Разработка ядра Linux

Обработчик прерывания не должен зависеть от того, какие настройки стека используются и чему равен размер стека ядра. Всегда необходимо использовать минимально возможное количество памяти в стеке.

Реализация системы обработки прерываний

Возможно, не вызовет удивления, что реализация системы обработки прерываний в операционной системе Linux очень сильно зависит от аппаратной платформы. Она зависит от типа процессора, типа контроллера прерываний, особенностей аппаратной платформы и устройства самой вычислительной машины.

На рис. 6.1 показана диаграмма пути, который проходит запрос на прерывание в аппаратном обеспечении и в ядре.

Рис. 6.1. Прохождение запроса на прерывание в аппаратном обеспечении и в ядре

Устройство инициирует прерывание путем отправки электрического сигнала контроллеру прерывания по аппаратной шине. Если соответствующая линия запроса на прерывание не запрещена (линия может быть в данный момент времени замаскирована), то контроллер прерываний отправляет прерывание процессору. Для большинства аппаратных платформ это осуществляется путем подачи сигнала на специальный вывод процессора. Если прерывания не запрещены в процессоре (может случиться, что они запрещены), то процессор немедленно прекращает ту работу, которую он выполнял, запрещает систему прерываний, осуществляет переход на специальный предопределенный адрес памяти и начинает выполнять программный код, который находится по этому адресу. Этот предопределенный адрес памяти устанавливается ядром и является точкой входа в обработчики прерываний.

Прохождение прерывания в ядре начинается из жестко определенной точки входа, так же как и в случае системных вызовов. Для каждой линии прерывания существует своя уникальная точка, куда переходит процессор. Именно этим способом ядро получает информацию о номере IRQ приходящего прерывания. В точке входа сначала в стеке ядра сохраняется значение номера прерывания и значения всех регистров процессора (которые соответствуют прерванному заданию). После этого ядро вызывает функцию do_IRQ. Далее, начиная с этого момента, почти весь код обработки прерываний написан на языке программирования С, хотя несмотря на это код все же остается зависимым от аппаратной платформы.

Функция do_IRQ определена следующим образом.

unsigned int do_IRQ(struct pt_regs regs);

Так как соглашение о вызовах функций в языке С предусматривает сохранение аргументов функций в вершине стека, то структура pt_regs содержит первоначальные значения всех регистров процессора, которые были сохранены ассемблерной подпрограммой в точке входа. Так как значение номера прерывания также сохраняется, то функция do_IRQ может это значение восстановить. Для аппаратной платформы x86 код будет следующим.

int irq = regs.orig_eax & 0xff;

После вычисления значения номера линии прерывания, функция do_IRQ отправляет уведомление о получении прерывания и запрещает доставку прерываний с данной линии. Для обычных машин платформы PC, эти действия выполняются с помощью функции mask_and_ack_8295A, которую вызывает функция do_IRQ. Далее функция do_IRQ выполняет проверку, что для данной линии прерывания зарегистрирован правильный обработчик прерывания, что этот обработчик разрешен и что он не выполняется в данный момент. Если все эти условия выполнены, то вызывается функция handle_IRQ_event, которая выполняет установленные для данной линии обработчики прерывания. Для аппаратной платформы x86 функция handle_IRQ_event имеет следующий вид.

int handle_IRQ_event(unsigned int irq, struct pt_regs *regs,

 struct irqaction *action) {

 int status = 1;

 if (!(action->flags & SA_INTERRUPT))

  local_irq_enable;

 do {

  status != action->flags;

  action->chandler(irq, action->dev_id, regs);

  action = action->next;

 } while (action);

 if (status & SA_SAMPLE_RANDOM)

  add_interrupt_randomness(irq);

 local_irq_disable;

 return status;

}