Разработка ядра Linux

В противоположность только что рассмотренному, контекст прерывания не связан ни с одним процессом. Макрос current в контексте прерывания является незаконным (хотя он и указывает на процесс, выполнение которого было прервано). Так как нет процесса, то контекст прерывания не может переходить в состояние ожидания (sleep) — действительно, каким образом можно перепланировать его выполнение? Поэтому некоторые функции ядра не могут быть вызваны из контекста прерывания. Если функция может переводить процесс в состояние ожидания, то ее нельзя вызывать в обработчике прерывания, что ограничивает набор функций, которые можно использовать в обработчиках прерываний.

Контекст прерывания является критичным ко времени исполнения, так как обработчик прерывания прерывает выполнение некоторого программного кода. Код же самого обработчика должен быть простой и быстрый. Использование циклов проверки состояния чего-либо (busy loop) крайне нежелательно. Это очень важный момент. Всегда следует помнить, что обработчик прерывания прерывает работу некоторого кода (возможно, даже обработчика другой линии запроса на прерывание!). В связи со своей асинхронной природой обработчики прерываний должны быть как можно более быстрыми и простыми. Максимально возможную часть работы необходимо изъять из обработчика прерывания и переложить на обработчик нижней половины, который выполняется в более подходящее время.

Возможность установить стек контекста прерывания является конфигурируемой. Исторически, обработчик прерывания не имеет своего стека. Вместо этого он должен был использовать стек ядра прерванного процесса[31]. Стек ядра имеет размер две страницы памяти, что обычно соответствует 8 Кбайт для 32-разрядных аппаратных платформ и 16 Кбайт для 64-разрядных платформ. Так как в таком случае обработчики прерываний совместно используют стек, то они должны быть очень экономными в отношении того, что они в этом стеке выделяют. Конечно, стек ядра изначально является ограниченным, поэтому любой код ядра должен принимать это во внимание.

В ранних версиях ядер серии 2.6 была введена возможность ограничить размер стека ядра от двух до одной страницы памяти, что равно 4 Кбайт на 32-разрядных аппаратных платформах. Это уменьшает затраты памяти, потому что раньше каждый процесс требовал две страницы памяти ядра, которая не может быть вытеснена на диск. Чтобы иметь возможность работать со стеком уменьшенного размера, каждому обработчику прерывания выделяется свой стек, отдельный для каждого процессора. Этот стек называется стеком прерывания. Хотя общий размер стека прерывания и равен половине от первоначально размера совместно используемого стека, тем не менее в результате выходит, что суммарный размер стека получается большим, потому что на каждый стек прерывания выделяется целая страница памяти.

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.