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从我们接触Linux系统开始一直听到的都是它是非实时操作系统怎么理解这个非实时呢
我的理解非实时就是中断响应不及时任务调度不及时。那么真的是这样吗下面先了解一下Linux中断响应是怎样的一个处理流程。
Linux是如何响应中断
ARM中断流程
ARM处理器的中断处理过程可以分为以下几个步骤
中断请求外部设备或软件可以向ARM处理器发送中断请求信号以通知处理器有需要处理的事件发生。中断请求可以是硬件中断如外部设备的输入触发中断或软件中断通过软件指令触发中断。中断检测ARM处理器会周期性地检测中断请求是否发生。这个过程通常在每个指令周期的某个时刻进行被称为中断检测阶段。如果检测到中断请求处理器将进入中断处理流程。中断响应当ARM处理器检测到中断请求时它会保存当前的执行状态并跳转到中断服务例程ISRInterrupt Service Routine的入口地址。中断处理进入中断服务例程后ARM处理器将执行特定的中断处理代码以完成对中断事件的处理。中断服务例程通常包括保存现场、处理中断事件、恢复现场等步骤。中断返回在中断处理完成后ARM处理器会从中断服务例程返回到原来的执行状态。处理器会恢复之前保存的现场并继续执行被中断的指令。
我们在上面的第三步存在一个保存现场的过程它主要进行以下逻辑
ARM异常处理处理器对特定的异常事件进行的处理流程CPU指导硬件自动完成四大步三小步。
一、保存现场(四大步) 保存CPSR到SPSR_mode 适当设置 CPSR 对应功能位三小步 a. 切换处理器进入ARM状态T[5] b. 根据需要禁止中断位F[6] / I[7] c. 根据异常切换到对应的异常模式M[4:0] 保存返回地址把当前 PC 保存到 lr_mode 设置PC 存放跳转到对应的异常向量表的固定首地址。
Linux的中断入口
我们关注中断响应和中断处理的过程以ARM A55为例Linux内核中中断向量表在 arch/arm64/kernel/entry.S 中有定义
/** Exception vectors.*/.pushsection .entry.text, ax.align 11
SYM_CODE_START(vectors)kernel_ventry 1, t, 64, sync // Synchronous EL1tkernel_ventry 1, t, 64, irq // IRQ EL1tkernel_ventry 1, t, 64, fiq // FIQ EL1hkernel_ventry 1, t, 64, error // Error EL1tkernel_ventry 1, h, 64, sync // Synchronous EL1hkernel_ventry 1, h, 64, irq // IRQ EL1hkernel_ventry 1, h, 64, fiq // FIQ EL1hkernel_ventry 1, h, 64, error // Error EL1hkernel_ventry 0, t, 64, sync // Synchronous 64-bit EL0kernel_ventry 0, t, 64, irq // IRQ 64-bit EL0kernel_ventry 0, t, 64, fiq // FIQ 64-bit EL0kernel_ventry 0, t, 64, error // Error 64-bit EL0kernel_ventry 0, t, 32, sync // Synchronous 32-bit EL0kernel_ventry 0, t, 32, irq // IRQ 32-bit EL0kernel_ventry 0, t, 32, fiq // FIQ 32-bit EL0kernel_ventry 0, t, 32, error // Error 32-bit EL0
SYM_CODE_END(vectors)而这个向量表又是在什么时候设置到CPU的呢
在 arch/arm64/kernel/head.S 中有以下汇编代码
/** The following fragment of code is executed with the MMU enabled.** x0 __PHYS_OFFSET*/
SYM_FUNC_START_LOCAL(__primary_switched)adr_l x4, init_taskinit_cpu_task x4, x5, x6adr_l x8, vectors // load VBAR_EL1 with virtualmsr vbar_el1, x8 // vector table addressisb...SYM_FUNC_END(__primary_switched)从上面可以看到将 vectors 的地址写入 vbar_el1 寄存器。 Exception level的Vector Base Address Register (VBAR)寄存器该寄存器保存了各个exception level的异常向量表的基地址。该寄存器有三个分别是VBAR_EL1VBAR_EL2VBAR_EL3。 为什么 vectors 会有 4x4 个向量呢
exceptions
在ARM.v8体系结构中中断只是异常的一种类型异常有4种类型。
同步异常这种类型的异常总是由当前执行的指令引起。例如。可以使用str 指令将一些数据存储在不存在的内存位置。在这种情况下将生成同步异常。同步异常也可以用于生成 软件中断。软件中断是由svc指令有意产生的同步异常。IRQ(中断请求)这些是正常的中断。它们始终是异步的这意味着它们与当前执行的指令无关。与同步异常相反它们始终不是由处理器本身生成的而是由外部硬件生成的。FIQ(快速中断请求)这种类型的异常称为快速中断仅出于优先处理异常的目的而存在。可以将某些中断配置为“正常”将其他中断配置为“快速”。快速中断将首先发出信号并将由单独的异常处理程序处理。Linux不使用快速中断。SError(系统错误)像IRQ和FIQ一样SError异常是异步的由外部硬件生成。与 IRQ 和 FIQ 不同SError 始终表示某种错误情况。
异常向量
每种异常类型都需要有自己的处理程序。另外同一种异常类型下不同的状态也需要定义单独的处理程序。典型的有4种状态以EL1 为例这些状态可以定义如下
EL1t 与EL0共享堆栈指针时EL1发生异常。当 SPSel 寄存器的值为 0 时就会发生这种情况。EL1h 为EL1分配了专用堆栈指针时EL1发生了异常。这意味着 SPSel 拥有值 1这是我们当前正在使用的模式。EL0_64 以64位模式执行的EL0产生异常。EL0_32 以32位模式执行的EL0产生异常。
总共我们需要定义16个异常处理程序4个异常级别乘以4个执行状态。
当外部gpio中断来了的时候我们进入的是IRQ EL1h当访问内存产生的缺页异常进入的是Synchronous EL1h。
当外部gpio中断来了查询向量表满足kernel_ventry 1, h, 64, irqkernel_ventry 是在 arch/arm64/kernel/entry.S 实现的一个函数上面展开后就是调用 el1h_64_irq 这个函数。el1h_64_irq 还是一个汇编宏展开在 arch/arm64/kernel/entry.S 有这样的代码 .macro entry_handler el:req, ht:req, regsize:req, label:req
SYM_CODE_START_LOCAL(el\el\ht\()_\regsize\()_\label)kernel_entry \el, \regsizemov x0, spbl el\el\ht\()_\regsize\()_\label\()_handler.if \el 0b ret_to_user.elseb ret_to_kernel.endif
SYM_CODE_END(el\el\ht\()_\regsize\()_\label).endm/** Early exception handlers*/...entry_handler 1, h, 64, irq...可以看到通过SYM_CODE_START_LOCAL定义函数在 kernel_entry 中做寄存器数据入栈等现场保护然后bl跳转到 el1h_64_irq_handler而el1h_64_irq_handler则是C语言实现的代码了。
el1h_64_irq_handler
el1h_64_irq_handler实际上是在 el1_interrupt 的基础上再调用handle_arch_irq函数在看handle_arch_irq函数之前我们先看看el1_interrupt 都做了哪些操作。
el1_interrupt的逻辑
关外部中断通过 do_interrupt_handler 调用到中断处理函数do_interrupt_handler 会判断当前是否在任务的栈上如果在栈上还需要保存现场否则直接调用handle_arch_irq通过 arm64_preempt_schedule_irq 函数进行抢占式调度任务开外部中断
上面的handle_arch_irq就是一个函数指针以gicv3为例该函数指针指向的是gic_handle_irq()。
gic_handle_irq
do_read_iar 获取中断号检查是否支持NMI非屏蔽中断并读取RPR运行优先级寄存器的值。如果RPR的值等于GICD_INT_RPR_PRI(GICD_INT_NMI_PRI)则调用gic_handle_nmi()函数来处理NMI检查是否启用了GIC通用中断控制器的优先级屏蔽功能。如果启用了则调用gic_pmr_mask_irqs()函数来屏蔽中断并调用gic_arch_enable_irqs()函数来启用中断gic_complete_ack将中断ID写入ICC_EOIR1_EL1寄存器来停止这个中断我理解应该是类似清除gic的中断pending位信息接下来就是调用中断处理函数handle_domain_irq
handle_domain_irq
irq_resolve_mapping 通过hwirq查找irq_desc接着调用handle_irq_desc函数来处理中断描述符irq_desc里面重点是调用 irq_desc-handle_irq 函数;这个irq_desc-handle_irq函数由irq_chip-irq_nmi_teardown设置SGI/PPI/EPPI对应handle_percpu_devid_irq其他对应handle_fasteoi_irq。最终handle_fasteoi_irq会调用action-handler来执行中断处理函数这个action-handler就是我们通过request_irq或者request_threaded_irq设置的中断处理函数
针对这个建议查看参考文章i.MX8MP平台开发分享gicv3篇-- gic_handle_irq如何跳转到自定义的中断线程处理函数里面针对硬件寄存器的介绍也比较详细。
中断的实时性讨论
在没有进行上面的代码跟进的时候我之前一直以为linux的中断非实时是因为Linux系统在获知硬件中断之后仅仅是立马清除了中断的pending信息等到合适的时间再去进行中断函数的处理从而导致中断非实时。但是从上面的代码分析下来发现我之前的理解都是错误的可以说Linux系统在不关中断的情况下只要产生了中断都是会立马处理中断的。
那么为什么说Linux中断是非实时的呢
因为Linux太多关闭中断的地方了如上面在处理中断的时候关闭了中断Linux不允许中断嵌套在系统进入临界区的时候会调用spin_lock_irqsave等关闭中断的地方多了影响外部中断的时候就需要等待使能中断后才可以响应从而不满足非实时。
而像RT Linux为了提高中断实时性它主要进行了以下几点的修改
临界区可抢占将spinlock修改为可抢占类型避免大量的关闭中断中断处理线程化减少关闭中断的时间
从RT Linux的修改都是为了减少关闭中断的时间来提高实时性。从这个方面去理解Linux的中断非实时就更容易理解了吧。
Linux任务什么时候调度
首先Linux的进程是抢占式的内核配置CONFIG_PREEMPT默认是开启的当一个高优先级的进入可运行状态内核将会检查它的动态优先级是否大于当前正在运行进程的优先级。如果是当前运行的进程将会被中断并调用调度程序选择另外一个程序运行。
在中断处理完之后任务也会有机会发生调度具体的代码段如下
// arch/arm64/kernel/entry-common.cstatic void noinstr el1_interrupt(struct pt_regs *regs,void (*handler)(struct pt_regs *))
{write_sysreg(DAIF_PROCCTX_NOIRQ, daif);enter_el1_irq_or_nmi(regs);do_interrupt_handler(regs, handler);/** Note: thread_info::preempt_count includes both thread_info::count* and thread_info::need_resched, and is not equivalent to* preempt_count().*/if (IS_ENABLED(CONFIG_PREEMPTION) READ_ONCE(current_thread_info()-preempt_count) 0)arm64_preempt_schedule_irq(); //可抢占则发生调度exit_el1_irq_or_nmi(regs);
}时常我们会说从内核返回用户空间的时候也会发生任务调度这个从用户空间进入内核的时候也是通过异常进入的或者说是软中断PPI实际上这个和中断应该是没有本质的区别吧所以他们归类为一种都是异常处理后的任务调度。
最后还有一种是时间片用完之后的任务调度这个就很好理解了给你的时间用完了就要切换出去不能让你自己一个人玩。
参考
ARM中断处理过程及编程实例
ARM-中断状态中断响应流程四大步三小步
ARM64 kernel exception vectors
i.MX8MP平台开发分享gicv3篇-- gic_handle_irq如何跳转到自定义的中断线程处理函数
【进程】preempt_count解析
[工业互联-15]Linux操作与实时Linux操作系统RT Linux PREEMPT-RT、Xenomai
【进程调度】执行调度的时机
