產生，書中也依從Intel的慣例，稱爲中斷（Interrupt）。

 

內核控制路徑

 

內核在允許中斷信號到來之前，必須先準備好對它們的處理，也就是適當地初始化中斷描述符表（Interrupt Descriptor Table, IDT）。

 

中斷信號一來，CPU控制單元就自動把當前的程序計數器（eip、cs）和eflags保存到內核stack，然後把事先與發生的中斷信號類型關聯好的處理程序的地址（保存在IDT中）放進程序計數器。這時，內核控制路徑（kernel control path）橫空出世。

 

什麼是內核控制路徑？它是不是一個進程？不是。內核進程？也不是。它雖然也需要切換上下文，需要保存那些它可能使用的寄存器的並在返回時恢復，但這是一個非常輕的上下文切換。它誕生的時候並沒有發生進程切換，處理中斷的主語仍然是中斷髮生時正在執行的那個進程。那個進程就像突然被內核抓進了一間小屋做事，或者突然潛入了水（內核）裏不見蹤影，但它仍然在使用分配給它的那段時間片。

 

有趣的是，如果一個進程還在處理一個異常的時候，分配給它的時間片到期了，會發生什麼事情呢？這取決於有沒有啓用內核搶佔（Kernel Preemption），如果沒有啓用，進程就繼續處理異常，如果啓用了，進程可能會立即被搶佔，異常的處理也就暫停了，直到schedule()再度選擇原先那個進程（注意：內核處理中斷的時候，必然會禁用內核搶佔，所以這裏才說是異常）。

 

中斷信號處理的約束

 

中斷信號處理需要滿足下面三個嚴格的約束：

 

1)中斷處理要儘可能塊地完成、返回。因此只執行關鍵而緊急的部分，儘可能把更多的後續處理過程僅僅標誌一下，放到之後再去執行。

 

2)一箇中斷還在處理的時候，另外一箇中斷可能又來了，這個時候最好能先放下手中的處理，先去處理新的中斷，然後在回頭來接着處理這個中斷，這稱之爲中斷和異常處理程序的嵌套執行（nested execution），或者說是內核控制路徑的嵌套執行。要實現這一點，有一點必須滿足，那就是中斷處理程序運行期間不能阻塞，不能發生進程切換。

 

如果對異常的種類做一番思考，就會發現，異常最多嵌套兩層，一個由系統調用產生，一個由系統調用執行過程中的缺頁產生（這時必然掛起當前進程，發生進程切換）。與之相反，在複雜的情況下，中斷產生的嵌套則可能任意多。

 

3)內核中存在一些臨界區，在這些臨界區，中斷必須被禁止。中斷處理程序要儘可能地減少進入臨界區的次數和時間，爲了內核的響應性能，中斷應該在大部分時間都是啓用的。

 

異常的種類

 

異常有很多種，其中比較有趣的有：

 

 

編號	異常	異常處理程序	信號	有趣之處
1	Debug	debug( )	SIGTRAP	用於調試
3	Breakpoint	int3( )	SIGTRAP
7	Device not available	device_not_available( )	None	用於在需要的時候才加載FPU 、MMX 、XMM ( 當cr0 的TS 標誌被設置)
14	Page Fault	page_fault( )	SIGSEGV	如果是正常缺頁，內核會掛起當前進程，然後將該頁讀入RAM ；如果是頁錯誤，就發出信號。
4	Overflow	overflow( )	SIGSEGV	調試時非常常見的一個信號SIGSEQV ，Segment Violation ，呵呵，關注一下都是什麼異常導致的。
5	Bounds check	bounds( )	SIGSEGV
10	Invalid TSS	invalid_TSS( )	SIGSEGV
13	General protection	general_protection( )	SIGSEGV

 

中斷描述符

 

Intel 80x86 CPU認得三種中斷描述符，Linux爲了檢驗權限，將其細分爲：

 

Interrupt Gate， DPL = 0的中斷門，set_intr_gate(n,addr)，所有中斷

 

System Interrupt Gate，DPL = 3的中斷門，set_system_intr_gate(n,addr)，int3異常

 

System Gate，DPL = 3的陷阱門，set_system_gate(n,addr)，into、bound、int $0x80異常

 

Trap Gate， DPL = 0的陷阱門，set_trap_gate(n,addr)，大部分異常

 

Task Gate， DPL = 0的任務門，set_task_gate(n,gdt)，double fault異常

 

異常處理的標準結構

1. 用匯編把大多數寄存器的值保存到kernel stack；

2. 用C函數處理異常

3. 通過ret_from_exception( ) 函數退出處理程序.

I/O中斷處理的標準結構

1. 將IRQ值和寄存器值保存到kernel stack；

2. 給服務這條IRQ線的PIC發送應答，從而允許它繼續發出中斷；

3. 執行和所有共享此IRQ的設備相關聯的ISR；

4. 通過跳轉到ret_from_intr( ) 的地址結束中斷處理。

IRQ(Interrupt ReQuest)線（IRQ向量）的分配

 

IRQ共享：幾個設備共享一個IRQ，中斷來時，每個設備的中斷服務例程（Interrupt Service Routine，ISR）都執行，檢查一下是否與己有關；

IRQ動態分配：IRQ可以在使用一個設備的時候才與一個設備關聯，這樣同一個IRQ就可以被不同的設備在不同時間使用。

 

中斷向量中，0-19用於異常和非屏蔽中斷，20-31被Intel保留了，32-238這個範圍內都可以分配給物理IRQ，但128（0x80）被分配給用於系統調用的可編程異常。

 

延後的工作誰來做？

 

首先是兩種非緊迫的、可中斷的內核函數——可延遲函數（deferrable functions ），然後是通過工作隊列（work queues ）來執行的函數。

 

軟中斷（softirq）是可重入函數而且必須明確地使用自旋鎖保護其數據結構；tasklet在軟中斷基礎上實現，但由於內核保證不會在兩個CPU上同時運行相同類型的tasklet，所以它不必是可重入的。

 

六種軟中斷

 

 

 

Softirq	Index (priority)	Description
HI_SOFTIRQ	0	Handles high priority tasklets
TIMER_SOFTIRQ	1	Tasklets related to timer interrupts
NET_TX_SOFTIRQ	2	Transmits packets to network cards
NET_RX_SOFTIRQ	3	Receives packets from network cards
SCSI_SOFTIRQ	4	Post-interrupt processing of SCSI commands
TASKLET_SOFTIRQ	5	Handles regular tasklets

 

 

內核會在一些檢查點（適宜的時候，其中有時鐘中斷）檢查掛起的軟中斷，用__do_softirq()執行它們。__do_softirq()會循環若干次，以保證處理掉一些在處理過程中新出現的軟中斷，但如果還有更多新掛起的軟中斷，__do_softirq()就不管了，而是調用wakeup_softirq()喚醒每CPU內核進程ksoftirqd/n（這樣就可以被調度，而不會一直佔着CPU），來處理剩下的軟中斷。

 

這種做法是爲了解決一個矛盾：與網絡相關的軟中斷是高流量的，也是對實時性有一定要求的。但是如果do_softirq()爲了實時性一直處理它們，就會一直不返回，結果用戶程序就僵在那裏了；如果do_softirq()處理完一些軟中斷就返回，不論這中間機器有無空閒，直到下一個時鐘中斷才又處理其餘的，網絡處理需要的許多實時性就得不到保證。現在的做法，喚醒內核進程，讓它在後臺調度，由於內核進程優先級很低，用戶程序就有機會運行，不會僵死；但如果機器空閒下來，掛起的軟中斷很快就能被執行。

 

tasklet則多用於在I/O驅動程序的開發中實現可延遲函數。

 

但是，可延遲函數有一個限制，它是運行在中斷上下文的，它執行時不可能有任何正在運行的進程，它也不能調用任何可阻塞（從而會休眠）的函數。這就是工作隊列的意義所在。工作隊列把需要執行的內核函數交給一些內核進程來執行。

 

處於效率的考慮，內核預定義了叫做events的工作隊列，內核開發者可以用schedule_work族函數隨意呼喚它們。

 

內核搶佔（Kernel Preemption）

 

本章在很多地方都涉及到了內核搶佔，我覺得還是將內核搶佔在本章的筆記記完，不必像原書那樣等到內核同步一章了。

 

在非搶佔內核的情形，一個執行在內核態的進程是不可能被另外的進程取代的（進程切換）；而在搶佔內核的情形，是有可能的：但只有當內核正在執行異常處理程序（尤其是系統調用），而且內核搶佔沒有被顯式禁用的時候，纔可能搶佔內核。

 

一個例子：當A在處理異常的時候，一箇中斷的處理程序喚醒了優先級更高的B，在搶佔內核的情形，就會發生強制性進程切換。這樣做的目的是減少dispatch latency，即從進程（結束阻塞）變爲可執行狀態到它實際開始運行的時間間隔，降低了它被另外一個運行在內核態的進程延遲的風險。

 

進程描述符中的thread_info字段中有一個32位的preempt_counter字段，0-7位爲搶佔計數器，用於記錄顯式禁用內核搶佔的次數；8-15位爲軟中斷計數器，記錄可延遲函數被禁用的次數；16-27爲硬中斷計數器，表示中斷處理程序的嵌套數（irq_enter()遞增它，irq_exit()遞減它）；28位爲PREEMPT_ACTIVE標誌。只要內核檢測到preempt_counter整體不爲0，就不會進行內核搶佔，這個簡單的探測一下子保證了對衆多不能搶佔的情況的檢測。

 

說明：

 

1）爲了避免在可延遲函數訪問的數據結構上發生的競爭條件，最簡單直接的方法是禁用中斷，但禁用中斷有時太誇張了，所以有了禁用可延遲函數這回事。

 

2） PREEMPT_ACTIVE標誌的本意是說明正在搶佔，設置了之後preempt_counter就不再爲0，從而執行搶佔相關工作的代碼不會被搶佔。

 

它可被非常tricky地這樣使用：

 

preempt_schedule()是內核搶佔時進程調度的入口，其中調用了schedule()。它在調用schedule()前設置PREEMPT_ACTIVE標誌，調用後清除這個標誌。而schedule()會檢查這個標誌，對於不是TASK_RUNNING(state != 0)的進程，如果設置了PREEMPT_ACTIVE標誌，就不會調用deactivate_task()，而deactivate_task()的工作是把進程從runqueue移除。

 

你可能會疑惑，爲什麼要預防已經不在RUNNING狀態的進程從runqueue中移除？設想一下，一個進程剛把自己標誌爲TASK_INTERRUPTIBL，就被preempt了，它還沒來得及把自己放進wait_queue中...這個時候當然要讓它回頭接着運行，直到把自己放進wait_queue然後自願進程切換，那時纔可以把它從runqueue中移除。

 

在面對內核的時候，思維不能僵化在操作系統提供給用戶的進程切換的抽象中，而要想象一個永不停歇運行着的、雖然有意識地跳來跳去的指令流的。所以，沒有標誌爲RUNNING不意味就不會還剩下一些（比如處理狀態轉換的）代碼需要執行哦。

 

通過這個標誌，保證了被搶佔的進程將可以被正確地重新調度和運行。

 

在中斷、異常、系統調用返回過程中也會設置PREEMPT_ACTIVE標誌。