异常与中断

中断属于异常的一种

异常会直接打断 CPU 的运行，而各种中断会被传到中断控制器，由中断控制器来选择优先级最高的中断并通知 CPU

处理流程

arm 对异常（中断）处理流程：

1. 初始化：

   1. 设置中断源，让它可以产生中断
   2. 设置中断控制器（可以屏蔽中断、优先级）
   3. 设置 CPU 总开关（使能中断）

2. 执行其他程序：正常程序

3. 产生中断：比如按下按键 -> 中断控制器 -> CPU

4. CPU 在每执行完一条指令都会检查 有/无 中断/异常 产生

5. CPU 发现有 中断/异常 产生，开始处理

   对于不同的异常（中断），跳去不同的地址程序

6. 这些函数做什么事情：

   1. 保护现场（各种寄存器）
   2. 处理异常（中断）；分辨中断源，再调用不同的处理函数
   3. 恢复现场

3、4、5 都是由硬件完成的

异常向量表

异常向量表：异常向量表就是把所有异常类型码及其对应的异常向量（入口函数）按一定的规律存在一个区域内，这个存储区域就叫做异常向量表

中断向量表：把系统中所有的中断类型码（中断号）及其对应的中断向量（中断处理函数）按一定的规律存放在一个区域内，这个存储区域就叫中断向量表

中断向量表包含在异常向量表中

异常向量表中的 “ _irq ” 代表中断

异常向量表：

异常向量表，每一条指令对应一种异常

发生复位时，CPU 就去执行第1条指令：b reset

发生中断时，CPU 就去执行 “ ldr pc,_irq ” 这条指令

这些指令存放的位置是固定的。比如对于 ARM9 芯片中断向量的地址是 0x18（这里指的是偏移位置），当然，向量表的位置并不总是从 0 地址开始，很多芯片可以设置某个 vector base 寄存器，指定向量表在其他位置，比如设置 vector base 为 0x80000000，指定为 DDR 的某个地址。但是表中的各个异常向量的偏移地址，是固定的：复位向量偏移地址是 0，中断是 0x18。

查看

查看 /proc/interrupts 可以获取系统中的中断信息

第一列：中断号

第二列：向 CPU 产生中断的次数

再后面就是中断的信息

中断函数

申请中断：

request_irq(unsigned int irq, irq_handler_t handler, unsigned long flags,const char *name, void *dev)

• **irq：**要申请的硬件中断号

• **handler：**中断处理函数（上半部）

  typedef irqreturn_t (*irq_handler_t)(int, void *);
  

• **flags：**中断处理的属性

  1. IRQF_DISABLED：表示进入中断处理程序时禁止任何中断，包括其它CPU，默认只是屏蔽当前对应所有CPU的中断线

  2. IRQF_SHARED：表示中断线是共享的，也就是说同一个中断线上会对应多个中断处理程序，在中断处理程序中，通过第5个参数dev来判断到底是哪个发生了中断

• **name：**中断名

• **dev：**中断共享时用到，用来判断是哪个中断触发

释放中断：

void free_irq(unsigned int irq, void *dev_id)

irq：硬件中断号

dev_id：如果中断是共享的，则仅删除dev_id所对应的处理程序，直到最后一个中断被删除的时候才禁用此中断线

屏蔽中断：

void disable_irq(int irq);
void disable_irq_nosync(int irq);
void enable_irq(int irq);

disable_irq 会等待中断处理完成，所以如果在中断的上半部调用，则会造成系统死锁，这种情况下，只能调用disable_irq_nosync

#define local_irq_save(flags) ...
void local_irq_disable(void);

这两个函数或宏将屏蔽 CPU 内所有的中断

与之对应的恢复所有的中断也有两个函数或宏

#define local_irq_restore(flags) ...
void local_irq_enable(void);

Liunx系统对于中断的处理

《中断学习（一） —— Linux中断流程以及处理机制》 - 一个不知道干嘛的小萌新 - 博客园 (cnblogs.com)

ARM程序的运行流程：

首先需要明白，ARM 芯片属于精简指令集计算机（RISC）

​ 特点：1）对于内存只有读、写指令

​ 2）对数据的运算是在 CPU 的内部完成的

​ 3）CPU 复杂度较小，易于设计

eg：a = a + b，在 ARM 中分为4步来实现：

1. 把内存 a 的值读入 CPU 寄存器 R0
2. 把内存 b 的值读入 CPU 寄存器 R1
3. 把 R0、R1 的值相加，存入 R0
4. 把 R0 的值写入内存 a

进程与线程的切换（保护现场）：

进程、线程的核心是栈，栈是一种串列形状的数据结构，这种数据结构的特点是后入先出

程序被中断，如何保存现场：

1. 程序A正常运行中，突然中断触发。程序A被打断这个时候会暂停程序A运行，将程序A中所有的寄存器保存下来。这也就保存现场（保存现场并不局限于中断，也包括程序之间的切换：函数调用）
2. 这些寄存器会被保存在内存中，而这块内存就被称为栈
3. 然后ARM去执行中断程序
4. 等中断程序执行完了，从栈中恢复刚被保存的寄存器值

进程与线程之间的切换也大致如此

中断的拓展

Linux中有硬件中断和软件中断

对于硬件中断的两个原则：

1. 不能嵌套（防止过多的保存现场导致栈溢出）（早期的 Linux 支持中断嵌套）
2. 越快越好（上半部、下半部，上半部简单的接收数据（中断触发会被屏蔽，硬件自动屏蔽），将耗时的处理放在下半部（可以被其他硬件中断打断））（在中断处理的过程中是不能进行进程调度的，进程调度要靠定时器中断来实现，所以中断处理需要越快越好）

硬件中断

对于按键等硬件产生的中断称为 “ 硬件中断 ”，每个硬件中断都有自己的处理函数

当硬件触发中断后，会自动跳转到异常向量表的 irq 中，然后判断中断源，再跳转到对应的中断服务函数中，这些都是由硬件完成的

软件中断

人为制造的中断

软件中断何时产生：

由软件决定，对于 X 号软件中断，只需要把它的 flag 设置为 1 就表示发生了该中断

软件中断何时处理：

Linux系统中，各种硬件中断发生的很频繁，至少定时器中断每 10ms 发生1次（心跳），所以在处理完硬件中断后，再去处理软件中断

1. 硬件中断 A 处理过程中，没有其他中断产生：

   1. 中断 A 发生，count ++ 等于 1
   2. 硬件屏蔽中断，中断 A 上半部运行处理，处理完成，count – 等于 0
   3. count ++ 等于 1，硬件开启接收硬件中断，执行软件中断也就是所谓的中断下半部
   4. count – 等于 0，然后退出

2. 硬件中断 A 处理过程中，又发生了中断 A：

   1. 第一次中断A发生，执行到第 ⑥ 时，一开中断后，中断 A 又再次使得 CPU 跳到中断向量表，这时 count 等于 1，并且中断A下半部的代码并未执行
   2. CPU 又从 ① 开始再次执行中断 A 的上半部代码，在 ① 中 count++ 等于2，到 ③ 后 count-- 等于1
   3. 在第 ④ 步发现 count 等于 1，所以直接结束当前第 2 次中断的处理
   4. 重点来了，第 2 次中断发生后，打断了第一次中断的第⑦步处理，当第 2 次中断处理完毕， CPU会继续去执行第 ⑦ 步（但是只会处理一次下半部）

   可以看到，发生 2 次硬件中断 A 时，它的上半部代码执行了 2 次，但是下半部代码只执行了一次

3. 硬件中断 A 处理过程中，又发生了中断 B：

   1. 第一次中断A发生，执行到第 ⑥ 时，一开中断后，中断 B 又再次使得 CPU 跳到中断向量表，这时 count 等于 1，并且中断下半部的代码并未执行
   2. CPU 又从 ① 开始执行中断 B 的上半部代码，在 ① 中 count++ 等于2，到 ③ 后 count-- 等于1
   3. 在第 ④ 步发现 count 等于 1，所以直接结束当前第 2 次中断的处理
   4. 重点来了，第 2 次中断发生后，打断了第一次中断的第 ⑦ 步处理。当第 2 次中断处理完毕， CPU会继续去执行第 ⑦ 步

   在第 ⑦ 步里，它会去执行中断 A 的下半部，也会去执行中断 B 的下半部。 所以，多个中断的下半部，是汇集在一起处理的

中断不能休眠原因：

如果在中断的上半部睡眠，会发生什么：

在中断上半部执行的时候，硬件是屏蔽了中断接收的。所以操作系统接收不到任何中断（包括时钟中断），系统就会瘫痪（调度器依赖的时钟节拍也会没有）

如果在中断的下半部睡眠，会发生什么：

不能睡眠的关键是因为上下文
操作系统以进程调度为单位，进程的运行在进程的上下文中，以进程描述符作为管理的数据结构，进程可以睡眠的原因是操作系统可以切换不同进程的上下文，进行调度操作，这些操作都以进程描述符为支持，中断运行在中断上下文，没有一个所谓的中断描述符来描述它，它不是操作系统调度的单位，一旦在中断上下文中睡眠，首先无法切换上下文（因为没有中断描述符，当前上下文的状态得不到保存），其次，没有人来唤醒它，因为它不是操作系统的调度单位，此外，中断的发生是非常非常频繁的，在一个中断睡眠期间，其它中断发生并睡眠了，那很容易就造成中断栈溢出导致系统崩溃

注意：如果中断下半部使用的是工作队列机制，它是可以休眠的

执行中断下半部的三种机制

软中断

参考：

Linux中断子系统之软中断、tasklet和工作队列_linux 软中断-CSDN博客

初始化

内核中有一个软件中断数组

static struct softirq_action softirq_vec[NR_SOFTIRQS] __cacheline_aligned_in_smp;

softirq_action 这个结构体用于描述一个软件中断，默认情况下，系统上只能使用 32 个软中断

struct softirq_action
{void (*action)(struct softirq_action *);
};

action是一个指向处理程序例程的指针，在软中断发生时由内核执行该处理程序例程

软件中断必须先注册，内核才能执行软中断，open_softirq 函数即用于该目的，它在 softirq_vec 表中指定的位置写入新的软中断

void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action *))
{softirq_vec[nr].action = action;
}

软中断的类型是通过枚举静态定义的，当前有10种软中断类型，从0到9，0的优先级最高，当系统调度到软中断时会最先执行

enum
{HI_SOFTIRQ=0,        /* 高优先级tasklet软中断 */TIMER_SOFTIRQ,       /* 定时器软中断 */NET_TX_SOFTIRQ,      /* 发送网络包软中断 */NET_RX_SOFTIRQ,      /* 接收网络包软中断 */BLOCK_SOFTIRQ,       /* 用于处理块设备「block device」的软中断 */IRQ_POLL_SOFTIRQ,    /* 用于执行IOPOLL的回调函数 */TASKLET_SOFTIRQ,     /* tasklet软中断 */SCHED_SOFTIRQ,       /* 用于进程调度与负载均衡的软中断 */HRTIMER_SOFTIRQ,     /* 用于高精度定时器的软中断 */RCU_SOFTIRQ,         /* 用于RCU服务的软中断 */NR_SOFTIRQS
};

在 start_kernel 函数会调用 softirq_init(); 函数来初始化软件中断：

void __init softirq_init(void)
{.../* 注册tasklet相关的两个软中断 */open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action);open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action);
}

触发

系统通过一个 irq_cpustat_t 的数据结构来记录软中断触发与否，可以将其理解为软中断状态寄存器，该寄存器实际是一个 unsigned int 类型的 _softirq_pending 变量，32 bit 可以对应32个软中断，当然目前只使用了 bit0 到 bit9 这10个

typedef struct {unsigned int __softirq_pending;
} ____cacheline_aligned irq_cpustat_t;

触发软中断其实就是在 _softirq_pending 相应的bit位上写1，触发软中断的接口有两个 raise_softirq 和 raise_softirq_irqodd，前者在接口内部会关本地中断，而后者需要保证调用时已经处于关中断状态

inline void raise_softirq_irqoff(unsigned int nr)
{__raise_softirq_irqoff(nr);if (!in_interrupt())wakeup_softirqd();
}void raise_softirq(unsigned int nr)
{unsigned long flags;local_irq_save(flags);raise_softirq_irqoff(nr);local_irq_restore(flags);
}void __raise_softirq_irqoff(unsigned int nr)
{lockdep_assert_irqs_disabled();trace_softirq_raise(nr);or_softirq_pending(1UL << nr);
}

执行

因为每个cpu都有一个软中断状态寄存器__softirq_pending，因此每个CPU可以并行执行自己的软中断队列，软中断的执行时机有3个：

1. 触发软中断后（执行raise_softirq和raise_softirq_irqoff时）；
2. 硬中断退出时（irq_exit时）；
3. 任何调用local_bh_enable打开本地软中断的时机

有几种方法可开启软中断处理，但这些都归结为调用 do_softirq 函数

asmlinkage __visible void do_softirq(void)
{__u32 pending;unsigned long flags;if (in_interrupt())return;local_irq_save(flags);     /* 保存IF标志的状态值，并禁用本地CPU上的中断 */pending = local_softirq_pending();if (pending && !ksoftirqd_running(pending))do_softirq_own_stack();local_irq_restore(flags);  /* 恢复保存的IF标志的状态值并返回 */
}

in_interrupt() 该函数确认当前不处于中断上下文中（当然，即不涉及硬件中断），如果处于中断上下文，则立即结束，因为软中断用于执行 ISR 中非时间关键部分，所以其代码本身一定不能在中断处理程序内调用

通过 local_softirq_pending，确定当前 CPU 软中断位图中所有置位的比特位。如果有软中断等待处理，则调用 __do_softirq

asmlinkage __visible void __softirq_entry __do_softirq(void)
{unsigned long end = jiffies + MAX_SOFTIRQ_TIME;unsigned long old_flags = current->flags;int max_restart = MAX_SOFTIRQ_RESTART;    /* 循环计数器的值初始化为10 */struct softirq_action *h;bool in_hardirq;__u32 pending;int softirq_bit;/** Mask out PF_MEMALLOC as the current task context is borrowedfor the* softirq. A softirq handled, such as network RX, might set PF_MEMALLOC* again if the socket is related to swapping.*/current->flags &= ~PF_MEMALLOC;/* 将本CPU的__softirq_pending变量复制到局部变量中 */pending = local_softirq_pending();account_irq_enter_time(current);/* 关软中断，防止再次进入软中断执行逻辑 */__local_bh_disable_ip(_RET_IP_, SOFTIRQ_OFFSET);in_hardirq = lockdep_softirq_start();restart:/* 将__softirq_pending清零，以便可以激活新的软中断 */set_softirq_pending(0);/* 开启硬件中断 */local_irq_enable();h = softirq_vec;while ((softirq_bit = ffs(pending))) {unsigned int vec_nr;int prev_count;h += softirq_bit - 1;vec_nr = h - softirq_vec;prev_count = preempt_count();/* 对softirq的执行次数计数，这是/proc/softirqs的数据来源 */kstat_incr_softirqs_this_cpu(vec_nr);trace_softirq_entry(vec_nr);/* 某软中断对应的action回调 */h->action(h);trace_softirq_exit(vec_nr);if (unlikely(prev_count != preempt_count())) {pr_err("huh, entered softirq %u %s %p with preempt_count %08x, exited with %08x?\n",vec_nr, softirq_to_name[vec_nr], h->action,prev_count, preempt_count());preempt_count_set(prev_count);}h++;pending >>= softirq_bit;}if (__this_cpu_read(ksoftirqd) == current)rcu_softirq_qs();/* 处理完一波软中断后，关闭硬件中断 */local_irq_disable();/* 读一下当前的__softirq_pending，看这段时间有没有触发新的软中断 */pending = local_softirq_pending();/* 有新的软中断需要处理：* 如果时间没超过2ms && 当前没有进程需要调度 && 这种循环没有超过10次，* 此时重新跳到while循环处依次执行软中断的action回调；* 否则唤醒ksoftirqd线程执行软中断处理。*/if (pending) {if (time_before(jiffies, end) && !need_resched() &&--max_restart)goto restart;wakeup_softirqd();}lockdep_softirq_end(in_hardirq);account_irq_exit_time(current);/* 离开软中断上下文时，开启软中断 */__local_bh_enable(SOFTIRQ_OFFSET);WARN_ON_ONCE(in_interrupt());current_restore_flags(old_flags, PF_MEMALLOC);
}

__do_softirq函数只做固定时间或固定次数的循环，然后就返回了，避免出现延迟用户进程的执行，如果还有其余挂起的软中断，内核线程ksoftirqd将会在预期时间里处理它们

内核线程 ksoftirqd

系统中的每个处理器都分配了自身的守护进程，名为 ksoftirqd

static void wakeup_softirqd(void)
{/* Interrupts are disabled: no need to stop preemption */struct task_struct *tsk = __this_cpu_read(ksoftirqd);if (tsk && tsk->state != TASK_RUNNING)wake_up_process(tsk);
}

wake_up_process唤醒进程后运行run_ksoftirqd()函数

static void run_ksoftirqd(unsigned int cpu)
{local_irq_disable();if (local_softirq_pending()) {/** We can safely run softirq on inline stack, as we are not deep* in the task stack here.*/__do_softirq();local_irq_enable();cond_resched();return;}local_irq_enable();
}

tasklet（小任务）机制

tasklet 机制主要用在下半部要做的事耗时不是很长

tasklet 是基于软件中断来实现的，上面软件中断处理的流程图使用的就是 tasket 机制

tasklet 的使用非常的简单，我们只需要定义 tasklet 及其处理函数并将它们将关联

// tasklet 结构体
struct tasklet_struct
{struct tasklet_struct *next;unsigned long state;atomic_t count;void (*func)(unsigned long);unsigned long data;
};

void my_tasklet_func(unsigned long); // 定义一个处理函数DECLARE_TASKLET(my_tasklet, my_tasklet_fun, data); // 代码 DECLARE_TASKLET 实现了定义名称为	my_tasklet 的 tasklet 并将其与 my_tasklet_func 这个函数绑定，而传入这个函数的参数为 datatasklet_schedule(&my_tasklet) // 使系统在适当的时候进行调度运行

使用模板：

根据上面软件中断的那个流程图可以写出以下的使用模板

void xxx_do_tasklet(unsigned long);struct tasklet_struct xxx_tasklet;DECLARE_TASKLET(xxx_tasklet,xxx_do_tasklet,0);void xxx_do_tasklet(unsigned long)
{……
}// 中断服务程序
irqreturn_t xxx_interrupt(int irq,void *dev_id,struct pt_regs *regs)
{ ……// 使系统在合适的时候调用驱动的下半部tasklet_schedule(&xxx_tasklet); ……
}int _init xxx_init(void)
{ …… // 申请中断，中断的上半部result = request_irq(xxx_irq,xxx_interrupt,IRQF_DISABLED,”xxx”,NULL);  ……return IRQ_HANDLED;
}void _exit xxx_exit(void)
{……free_irq(xxx_irq,xxx_irq_interrupt);……
}

工作队列机制

tasklet 机制在中断下半部执行的过程中，虽然是开中断的，期间可以处理各类中断，但是毕竟整个中断的处理还没有走完，这期间 APP 是无法运行的

如果中断要做的事情太过于耗时，就不能使用 tasket 机制（软件中断）来做，而应该用内核线程来做：在中断的上半部唤醒内核线程。这样内核线程和 APP 都一样竞争执行，APP 有机会执行，系统不会卡顿

上述的那个内核线程是系统帮我们创建的，一般是 kworker 线程，内核中有很多这样的线程：

kworker 线程要去 “ 工作队列（work queue）”上取出一个一个 “ 工作（work）”，来执行它里面的函数

使用步骤：

1. 创建 work：

   void my_func();
   DECLARE_WORK(my_work, my_func, &data); 
   // DECLARE_WORK(my_work, my_func);    // 第三个参数可以不要也可以写为空
   static DECLARE_WORK(aer_recover_work, aer_recover_work_func);
   // 在编译时创建函数，并将函数入口地址和参数地址赋给它
   

   如果不想要在编译时就用DECLARE_WORK ( ) 创建并初始化工作结构体变量，也可以在程序运行时再用INIT_WORK ( ) 创建

   void my_func();
   struct work_struct my_work;
   INIT_WORK(&my_work, my_func, &data); 
   

2. 将 work 提交给 work queue

   schedule_work(&my_work); // 一般是中断的上半部调用
   

谁来调用 work：

不用我们管，schedule_work 函数不仅仅是把 work 放入队列，还会把 kworker 线程唤醒，此线程抢到时间运行时，它就会从队列中取出 work，执行里面的函数

使用模板：

struct work_struct xxx_wq;// 中断下半部
void xxx_do_work(unsigned long) 
{……
}// 中断上半部
irqreturn_t xxx_interrupt(int irq,void *dev_id,struct pt_regs *regs)
{…… schedule_work(&xxx_wq); // 将 work 放入工作队列，并且唤醒内核的 kworker 线程…… 
}int init(void)
{……result = request_irq(xxx_irq,xxx_interrupt,SA_INTERRUPT,“xxx”,NULL); ……INIT_WORK(&xxx_wq,(void(*)(void*))xxx_do_work,NULL);…….
}void xxx_exit(void)
{……free_irq(xxx_irq,xxx_interrupt);……
}

新技术：threaded_irq

你可以只提供 thread_fn，系统会为这个函数创建一个内核线程，发生中断时，内核线程就会执行这个函数

之前的 work 都是由同一个 worker 线程来处理，在单 CPU 系统中也只能忍着，但是在多个 CPU 的系统中，就会浪费资源

新技术 threaded_irq，为每一个中断创建一个内核线程，多个中断的内核线程可以分配到多个 CPU 上执行，这提高了效率

重要结构体

irq_desc

理解：

外部中断1和外部中断n共享 GPIO 的B号中断，而多个 GPIO 又汇聚到 GIC 的A号中断，最后由GIC中断 CPU，那么软件的处理就是反过来的，先读取 GIC 得知A号中断，再细分出 GPIO 的B号中断，最后在判断出具体是哪一个外部设备

所以中断处理函数的来源有三：

1. GIC 的处理函数（GIC：中断控制器）

   irq_desc[A].handle_irq 细分出中断 后B ，调用对应的 irq_desc[B].handle_irq

   显然中断 A 是 CPU 感受到的顶层的中断，GIC 中断 CPU 时，CPU 读取 GIC 状态得到中断 A

2. GPIO 的处理函数

   比如对于GPIO模块向 GIC 发出的中断B ，它的处理函数是 irq_desc[B].handle_irq

   判断中断具体有哪一个外设产生

3. 外部设备提供的处理函数

   判断设备是否发生了中断，如何处理中断

   对于共享中断，比如 GPIO 中断 B，它的中断来源可能有多个，每个中断源对应一个中断处理函数，所以 irq_desc[B]中应该有一个链表，存放着多个中断源的处理函数，一旦程序确定发生了 GPIO 中断 B，那么就会从链表里把那些函数取出来，一一执行（并不判断是哪一个外部设备而是循环执行所有的处理函数，这些处理函数会自行判断自己是否产生了中断），这个链表就是 action 链表

irq_action

当调用 request_irq、request_threaded_irq 注册中断处理函数时，内核就会构造一个 irqaction 结构体，里面保存 name、dev_id 等，最重要的是 handler、thread_fn、thread

**handler：**中断处理的上半部

thread_fn： 对应一个内核线程 thread，当 handler 执行完毕，Linux 内核会唤醒对应的内核线程，在内核线程里，会调用 thread_fn 函数

dev_id：

1. 中断处理函数执行时，可以使用

2. 卸载中断时要传入 dev_id，这样才能在 action 链表中根据 dev_id 找到对应项

   所以在共享中断中必须提供 dev_id，非共享中断可以不提供

irq_data

中转站，里面有 irq_chip 指针、irq_domain 指针、都是指向别的结构体

irq：软件中断号

hwirq：硬件中断号

GPIO 中断B是软件中断号，GPIO里的第X号中断，这是硬件中断号

irq_domain 会把本地的 hwirq 映射为全局的 irq，比如GPIO控制器里有第1号中断，UART模块里也有第1号中断，这两个 “ 第1号中断 ”是不一样的，它们属于不同的 “ 域 ” —— irq_domain

irq_domain

如何在设备树中指定中断，设备树的中断如何被转换为 irq 时，irq_domain 将会起到极大的作用

eg：

在设备树中会有这样的属性：

interrupt-parent = <&gpio1>;
interrupts = <5 IRQ_TYPE_EDGE_RISING>;

它表示要使用 gpio1 里的第 5 号中断，hwirq 就是 5

但是我们在驱动中会使用 request_irq（irq，handler）这样的函数来注册中断，irq 是软件中断号

gpio1 对应的 irq_domain 会将 hwirq 转换为 irq

irq_domian 结构体中有一个 irq_domain_ops 结构体，里面有各种的操作函数

**xlate：**用来解析设备树的中断属性，提取出 hwirq、type 等信息

**map：**把 hwirq 转换为 irq

irq_chip

我们在 request_irq 后，并不需要手工去使能中断，原因就是系统调用对应的 irq_chip 里的函数帮我们使能了中断

我们提供的中断处理函数中，也不需要执行主芯片相关的清中断操作，也是系统帮我们调用 irq_chip 中的相关函数

但是对于外部设备相关的清中断操作，还是需要我们自己做的

就像上面图里的 “ 外部设备 1 “、“ 外部设备 n ”，外设备千变万化，内核里可没有对应的清除中断操作

设备树指定中断

概述

在硬件上，“ 中断控制器 ” 只有 GIC 这一个，但是在软件上也可以把 “ GPIO ” 称为 “ 中断控制器 ”

在设备树中，中断控制器必须有一个属性：interrupt-controller，表明它是 “ 中断控制器 ”

还必须有一个属性：#interrupt-cells，表明引用这个中断控制器的话需要多少个 cell

如果中断控制器有级联关系 ，下级的中断控制器还需要表明它的 “ interrupt-parent ” 是谁

interrupts 的第2个参数取值：（这个参数可以写为宏，也可以写为具体的值）

#define IRQ_TYPE_NONE           0
#define IRQ_TYPE_EDGE_RISING    1
#define IRQ_TYPE_EDGE_FALLING   2
#define IRQ_TYPE_EDGE_BOTH      (IRQ_TYPE_EDGE_FALLING | IRQ_TYPE_EDGE_RISING)
#define IRQ_TYPE_LEVEL_HIGH     4
#define IRQ_TYPE_LEVEL_LOW      8

新写法：interrupts-extended

一个“interrupts-extended”属性就可以既指定 “ interrupt-parent ”，也指定 “ interrupts ”

interrupts-extended = <&intc1 5 1>, <&intc2 1 0>;

示例

在代码中获取中断

对于platform_device

这类节点可以转换为 platform_device 结构体

struct resource *platform_get_resource(struct platform_device *dev, unsigned int type,unsigned int num);
// 第2个参数：获取资源的类型    IORESOURCE_IRQ：中断资源
// 第3个参数：这类资源中的哪一个

对于I2C、SPI设备

一个 I2C 设备会被转换为一个 i2c_client 结构体，中断号会保存在 i2c_client 的 irq 成员里

一个 SPI 设备会被转换为一个 spi_device 结构体，中断号会保存在 spi_device 的 irq 成员里

调用 of_irq_get 获得中断号

如果你的设备节点既不能转换为 platform_device，它也不是 I2C 设备，不是 SPI 设备，那么在驱动程序中可以自行调用 of_irq_get 函数去解析设备树，得到中断号

对于GPIO

eg

gpio-keys {compatible = "gpio-keys";pinctrl-names = "default";user {label = "User Button";gpios = <&gpio5 1 GPIO_ACTIVE_HIGH>;gpio-key,wakeup;linux,code = <KEY_1>;};
};

button->gpio = of_get_gpio_flags(pp, 0, &flags);
bdata->gpiod = gpio_to_desc(button->gpio);irq = gpiod_to_irq(bdata->gpiod);

按键中断驱动示例

设备树

gpio_keys_100ask {compatible = "100ask,gpio_key";gpios = <&gpio5 1 GPIO_ACTIVE_LOW&gpio4 14 GPIO_ACTIVE_LOW>;pinctrl-names = "default";pinctrl-0 = <&key1_100ask &key2_100ask>;};

驱动代码

/* 1. 从platform_device获得GPIO* 2. gpio=>irq* 3. request_irq*/
static int gpio_key_probe(struct platform_device *pdev)
{int err;struct device_node *node = pdev->dev.of_node;int count;int i;enum of_gpio_flags flag;unsigned flags = GPIOF_IN;printk("%s %s line %d\n", __FILE__, __FUNCTION__, __LINE__);count = of_gpio_count(node); // 计算 gpio 的引脚数目if (!count){printk("%s %s line %d, there isn't any gpio available\n", __FILE__, __FUNCTION__, __LINE__);return -1;}gpio_keys_100ask = kzalloc(sizeof(struct gpio_key) * count, GFP_KERNEL);for (i = 0; i < count; i++){gpio_keys_100ask[i].gpio = of_get_gpio_flags(node, i, &flag); // 获取 gpio 里的第i个引脚if (gpio_keys_100ask[i].gpio < 0){printk("%s %s line %d, of_get_gpio_flags fail\n", __FILE__, __FUNCTION__, __LINE__);return -1;}gpio_keys_100ask[i].gpiod = gpio_to_desc(gpio_keys_100ask[i].gpio);gpio_keys_100ask[i].flag = flag & OF_GPIO_ACTIVE_LOW;if (flag & OF_GPIO_ACTIVE_LOW)flags |= GPIOF_ACTIVE_LOW;err = devm_gpio_request_one(&pdev->dev, gpio_keys_100ask[i].gpio, flags, NULL);gpio_keys_100ask[i].irq  = gpio_to_irq(gpio_keys_100ask[i].gpio);}for (i = 0; i < count; i++){err = request_irq(gpio_keys_100ask[i].irq, gpio_key_isr, IRQF_TRIGGER_RISING | IRQF_TRIGGER_FALLING, "100ask_gpio_key", &gpio_keys_100ask[i]);}return 0;
}