Linux内核中断函数的上半部分详解 (linux中断函数上半部分)
Linux内核中断函数的上半部分是指中断处理的之一部分，也是最关键的部分。在这一部分中，内核必须立即响应中断请求，并在处理完中断请求后尽快恢复中断，以确保系统的稳定性和可靠性。因此，了解Linux内核中断函数的上半部分是非常重要的。
中断是计算机硬件和软件之间的一种通信机制。当硬件设备需要向计算机主机发出通知时，它会发送一个中断请求信号（IRQ）。这个IRQ信号被传送到计算机的中断控制器中，中断控制器将它转换为一个中断向量（中断号）。然后，内核的中断处理程序将被调用，对中断进行响应。
Linux内核的中断处理是分为两个部分的：上半部分和下半部分。上半部分处理的是中断的执行过程，而下半部分处理的是中断的清理过程。
在Linux内核的中断处理程序中，上半部分是最重要的部分。上半部分是处理中断请求的之一部分，并且必须在最短时间内执行。它必须能够尽可能快地完成中断请求并快速释放中断，并将控制返回到应用程序。
下面是Linux内核中断函数上半部分的主要任务：
1.中断处理程序的进入
当中断请求被激活时，控制权将从用户空间转移到内核空间。然后，内核开始执行中断处理程序。中断处理程序负责检查中断请求，并响应中断。在进入中断处理程序之前，内核必须保存当前的处理器状态，并确保处理器的状态正确。
2.中断请求的分配
当中断处理程序进入时，内核必须分配一个中断号。这样，中断控制器就可以将中断请求转发到正确的中断处理程序。为了选择正确的中断号，内核必须检查中断请求的来源，例如一个设备或驱动程序。
3.中断的响应
一旦确认了中断请求来源并分配了中断号，内核就开始响应中断请求。这一步通常涉及到处理中断请求数据、确定中断请求时的事件和中断的形式、并向设备驱动程序发送中断请求（通常是下半部分的处理）。
4.中断的处理
在执行中断请求时，内核必须执行相应的中断处理程序。这本质上就是执行打断原来的操作，但是内核必须确保进程能够正确地恢复并继续运行。
5.中断的返回
当内核完成中断处理时，控制权将返回到应用程序。但是，内核仍然需要确保状态正确并清理中断函数内部的其他操作。这通常需要释放锁定资源，并确保系统状态稳定。
了解Linux内核中断函数的上半部分是非常重要的。上半部分是整个中断处理程序的关键部分，负责响应中断并进行快速、稳定的处理。在理解Linux内核中断函数的上半部分之后，下半部分的理解和处理将变得更加容易。
相关问题拓展阅读：
关于linux注册的中断函数
我也不完全理解，但是比你知道的多点。
Linux中，分内核态和用户态。
你写的所有的驱动，都是出于内核态->可以直接使用内核相关资源；
应用层，都是用户态->无法直接操作底层的东西 -> 想要操作，比如获得权限，切换到内核态，然后才能操作。
你这里的需求，我的理解是：
对应你这句
“在中断服务程序中操作另一个外设”
不知道你的目的和打算用的手段是啥
一般的，ISR中，操作别的设备，常见的是：
设置对应的（比如该硬件本身，或者别的设备B的）寄存器的对应的位，以便通知其某种事情发送或状态变化了。
然后设备B会：
要么是由于（被修改了寄存器而）发生了中断，然后可以接着处理其所要做的事情；
要么是一直轮训，检测对应的某种资源释放变化，比如上面被改的寄存器的对应的位，发现变化了，再去调用你的函数，做对应的处理。
注意：
中断，不论是哪个设备的中断，都不应该占用（CPU）太长时间
-> 导致别的中断或服务无法及时运行
仅供参考。
从内核空间返回用户空间时，kernel检查是否有pending signal，如果有，执行。
如何在linux下开启napi
天重点对linux网络
数据包
的处理做下分析，但是并不关系到上层协议，仅仅到链路层。
之前转载过一篇文章，对NAPI做了比较详尽的分析，本文结合Linux内核源代码，对当前网络数据包的处理进行梳理。根据NAPI的处理特性，对设备提出一定的要求
1、设备需要有足够的缓冲区，保存多个数据分组
2、可以禁用当前设备中断，然而不影响其他的操作。
当前大部分的设备都支持NAPI，但是为了对之前的保持兼容，内核还是对之前中断方式提供了兼容。我们先看下NAPI具体的处理方式。我们都知道中断分为中断上半部和下半部，上半部完成的任务很是简单，仅仅负责把数据保存下来；而下半部负责具体的处理。为了处理下半部，每个CPU有维护一个softnet_data结构。我们不对此结构做详细介绍，仅仅描述和NAPI相关的部分。结构中有一个poll_list字段，连接所有的轮询设备。还 维护了两个队列input_pkt_queue和process_queue。这两个用户传统不支持NAPI方式的处理。前者由中断上半部的处理函数吧数据包入队，在具体的处理时，使用后者做中转，相当于前者负责接收，后者负责处理。最后是一个napi_struct的backlog，代表一个虚拟设备供轮询使用。在支持NAPI的设备下，每个设备具备一个缓冲队列，存放到来数据。每个设备对应一个napi_struct结构，该结构代表该设备存放在poll_list中被轮询。而设备还需要提供一个poll函数，在设备被轮询到后，会调用poll函数对数据进行处理。基本逻辑就是这样，下面看下具体流程。
中断上半部：
非NAPI：
非NAPI对应的上半部函数为netif_rx，位于Dev.,c中
int netif_rx(struct sk_buff *skb)
{
int ret;
/* if netpoll wants it, pretend we never saw it */
/*如果是net_poll想要的，则不作处理*/
if (netpoll_rx(skb))
return NET_RX_DROP;
/*检查时间戳*/
net_timestamp_check(netdev_tstamp_prequeue, skb);
trace_netif_rx(skb);
#ifdef CONFIG_RPS
if (static_key_false(&rps_needed)) {
struct rps_dev_flow voidflow, *rflow = &voidflow;
int cpu;
/*禁用抢占*/
preempt_disable();
rcu_read_lock();
cpu = get_rps_cpu(skb->dev, skb, &rflow);
if (cpu last_qtail);
rcu_read_unlock();
preempt_enable();
} else
#endif
{
unsigned int
qtail;
ret = enqueue_to_backlog(skb, get_cpu(), &qtail);
put_cpu();
}
return ret;
}
中间RPS暂时不关心，这里直接调用enqueue_to_backlog放入CPU的全局队列input_pkt_queue
static int enqueue_to_backlog(struct sk_buff *skb, int cpu,
unsigned int *qtail)
{
struct softnet_data *sd;
unsigned long flags;
/*获取cpu相关的softnet_data变量*/
sd = &per_cpu(softnet_data, cpu);
/*关中断*/
local_irq_save(flags);
rps_lock(sd);
/*如果input_pkt_queue的长度小于更大限制，则符合条件*/
if (skb_queue_len(&sd->input_pkt_queue) input_pkt_queue)) {
enqueue:
__skb_queue_tail(&sd->input_pkt_queue, skb);
input_queue_tail_incr_save(sd, qtail);
rps_unlock(sd);
local_irq_restore(flags);
return NET_RX_SUCCESS;
}
/* Schedule NAPI for backlog device
* We can use non atomic operation since we own the queue lock
*/
/*否则需要调度backlog 即虚拟设备，然后再入队。napi_struct结构中的state字段如果标记了NAPI_STATE_SCHED,则表明该设备已经在调度，不需要再次调度*/
if (!__test_and_set_bit(NAPI_STATE_SCHED, &sd->backlog.state)) {
if (!rps_ipi_queued(sd))
____napi_schedule(sd, &sd->backlog);
}
goto enqueue;
}
/*到这里缓冲区已经不足了，必须丢弃*/
sd->dropped++;
rps_unlock(sd);
local_irq_restore(flags);
atomic_long_inc(&skb->dev->rx_dropped);
kfree_skb(skb);
return NET_RX_DROP;
}
该函数逻辑也比较简单，主要注意的是设备必须先添加调度然后才能接受数据，添加调度调用了____napi_schedule函数，该函数把设备对应的napi_struct结构插入到softnet_data的poll_list
链表
尾部，然后唤醒软中断，这样在下次软中断得到处理时，中断下半部就会得到处理。不妨看下源码
static inline void ____napi_schedule(struct softnet_data *sd,
struct napi_struct *napi)
{
list_add_tail(&napi->poll_list, &sd->poll_list);
__raise_softirq_irqoff(NET_RX_SOFTIRQ);
}
NAPI方式
NAPI的方式相对于非NAPI要简单许多，看下e100网卡的中断处理函数e100_intr，核心部分
if (likely(napi_schedule_prep(&nic->napi))) {
e100_disable_irq(nic);//屏蔽当前中断
__napi_schedule(&nic->napi);//把设备加入到轮训队列
}
if条件检查当前设备是否 可被调度，主要检查两个方面：1、是否已经在调度 2、是否禁止了napi pending.如果符合条件，就关闭当前设备的中断，调用__napi_schedule函数把设备假如到轮训列表，从而开启轮询模式。
分析：结合上面两种方式，还是可以发现两种方式的异同。其中softnet_data作为主导结构，在NAPI的处理方式下，主要维护轮询链表。NAPI设备均对应一个napi_struct结构，添加到链表中；非NAPI没有对应的napi_struct结构，为了使用NAPI的处理流程，使用了softnet_data结构中的back_log作为一个虚拟设备添加到轮询链表。同时由于非NAPI设备没有各自的接收队列，所以利用了softnet_data结构的input_pkt_queue作为全局的接收队列。这样就处理而言，可以和NAPI的设备进行兼容。但是还有一个重要区别，在NAPI的方式下，首次数据包的接收使用中断的方式，而后续的数据包就会使用轮询处理了；而非NAPI每次都是通过中断通知。
下半部：
下半部的处理函数，之前提到，网络数据包的接发对应两个不同的软中断，接收软中断NET_RX_SOFTIRQ的处理函数对应net_rx_action
static void net_rx_action(struct softirq_action *h)
{
struct softnet_data *sd = &__get_cpu_var(softnet_data);
unsigned long time_limit = jiffies + 2;
int budget = netdev_budget;
void *have;
local_irq_disable();
/*遍历轮询表*/
while (!list_empty(&sd->poll_list)) {
struct napi_struct *n;
int work, weight;
/* If softirq window is exhuasted then punt.
* Allow this to run for 2 jiffies since which will allow
* an average latency of 1.5/HZ.
*/
/*如果开支用完了或者时间用完了*/
if (unlikely(budget poll()
* calls can remove this head entry from the list.
*/
/*获取链表中首个设备*/
n = list_first_entry(&sd->poll_list, struct napi_struct, poll_list);
have = netpoll_poll_lock(n);
weight = n->weight;
/* This NAPI_STATE_SCHED test is for avoiding a race
* with netpoll’s poll_napi(). Only the entity which
* obtains the lock and sees NAPI_STATE_SCHED set will
* actually make the ->poll() call. Therefore we avoid
* accidentally calling ->poll() when NAPI is not scheduled.
*/
work = 0;
/*如果被设备已经被调度，则调用其处理函数poll函数*/
if (test_bit(NAPI_STATE_SCHED, &n->state)) {
work = n->poll(n, weight);//后面weight指定了一个额度
trace_napi_poll(n);
}
WARN_ON_ONCE(work > weight);
/*总额度递减*/
budget -= work;
local_irq_disable();
/* Drivers must not modify the NAPI state if they
* consume the entire weight. In such cases this code
* still “owns” the NAPI instance and therefore can
* move the instance around on the list at-will.
*/
/*如果work=weight的话。任务就完成了，把设备从轮询链表删除*/
if (unlikely(work == weight)) {
if (unlikely(napi_disable_pending(n))) {
local_irq_enable();
napi_complete(n);
local_irq_disable();
} else {
if (n->gro_list) {
/* flush too old packets
* If HZ = 1000);
local_irq_disable();
}
/*每次处理完就把设备移动到列表尾部*/
list_move_tail(&n->poll_list, &sd->poll_list);
}
}
netpoll_poll_unlock(have);
}
out:
net_rps_action_and_irq_enable(sd);
#ifdef CONFIG_NET_DMA
/*
* There may not be any more sk_buffs coming right now, so push
* any pending DMA copies to hardware
*/
dma_issue_pending_all();
#endif
return;
softnet_break:
sd->time_squeeze++;
__raise_softirq_irqoff(NET_RX_SOFTIRQ);
goto out;
}
这里有处理方式比较直观，直接遍历poll_list链表，处理之前设置了两个限制：budget和time_limit。前者限制本次处理数据包的总量，后者限制本次处理总时间。只有二者均有剩余的情况下，才会继续处理。处理期间同样是开中断的，每次总是从链表表头取设备进行处理，如果设备被调度，其实就是检查NAPI_STATE_SCHED位，则调用 napi_struct的poll函数，处理结束如果没有处理完，则把设备移动到链表尾部，否则从链表删除。NAPI设备对应的poll函数会同样会调用__netif_receive_skb函数上传协议栈，这里就不做分析了，感兴趣可以参考e100的poll函数e100_poll。
而非NAPI对应poll函数为process_backlog。
static int process_backlog(struct napi_struct *napi, int quota)
{
int work = 0;
struct softnet_data *sd = container_of(napi, struct softnet_data, backlog);
#ifdef CONFIG_RPS
/* Check if we have pending ipi, its better to send them now,
* not waiting net_rx_action() end.
*/
if (sd->rps_ipi_list) {
local_irq_disable();
net_rps_action_and_irq_enable(sd);
}
#endif
napi->weight = weight_p;
local_irq_disable();
while (work process_queue))) {
local_irq_enable();
/*进入协议栈*/
__netif_receive_skb(skb);
local_irq_disable();
input_queue_head_incr(sd);
if (++work >= quota) {
local_irq_enable();
return work;
}
}
rps_lock(sd);
qlen = skb_queue_len(&sd->input_pkt_queue);
if (qlen)
skb_queue_splice_tail_init(&sd->input_pkt_queue,
&sd->process_queue);
if (qlen poll_list);
napi->state = 0;
quota = work + qlen;
}
rps_unlock(sd);
}
local_irq_enable();
return work;
}
函数还是比较简单的，需要注意的每次处理都携带一个配额，即本次只能处理quota个数据包，如果超额了，即使没处理完也要返回，这是为了保证处理器的公平使用。处理在一个while循环中完成，循环条件正是work = quota时，就要返回。当work还有剩余额度，但是process_queue中数据处理完了，就需要检查input_pkt_queue，因为在具体处理期间是开中断的，那么期间就有可能有新的数据包到来，如果input_pkt_queue不为空，则调用skb_queue_splice_tail_init函数把数据包迁移到process_queue。如果剩余额度足够处理完这些数据包，那么就把虚拟设备移除轮询队列。这里有些疑惑就是最后为何要增加额度，剩下的额度已经足够处理这些数据了呀？根据此流程不难发现，其实执行的是在两个队列之间移动数据包，然后再做处理。
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