内核中断,异常,抢占总结篇

内核中断，异常，抢占总结篇

一、基本概念

中断分为同步中断和异步中断。同步中断是由CPU控制单元产生的，“同步”是指只有在一条指令执行完毕后，CPU才会发出中断，而不是发生在代码指令执行期间，比如系统调用。而异步中断是由其他硬件设备依照CPU时钟信号产生的，即意味着中断能够在指令之间发生，例如键盘中断。

按照Intel的微处理器手册，同步中断和异步中断也分别称为异常（或者软件中断）和中断。中断大家都比较熟悉，是由硬件设备产生的。异常的产生源有两种：一种是由程序的错误产生的，内核通过发送一个Unix程序员都熟悉的信号来处理异常；第二种时内核必须处理的异常条件产生的，此时内核执行恢复异常需要的所有步骤，例如缺页，或对内核服务的一个请求（系统调用，通过一条int指令）。有一个知识点值得了解：内核态能够触发的唯一异常就是缺页异常，其他的都是用户态触发的。

二、硬中断、软中断、异常之间的抢占关系

硬中断可以被另一个优先级比自己高的硬中断“中断”，不能被同级（同一种硬中断）或低级的硬中断“中断”，更不能被软中断“中断”。

软中断可以被硬中断“中断”，但是不会被另一个软中断“中断”。在一个CPU上，软中断总是串行执行。所以在单处理器上，对软中断的数据结构进行访问不需要加任何同步原语。

（关于这一点，我对《深入理解linux内核》第三版P223页中保护可延迟函数所访问的数据结构有疑问，书上说保护可延迟函数（软中断）所访问的数据结构应采取的措施：对于单处理器的情况，在单处理器上不存在竞争条件，这是因为可延迟函数（软中断）的执行总是在一个CPU上串行执行--也就是说，一个可延迟函数不会被另一个可延迟函数中断。因此，根本不需要同步原语。我认为：一个软中断虽然不会被另一个软中断“中断”，但是可能被硬中断“中断”，而硬中断最后还是要执行到软中断，因此还是会形成对资源的临界区访问。我觉得在保护软中断时，应该关闭本地软中断，比如用local_bh_disable）

还没写完这篇博客，就知道我在这个问题上错了。附上在Linux 内核开发中文邮件列表上某位仁兄提供的解答。

开始处理软中断的情况主要是

1、中断退出执行的irq_exit

2、内核线程ksoftirqd

3、local_bh_enable

而

asmlinkage void do_softirq(void)

{

unsigned long flags;

struct thread_info *curctx;

union irq_ctx *irqctx;

u32 *isp;

if (in_interrupt())

return;

....

}

可以看到，in_interrupt 判断，当前若是从硬件中断退出后执行的irq_exit进入的do_softirq，则立即返回，可以避免你说的情况

本文最后还将附上一篇软中断源码的分析，很详细地说明了这个问题。

硬中断和软中断都可以抢占（或者称为中断）异常（最典型的是系统调用），但是异常不能抢占硬中断和软中断。

硬中断和软中断（只要是中断上下文）执行的时候都不允许内核抢占，换句话说，中断上下文中永远不允许进程切换。（个人理解，由于中断处理程序都需要较快地完成，而且中断处理程序可以嵌套，因此中断处理程序必须不能阻塞，否则性能就非常不能保证了。）

三、用户抢占和内核抢占

抢占分两种情况：用户抢占和内核抢占，其中内核抢占在Linux2.5.4版本发布时被并入内核的，通SMP一样作为内核的一项标准可选配置。

1、用户抢占：内核即将返回用户空间的时候，如果need resched标志被设置，会导致schedule()被调用，此时就会发生用户抢占。在内核返回用户空间的时候，它知道自己是安全的。所以，内核无论是在从中断处理程序还是在系统调用后返回，都会检查need resched 标志。如果它被设置了，那么，内核会选择一个其他(更合适的)进程投入运行。在内核抢占还没有出现的时候，内核所有的抢占情况都是用户抢占。

2、内核抢占：内核抢占是指，一个在内核态运行的进程，可能在执行内核函数期间被另一个进程取代。不是在内核的任何一个地方都可以发生内核抢占的。

内核不能被抢占的情况如下：

1）内核正进行中断处理。在Linux内核中进程不能抢占中断(中断只能被其他中断中止、抢占，进程不能中止、抢占中断)，在中断例程中不允许进行进程调度。进程调度函数schedule()会对此作出判断，如果是在中断中调用，会打印出错信息。

2）内核正在进行中断上下文的Bottom Half(中断的底半部)处理。硬件中断返回前会执行软中断，此时仍然处于中断上下文中。

3）内核的代码段正持有spinlock自旋锁、writelock/readlock读写锁等锁，处干这些锁的保护状态中。内核中的这些锁是为了在SMP系统中短时间内保证不同CPU上运行的进程并发执行的正确性。当持有这些锁时，内核不应该被抢占。

4）内核正在执行调度程序Scheduler。抢占的原因就是为了进行新的调度，没有理由将调度程序抢占掉再运行调度程序。

5）内核正在对每个CPU“私有”的数据结构操作(Per-CPU date structures)。在SMP中，对于per-CPU数据结构未用spinlocks保护，因为这些数据结构隐含地被保护了(不同的CPU 有不一样的per-CPU数据，其他CPU上运行的进程不会用到另一个CPU的per-CPU数据)。但是如果允许抢占，但一个进程被抢占后重新调度，有可能调度到其他的CPU上去，这时定义的Per-CPU变量就会有问题，这时应禁抢占。

除了上述情况，在内核的任何地方都可能发生内核抢占，内核抢占发生的时机一般在：

1）当从中断处理程序正在执行，且返回内核空间之前。

2）当内核代码再一次具有可抢占性的时候，如解锁（spin_unlock_bh）及使能软中断(local_bh_enable)等。

3）如果内核中的任务显式的调用schedule()。

4）如果内核中的任务阻塞(这同样也会导致调用schedule())。

内核抢占主要是为实时系统来设计的，但也不是在所有情况下都是最优的，因为抢占也需要调度和同步开销，在某些情况下甚至要关闭内核抢占。以下是一篇关于开启和关闭内核抢占性能测试的文章。/developerworks/cn/linux/l-nptl/index.html

四、怎么对内核临界区进行保护

在进程内核数据结构的互斥同步访问时，我们最常用的办法是：信号量（睡眠等待），自旋锁（自旋等待），中断禁止和软中断禁止。往往需要几种方法配合使用才能达到我们想要的结果。

1、保护异常（最典型的是系统调用）所访问的数据结构

此时最常选用的是信号量，因为信号量原语允许进程睡眠到资源变为可用，对大部分系统调用而言，这是所期望的行为。信号量的工作方式在单处理器系统和多处理器系统上完全相同。只有在访问每CPU变量的情况下，必须显式地禁用内核抢占，其他情况下内核抢占不会出现问题。

2、保护中断所访问的数据结构