📄 (ldd) ch09-中断处理(下)(转载).htm
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<P><BR> <BR>test_bit(nr, void *addr);<BR> <BR> 这个函数是唯一一个不必是原子的为操作；它只是简单地返回该位当前的值。<BR> <BR> <BR> <BR> 当这些函数用于访问和修改共享的位时，你只要调用它们即可。而使用位操作来<BR>管理控制共享变量访问的锁变量，则更复杂些，需要举一个例子。<BR> <BR> <BR> <BR> 要访问共享数据项的代码段可以使用set_bit或clear_bit来试着原子地获取锁。<BR>通常是象下面的代码段这样实现的；假定锁位于地址addr的第nr位上。并且假定当锁空<BR>闲时该位为0，锁忙时该位非零。<BR> <BR> <BR> <BR>/* 试着设置锁 */<BR> <BR>while (set_bit(nr,addr)!=0)<BR> <BR></P></FONT><FONT
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<P><BR> wait_for_a_while();<BR> <BR> <BR> <BR>/* 做你的工作 */<BR> <BR> <BR> <BR>/* 释放锁，并检查... */<BR> <BR>if (clear_bit(nr,addr)==0)<BR> <BR> something_wnt_wrong(); /* 已经被释放了：出错 */<BR> <BR> <BR> <BR> 这种访问共享数据的方式的毛病是竞争双方都必须要等待。如果其中一方是中断<BR>处理程序，那么这一点就较难保证了。<BR> <BR>原子性的整数操作<BR>内核程序员经常需要在中断处理程序和其它函数间共享整数变量。我们刚才已经看到对<BR>位的原子访问还不足以保证一切都能运行正常(对前面的例子来说，如果一方是一个中断<BR></P></FONT><FONT
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<P>位的原子访问还不足以保证一切都能运行正常(对前面的例子来说，如果一方是一个中断<BR>处理函数的话，那就必须使用cli)。<BR> <BR> <BR> <BR>实际上，防止竞争条件的需要是如此迫切，以致于内核的开发者为这个问题专门实现了<BR>一个头文件：<asm/atomic.h>。这个头文件比较新，Linux 1.2中就没有提供。因此，需<BR>要向后兼容的驱动程序是不能使用的。<BR> <BR> <BR> <BR>atomic.h中提供的函数比刚才介绍的那些位操作功能更强大。atomic.h中定义了一种新<BR>的数据类型，atomic_t，只能通过原子操作来访问它。<BR> <BR> <BR> <BR>atomic_t目前在所有支持的体系结构上都被定义为int。下面的操作是为这个数据类型所<BR>定义的，能保证SMP机器上的所有处理器是原子地对它进行访问。这些操作都非常快，因<BR>为它们都尽可能编译成单条的机器指令。<BR> <BR> <BR> <BR>void atomic_add(atomic_t i, atomic_t *v);<BR></P></FONT><FONT
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<P>void atomic_add(atomic_t i, atomic_t *v);<BR> <BR>将v指向的原子变量加上i。返回值是void类型，大部分时候没有必要知道新值。网络部<BR>分的代码使用这个函数来更新套接字在内存使用上的统计信息。<BR> <BR> <BR> <BR>void atomic_sub(atomic_t i, atomic_t *v);<BR> <BR>从*v里减去i。在最新的2.1版的内核中这两个函数的参数i都声明成int类型，但这种改<BR>变主要是出于美观的需要，并不对源代码造成影响。<BR> <BR> <BR> <BR>void atomic_inc(atomic_t *v);<BR> <BR>void atomic_dec(atomic_t *v);<BR> <BR> 对原子变量加减1。<BR> <BR> <BR> <BR>int atomic_dec_and_test(atomic_t *v);<BR></P></FONT><FONT
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<P>int atomic_dec_and_test(atomic_t *v);<BR> <BR>该函数是在1.3.84版的内核里加入的，用于跟踪引用计数。仅当变量*v在减1后取值为0<BR>时返回值为0。<BR> <BR> <BR> <BR>如上所述，只能使用上面这些函数来访问atomic_t类型的数据。如果你将原子数据项传<BR>递给了一个要求参数类型为整型的函数，编译时就会得到警告。不用说，可以读取原子<BR>数据项的当前值并将它强制转换成其它数据类型。<BR> <BR>无竞争地进入睡眠<BR> 在讨论进入睡眠的问题中我们曾忽略了一个竞争条件。这个问题实际上要比中断<BR>驱动的I/O问题更普遍，而有效的解决方案需要对sleep_on的实现内幕有些了解。<BR> <BR> <BR> <BR> 这种特别的竞争条件发生在检查进入睡眠的条件和对sleep_on的实际调用之间。<BR>下面的测试代码和前面使用的代码是一样的，但我觉得还是值得再在这里列出：<BR> <BR> <BR> <BR>while (short_head==short_tail){<BR></P></FONT><FONT
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<P>while (short_head==short_tail){<BR> <BR> interruptible_sleep_on(&short_queue);<BR> <BR> /* ... */<BR> <BR>}<BR> <BR> <BR> <BR> 如果要安全地进行比较和进入睡眠，你必须先禁止中断报告，然后测试条件并进<BR>入睡眠。因此，比较中被测试的变量不会被修改。内核允许进程在发出cli指令后就进入<BR>睡眠。而在将进程插入它的等待队列之后，在调用shcedule之前，内核只要简单地重新<BR>打开中断报告就可以了。<BR> <BR> <BR> <BR> 这里给出的例子代码使用了while循环，由该循环来进行信号处理。如果有阻塞<BR>的信号向进程发出报告，interruptible_sleep_on就返回，再次进行while语句中的测试<BR>。<BR> <BR> <BR> <BR></P></FONT><FONT
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<P><BR> 下面是一种可能的实现：<BR> <BR> <BR> <BR>while (short_head==short_tail){<BR> <BR> cli();<BR> <BR> if (short_head==short_tail)<BR> <BR> interuptible_sleep_on(&short_queue);<BR> <BR> sti();<BR> <BR> /* ... 信号解码 .... */<BR> <BR>}<BR> <BR> <BR> <BR> 如果中断是在cli后发生的，那么这个中断在当前进程进入睡眠前都会处于待处<BR>理状态。而当中断最终报告给处理器时，进程已经进入了睡眠，可以被安全地唤醒。<BR></P></FONT><FONT
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<P>理状态。而当中断最终报告给处理器时，进程已经进入了睡眠，可以被安全地唤醒。<BR> <BR> <BR> <BR> 在这个例子中，我可以使用cli/sti，是因为设计的这段范例代码存在于read方<BR>法内的；否则我们必须使用更为安全的save_flags，cli，和restore_flags函数。<BR> <BR> <BR> <BR> 如果在进入睡眠之前你不想禁止中断，那么还有另一种方法来完成与上面相同的<BR>任务(Linus非常喜欢用这种方法)。但是，如果你愿意的话你可以跳过下面的讨论，因为<BR>下面的讨论的确有点太细了。<BR> <BR> <BR> <BR> 该方法的基本想法是，进程可以把自己排进等待队列，声明自己的状态为睡眠状<BR>态，然后执行它的测试代码。<BR> <BR> <BR> <BR>典型的实现如下：<BR> <BR> <BR></P></FONT><FONT
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<P><BR> <BR>struct wait_queue wait = {current, NULL};<BR> <BR> <BR> <BR>add_wait(&short_queue, &wait);<BR> <BR>current->state=TASK_INTERRUPTIBLE;<BR> <BR>while (short_head==short_tail){<BR> <BR> schedule();<BR> <BR> /* ... 信号解码 ... */<BR> <BR>}<BR> <BR>remove_wait_queue(&short_queue, &wait);<BR> <BR> <BR> <BR> 这段代码看起来有点象将sleep_on的内部实现展开了。显式地声明了wait变量，<BR></P></FONT><FONT
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<P> 这段代码看起来有点象将sleep_on的内部实现展开了。显式地声明了wait变量，<BR>因为需要用它来使进程进入睡眠；这一切是在第5章的“等待队列”一节中解释的，但这<BR>个例子中引入了一些新的符号。<BR> <BR> <BR> <BR>current->state<BR> <BR>这个字段是给调度器用的提示。调度器被激活后，它将通过观察所有进程的state字段来<BR>决定接着作些什么。所有进程都可以任意修改自己的state字段，但在调度器运行之前这<BR>种改变还不会生效。<BR> <BR> <BR> <BR>#include <linux/sched.h><BR> <BR>TASK_RUNNING<BR> <BR>TASK_INTERRUPTIBLE<BR> <BR>TASK_UNINTERRUPTIBLE<BR> <BR>这些符号名代表了current->state最经常取的一些值。TASK_RUNNING表示进程正在运行<BR></P></FONT><FONT
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<P>这些符号名代表了current->state最经常取的一些值。TASK_RUNNING表示进程正在运行<BR>，其它两个表示进程正在睡眠。<BR> <BR> <BR> <BR>void add_wait_queue(struct wait_queue ** p, struct wait_queue *wait)<BR> <BR>void remove_wait_queue(struct wait_queue ** p, struct wait_queue *wait)<BR> <BR>void __add_wait_queue(struct wait_queue ** p, struct wait_queue *wait)<BR> <BR>void __ remove_wait_queue(struct wait_queue ** p, struct wait_queue *wait)<BR> <BR>这些函数用于从等待队列中插入和删除进程。wait参数必须指向进程堆栈所在的页(临时<BR>变量)。以下划线开头的函数运行的更快些，但它们在禁止中断后才能被调用(例如，在<BR>快速中断处理程序内)。<BR> <BR> <BR> <BR> 有了这些背景知识，下面让我们看看当中断到达时会发生什么。此时处理程序将<BR>调用wake_up_interruptible(&short_queue)；对Linux而言，这意味着“将state置为TA<BR>SK_RUNNING”。因此，如果在while条件和schedule调用间有中断报告的话，该任务的st<BR>ate字段将会又被标记为TASK_RUNNING的，因此不会丢失数据。<BR></P></FONT><FONT
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<P>ate字段将会又被标记为TASK_RUNNING的，因此不会丢失数据。<BR> <BR> <BR> <BR> 而如果进程仍是“可中断的”(TASK_INTERRUPTIBLE)，schedule将保持它的睡眠<BR>状态。<BR> <BR> 值得注意的是，wake_up系统调用并不会将进程从等待队列中删去。是由sleep_o<BR>n来对等待队列进行进程的添加和删除的。因此程序代码必须显式地调用add_wait_queue<BR>和remove_wait_queue，因为这种情况下不再使用sleep_on了。<BR> <BR>中断处理的版本相关性<BR> 不是所有本章引入的代码都能向后兼容地移植到Linux 1.2上的。在此我将列出<BR>主要的差异并对如何处理这些差异提出建议。实际上，short在2.0.x和1.2.13版的内核<BR>上都编译和运行得很好。<BR> <BR>request_irq函数的不同原型<BR> 我在这一整章中使用的给request_irq函数传递参数的方式都是到1.3.70版的内<BR>核才引入的，因为是到这个版本才出现了共享中断处理程序的。<BR> <BR> <BR> <BR> 更早的内核版本并不需要dev_id参数，原型也相对简单些：<BR></P></FONT><FONT
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<P> 更早的内核版本并不需要dev_id参数，原型也相对简单些：<BR> <BR> <BR> <BR>int request_irq(unsigned int irq,<BR> <BR>void (*handler)(int, struct pt_regs *),<BR> <BR>unsigned long flags, const char *device);<BR> <BR> <BR> <BR> 只要使用下面的宏定义(注意早期的版本中free_irq也没有dev_id参数)，新的语<BR>义可以很容易地强加在旧原型上：<BR> <BR> <BR> <BR>#if LINUX_VERSION_CODE < VERSION_CODE(1,3,70)<BR> <BR> /* 预处理器必须能处理递归的定义 */<BR> <BR># define request_irq(irq,fun,fla,nam,dev) request_irq(irq,fun,fla,nam)<BR> <BR></P></FONT><FONT
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<P><BR># define free_irq(irq,dev) free_irq(irq)<BR> <BR>#endif<BR> <BR> <BR> <BR> 这些宏只是简单地丢弃额外的dev参数。<BR> <BR> <BR> <BR> 处理函数原型上的差异通过显式的#if/#else/#endif语句得到很好的处理。如果<BR>你使用了dev_id指针，旧内核的条件分支可以将它申明为NULL变量，这样处理函数体就<BR>可以对NULL设备指针进行处理了。<BR> <BR> <BR> <BR> short模块中的一个例子可以作为这种想法的范例：<BR> <BR> <BR> <BR>#if LINUX_VERSION_CODE < VERSION_CODE(1,3,70)<BR> <BR></P></FONT><FONT
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<P><BR>void short_sh_interrupt(int irq, struct pt_regs *regs)<BR> <BR>{<BR> <BR> void *dev_id = NULL;<BR> <BR>#else<BR> <BR>void short_sh_interrupt(int irq, void *dev_id, struct pt_regs *regs)<BR> <BR>{<BR> <BR>#endif<BR> <BR>探测中断信号线<BR> 内核到1.3.30版开始开放探测函数。如果你希望你的驱动程序能移植到旧的内核<BR>上，你将不得不实现DIY检测。实际上早在1.2版的内核，这些函数就已经存在了，只是<BR>模块化的驱动程序无法使用罢了。<BR> <BR> <BR> <BR> 这样，移植中断处理函数就没有什么其它的问题了。<BR></P></FONT><FONT
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<P> 这样，移植中断处理函数就没有什么其它的问题了。<BR> <BR>快速参考<BR> 本章引入了下面这些与中断管理有关的符号：<BR> <BR> <BR> <BR>#include <linux/sched.h><BR> <BR>int request_irq(unsigned int irq, void (*handler)())；<BR> <BR>unsigned long flags, const char *device, void *dev_id);<BR> <BR>void free_irq(unsigned int irq, void *dev_id);<BR> <BR> 这些系统调用用于注册和注销中断处理程序。低于2.0版的内核不提供dev_id参<BR>数。<BR> <BR> <BR> <BR>SA_INTERRUPT<BR> <BR>SA_SHIRQ<BR></P></FONT><FONT
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<P>SA_SHIRQ<BR> <BR>SA_SAMPLE_RANDOM<BR> <BR>这些是request_irq函数的各种选项。SA_INTERRUPT请求安装快速中断处理程序(相对于<BR>慢速处理函数)。SA_SHIRQ安装共享中断处理函数，而第三种选项表明产生的中断的时间<BR>戳对系统熵池(entropy pool)有贡献。<BR> <BR> <BR> <BR>/proc/interrupts<BR> <BR>/proc/stat<BR> <BR> 这些文件系统节点用于报告关于硬件中断和安装的处理函数的信息。<BR> <BR> <BR> <BR>unsigned long probe_irq_on(void);<BR> <BR>int probe_irq_off(unsigned long);<BR> <BR>当驱动程序需要探测设备使用哪根中断信号线时，可以使用这些函数。在中断产生之后<BR></P></FONT><FONT
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<P>当驱动程序需要探测设备使用哪根中断信号线时，可以使用这些函数。在中断产生之后<BR>，probe_irq_on的返回值必须传回给probe_irq_off。probe_irq_off的返回值就是检测<BR>到的中断号。<BR> <BR> <BR> <BR>void disable_irq(int irq);<BR> <BR>void enable_irq(int irq);<BR> <BR>驱动程序可以启动和禁止中断报告。禁止中断后，硬件产生的中断都将丢失。在上半部<BR>处理程序中调用这些函数则没有任何效果。而使用共享中断处理程序的驱动程序决不能<BR>使用这些函数。<BR> <BR> <BR> <BR>#include <linux/interrupt.h><BR> <BR>void mark_bh(int nr);<BR> <BR> 这些函数用于标记要执行的下半部。<BR> <BR> <BR></P></FONT><FONT
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<P><BR> <BR>#include <asm/bitops.h><BR> <BR>set_bit(nr, void *addr);<BR> <BR>clear_bit(nr, void *addr);<BR> <BR>change_bit(nr, void *addr);<BR> <BR>test_bit(nr, void *addr);<BR> <BR>这些函数用于原子性地访问位的值；它们可作用于标志位和锁变量。使用这些函数避免<BR>了所有与对位的并发访问有关的竞争条件。<BR> <BR> <BR> <BR>#include <asm/atomic.h><BR> <BR>typedef int atomic_t;<BR> <BR>void atomic_add(atomic_t i, atomic_t *v);<BR> <BR></P></FONT><FONT
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<P><BR>void atomic_sub(atomic_t i, atomic_t *v);<BR> <BR>void atomic_inc(atomic_t *v);<BR> <BR>void atomic_dec(atomic_t *v);<BR> <BR>int atomic_dec_and_test(atomic_t *v);<BR> <BR>这些函数用于原子地访问整数变量。如果想让编译时不出现警告信息，必须只使用这些<BR>函数来访问atomic_t类型的变量。<BR> <BR> <BR> <BR>#include <linux/sched.h><BR> <BR>TASK_RUNNING<BR> <BR>TASK_INTERRUPTIBLE<BR> <BR>TASK_UNINTERRUPTIBLE<BR> <BR> 这些是current->state最经常取的一些值。它们是给schedule用的提示。<BR></P></FONT><FONT
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<P> 这些是current->state最经常取的一些值。它们是给schedule用的提示。<BR> <BR> <BR> <BR>void add_wait_queue(struct wait_queue ** p, struct wait_queue *wait)<BR> <BR>void remove_wait_queue(struct wait_queue ** p, struct wait_queue *wait)<BR> <BR>void __add_wait_queue(struct wait_queue ** p, struct wait_queue *wait)<BR> <BR>void __ remove_wait_queue(struct wait_queue ** p, struct wait_queue *wait)<BR> <BR>这些是使用等待队列的最底层的函数。打头的下划线标志该函数是底层的函数，使用后<BR>两个函数时处理器必须已经禁止了中断报告。<BR> <BR> <BR> <BR>-----------------------------------------------------------------------------<BR> <BR>* PC机通常就已经有了两个中断控制芯片，叫做8259芯片(主从片)。而可编程的中断控<BR>制器设备已经不存在了，但现代的芯片组中也实现了相同的功能。<BR> <BR>* shortint设备是通过交替地向并口写入0x00和0xff来实现的。<BR></P></FONT><FONT
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<P><BR>* PC机通常就已经有了两个中断控制芯片，叫做8259芯片(主从片)。而可编程的中断控<BR>制器设备已经不存在了，但现代的芯片组中也实现了相同的功能。<BR> <BR>* shortint设备是通过交替地向并口写入0x00和0xff来实现的。<BR> <BR>* 随后就会介绍，使用自己的下半部的驱动程序可以调用disable_bh函数。<BR> <BR>--<BR> .-.<BR> <BR>--<BR><FONT
color=#00ff00>※ 来源:．华南网木棉站 bbs.gznet.edu.cn．[FROM: 202.38.196.234]</FONT><BR>--<BR><FONT
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color=#0000ff>※ 转寄:．华南网木棉站 bbs.gznet.edu.cn．[FROM: 211.80.41.106]</FONT><BR>--<BR><FONT
color=#ffff00>※ 转载:．南京大学小百合站 bbs.nju.edu.cn．[FROM: 211.80.41.106]</FONT><BR>--<BR><FONT
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