ARM64中断处理过程： https://www.daodaodao123.com/?p=146 上文总结了ARM64裸机中断处理的详细过程，这里主要总结下linux中断处理相关内容；
0.为什么有中断？
中断，本质上是外设发生了事变，需要异步的通知（经由中断控制器，路由给）CPU; 这个过程涉及三部分硬件：外设->中断控制器->CPU 
1中断处理过程：
外设事变发生后，发送中断信号给中断控制器，中断控制器经过仲裁，路由给CPU; 
上图是中断控制器的状态机转换图，一个完整的中断发生过程如下(假设现在有一个触摸屏的外设，配置为高电平触发)：
- 中断控制器默认是inactive状态；
- 外设有事件发生(比如按下触摸屏)，触摸屏会产生一个中断信号，送给中断控制器, 如上图中的A1, 中断控制器变为pending状态，此时外设送给中断控制器的信号线保持高电平；
- 中断控制器经过仲裁，选择一个最高优先级中断信号，路由给CPU，CPU没有ACK之前，一直维持信号线的电平状态；
- ARM收到中断信号，开始响应时，硬件自动屏蔽CPU中断(清除daif位），软件从中断控制器读出具体是哪个中断产生，然后对中断控制器进行ACK；若边沿触发中断控制器可能清掉pending(电平触发，不会清)，此时中断控制器处于active and pending（D路径）或active(C路径)；
- CPU执行中断处理程序，中断服务程序退出时，软件恢复CPSR，并对中断控制器EOI;
- 中断控制器，收到EOI，变为inactive状态，再选择下一个pending的中断信号，发给CPU；
- 中断处理的底半部，处理掉外设中断事件源(比如读取触摸屏的坐标，访问相应寄存器)之后，外设的pending信号被清除掉；
linux相对应的API：
disable_irq(n); //操作中断控制器，屏蔽n号中断；
local_irq_disable()； //关闭CPU中断
2.disable_irq(n)可能并未生效？
linux里的设计，很多地方都是惰性原则，禁止n号中断，可能并未真正执行，假如逻辑执行期间，n中断并未产生，不会有任何问题，还提高性能；
disable_irq(n);
... //n号中断发生, 延后执行
enable_irq(n)
若期间有中断产生呢？ **enable_irq(n)使能n号中断后，n号中断服务程序立即执行；**这样，就算disable_irq(n)期间有n号中断产生，也不会漏掉，只是延后执行；
//__enable_irq-->irq_startup-->check_irq_resend->irq_sw_resend
/* Tasklet to handle resend: */
static DECLARE_TASKLET(resend_tasklet, resend_irqs);
static int irq_sw_resend(struct irq_desc *desc)
{
unsigned int irq = irq_desc_get_irq(desc);
/*
* Validate whether this interrupt can be safely injected from
* non interrupt context
*/
if (handle_enforce_irqctx(&desc->irq_data))
return -EINVAL;
/*
* If the interrupt is running in the thread context of the parent
* irq we need to be careful, because we cannot trigger it
* directly.
*/
if (irq_settings_is_nested_thread(desc)) {
/*
* If the parent_irq is valid, we retrigger the parent,
* otherwise we do nothing.
*/
if (!desc->parent_irq)
return -EINVAL;
irq = desc->parent_irq;
}
/* Set it pending and activate the softirq: */
set_bit(irq, irqs_resend);
tasklet_schedule(&resend_tasklet);
return 0;
}
3.向量中断和非向量中断
向量中断：不同的中断跳转到不同地址，比如x86; 非向量中断，跳转到一个入口地址，通过寄存器来判断具体是哪个中断； linux的实现，最终不同中断信号跳转到不同的irq_desc[]分支；
4.什么是中断号？
linux中断号是个纯软件概念，其与中断控制器的硬件中断号，非线性一 一对应； 实际硬件电路中，中断控制器可能是多级级联的；
硬件中断号由硬件电路决定，通常对应配置在设备树里；软件中断号由linux决定，一一对应；
5.中断分类
在一个多核系统中，中断分为三类； PPI：只能本核响应，比如TWD； IPI: 用于多核间的通信，比如smp调度； SPI: 共享外围设备中断，可以路由给任何一个核; 对于SPI类型的中断，内核可以通过API设定中断触发的CPU核,默认都是在CPU0上产生的；
extern int irq_set_affinity(unsigned int irq, const struct cpumask *cpumask)
irq_set_affinity(n,cpumask_of(i));//把n中断设定到CPU_i上；
参考一个gic的内部电路图：
6.为什么一定要有底半步？
案例：
CPU外接I2C触摸屏 当触摸事件发生时，产生中断信号，中断控制器将中断信号路由给CPU; CPU执行中断服务程序，必须处理外部事件，清理触摸屏的中断pending信号； 而读I2C设备可以睡眠，在中断ISR读取I2C设备，可能引起死锁； 不读的话，中断退出，触摸屏中断信号未清除，又会触发中断；
解决方案：
必须在进程上下文，读I2C设备清除外设中断电平信号； 在中断服务程序顶半部，屏蔽中断控制器对应中断
disable_irq_nosync(num)；
注：n号中断上下文不能调disable_irq(n)，进程上下文可以调用disable_irq(n);
void disable_irq(unsigned int irq)
{
if (!__disable_irq_nosync(irq)) ///等待正在执行的ISR结束,在n号中断ISR中调用disable_irq(n)会导致死锁
synchronize_irq(irq);
}
退出顶半部后，在底半步处理完外设事件，再使能对应中断号
enable_irq(num);
而在进程上下文中，可以直接调用disable_irq(n)/enable_irq(n);
disable_irq(n);
... //n号中断发生,不会死锁
enable_irq(n)
7.底半部：
顶半部不能太久，堵住了后面的进程； 顶半部屏蔽了中断，堵住了后面的中断； 顶半部不能睡眠，但是i2c,spi外设访问可能睡眠； 底半部有软中断，工作队列，线程化irq；
| 中断类型 | 上下文 | 能否抢占 |
|---|---|---|
| 顶半部 | 中断上下文 | 不可以 |
| softirq(tasklet) | 软中断上下文 | 不可以 |
| workqueue | 进程上下文 | 可以 |
| threaded_irq | 进程上下文 | 可以 |
顶半部退出，立马执行软中断，软中断可以被硬件中断打断； 工作队列和线程化IRQ,跟普通线程一样接受调度
7.1 软中断,tasklet
内核中采用softirq的地方包括HI_SOFTIRQ、TIMER_SOFTIRQ、NET_TX_SOFTIRQ、NET_RX_SOFTIRQ、TASKLET_SOFTIRQ等，实际驱动编程一般不直接使用软中断(内核固定了用途),用tasklet(softirq一种)代替；
tasklet_init(&tasklet, xxx_func_tasklet,xxx_data)
///中断上下文：
xx_isr()
{
...
tasklet_hi_schedule(&tasklet);//优先级高于tasklet_schedule
tasklet_schedule(&tasklet);
}
wakeup_softirqd也是执行软中断的一个路径，当软中断过多时，放到[ksoftirqd/n]线程; 软中断的执行点： 62. IRQ上半部返回时，先执行软中断，再执行其他线程；
- BH_ENABLE相关函数，比如spin_unlock_bh()；
- kthread_irqd线程与普通线程一样被调度；
bh_enable相关函数会调用到这里：
void __local_bh_enable_ip(unsigned long ip, unsigned int cnt)
{
WARN_ON_ONCE(in_irq());
lockdep_assert_irqs_enabled();
#ifdef CONFIG_TRACE_IRQFLAGS
local_irq_disable();
#endif
/*
* Are softirqs going to be turned on now:
*/
if (softirq_count() == SOFTIRQ_DISABLE_OFFSET)
lockdep_softirqs_on(ip);
/*
* Keep preemption disabled until we are done with
* softirq processing:
*/
__preempt_count_sub(cnt - 1);
if (unlikely(!in_interrupt() && local_softirq_pending())) {
/*
* Run softirq if any pending. And do it in its own stack
* as we may be calling this deep in a task call stack already.
*/
do_softirq(); ///执行软中断
}
preempt_count_dec();
#ifdef CONFIG_TRACE_IRQFLAGS
local_irq_enable();
#endif
preempt_check_resched();
}
7.2 workqueue
传统的workqueue用法语tasklet类似：
//申请workqueue
struct work_struct my_wq;
void my_wq_func(struct work_struct *work);
INIT_WORK(&my_wq, my_wq_func);
///中断上下文：
xx_isr()
{
...
schedule_work(&my_wq); //调度工作队列
...
return IRQ_HANDLED;
}
7.3 中断线程化
Linux实时补丁： 清掉软中断上下文，所有软中断放在softirqd线程执行； 线程化执行，可以睡眠； 老版本实现，每个核一个线程，该核所有softirq顺序执行； 新内核用线程池实现，动态创建撤销线程；
int request_threaded_irq(unsigned int irq, irq_handler_t handler,
irq_handler_t thread_fn, unsigned long irqflags,
const char *devname, void *dev_id)
xxx_isr()
{
return IRQ_WAKE__THREAD;
}
第一次回调参数：irq_handler_t handler，中断顶半部，运行在中断上下文； 第二个回调参数：irq_handler_t thread_fn，运行在进程上下文； handler可以为NULL，这时内核默认用irq_default_primary_handler()代替handler,并会使用IRQF_ONESHOT。
static irqreturn_t irq_default_primary_handler(int irq, void *dev_id)
{
return IRQ_WAKE_THREAD;
}
7.4 IRQF_ONESHOT:
1.linux内核自动disable_irq(n); 2.执行xxx_isr,唤醒内核线程irq/n; 3.内核线程irq/n执行xxx_thread_fn; 4.内核自动enable_irq(n); 设置IRQF_ONESHOT， 可以把顶半部置为空，内核用默认函数irq_default_primary_handler()替换顶半部；
8. preempt_rt补丁
强制中断线程化，将低半部内容放到线程执行；
request_irq(n, xxx_isr, 0);
转化为
request_threaded_irq(n,irq_default_primary_handler,xxx_isr,IRQF_ONESHOT);
9.Linux常用到的中断，锁相关API：
屏蔽本地中断：
local_irq_disable()
local_irq_enable()
在驱动中使用local_irq_disable通常是个bug; 禁止底半部
local_bh_disable()
local_bh_enable()
屏蔽中断源：
disable_irq(n)
enable_irq(n)
当中断和进程竟态；
//进程上下文
spin_lock_irqsave();
spin_unlock_restore();
//中断上下文
spin_lock();
spin_unlock();
irq:解决本核的抢占问题； spin_lock:解决多核间的抢占；
软中断和进程竟态: 软中断的抢占由中断引起，中断退出时，调用软中断；
//进程上下文
spin_lock_bh();
spin_unlock_bh();///软中断调用点bh_enable()
//软中断上下文
spin_lock();
spin_unlock();
