欢迎转载，转载时需保留作者信息，谢谢。
博客园地址：http://www.cnblogs.com/embedded-tzp
Csdn博客地址：http://blog.csdn.net/xiayulewa
环境： http://www.cnblogs.com/embedded-tzp/p/4443876.html
1. arm硬件中断
从头介绍中断原理太麻烦，一般来说看这篇文章的人对中断必然已经有了一定的认识。不管哪款处理器，中断的基本概念是一样的：
中断向量表。
中断优先级。
中断现场保护与恢复。
1.1. 中断向量表
中断向量表，程序发生中断后会跳转到该表执行，一般在里面放置mov pc, addr_of_isr_func形式的指令，以中断向量表为跳板，跳转到中断服务程序中。
一般处理器中断向量表地址是固定的，arm920t固定在0x00000000，或者0xFFFF0000处，其地址是通过配置CP15的Register 1实现的。详细可阅读ARM920T_TRM1_S.pdf
默认中断向量表是在0x00000000处，arm920t的中断向量表如下：
上图为arm中断处理的流程，在程序正常运行时， 发生定时器中断，跳转到中断向量表处执行对应指令，而irq中断向量地址指令为goto irq_isr, 跳转到中断irq中断服务程序，此时首先保存现场，执行完中断逻辑后，再恢复现场，后中断返回，从之前被中断处的下一条指令继续运行。
1.2. Linux内核中的中断向量表
在entry-armv.S (src\arch\arm\kernel)中定义中断向量表。
.section .vectors, "ax", %progbits
__vectors_start:
W(b) vector_rst
W(b) vector_und
W(ldr) pc, __vectors_start + 0x1000
W(b) vector_pabt
W(b) vector_dabt
W(b) vector_addrexcptn
W(b) vector_irq
W(b) vector_fiq
1.3. linux中断初始化配置
硬件：有主中断SRCPND，子中断SUBSRCPND。主中断也可称为父中断。
处理器中断初始化： MACHINE_START：s3c2440_init_irq中初始化， 同时初始化static struct s3c_irq_intc *s3c_intc[3];变量
中断(irq,abt,und)的堆栈初始化setup_arch→setup_processor→cpu_init→struct stack *stk = &stacks[cpu] (irq,abt,und)
映射中断向量表：setup_arch→paging_init→devicemaps_init
定义中断向量表：src\arch\arm\kernel\entry-armv.S(其大部分定义在entry-header.S (src\arch\arm\kernel))：__vectors_start
中断方式初始化：如上升沿等，在init_s3c2440base里面定义
1.4. Linux中断执行流程
1.4.1. 中断入口与现场保护
假定程序运行在用户态，中断类型为irq，则：
中断发生→W(b) vector_irq( vector_irq 由vector_stub irq, IRQ_MODE, 4定义)→执行宏vector_stub定义的vector_irq中断服务程序, 定义见下：
vector_stub irq, IRQ_MODE, 4
.long __irq_usr @ 0 (USR_26 / USR_32)
.long __irq_invalid @ 1 (FIQ_26 / FIQ_32)
.long __irq_invalid @ 2 (IRQ_26 / IRQ_32)
.long __irq_svc @ 3 (SVC_26 / SVC_32)
.long __irq_invalid @ 4
vector_stub的作用是保存中断现场，获取中断前处理器状态，然后将状态设置为SVC mode，后跳转到相应的中断才处理程序。 前面假定中断前为用户态，所以中断发生后，会最终跳转到__irq_usr处执行。
1.4.2. 中断服务程序
__irq_usr→irq_handler→handle_arch_irq（是个函数指针，全局变量=s3c24xx_handle_irq, 在s3c24xx_init_intc中被赋值）→s3c24xx_handle_intc→handle_IRQ→generic_handle_irq→desc->handle_irq→如果是父中断，则执行s3c_irq_demux（在s3c24xx_irq_map中设置，执行chained_irq_enter→irq_ack清除主中断）→generic_handle_irq→desc->handle_irq即handle_edge_irq（chip->irq_ack清除次级中断相关位，在s3c24xx_irq_map中设置）→handle_irq_event→ handle_irq_event_percpu→action->handler(由request_irq申请，循环处理action = action->next)
1.4.3. 中断返回与现场恢复
以__irq_usr为例：b ret_to_user_from_irq（entry-common.S (src\arch\arm\kernel)定义）→ work_pending （在entry-common.S (src\arch\arm\kernel)定义）→ do_work_pending→ schedule
handle_arch_irq赋值流程：MACHINE_START的init_irq（s3c2440_init_irq）→s3c24xx_init_intc→set_handle_irq
desc->handle_irq注册流程：MACHINE_START::s3c2440_init_irq→s3c24xx_init_intc→irq_domain_add_legacy(传入
s3c24xx_irq_ops)→ops->map（即s3c24xx_irq_ops->map）,即s3c24xx_irq_map→根据中断类型如果是边沿触发，则
desc->handle_irq=handle_edge_irq
用到的变量与文件对应关系：
src\arch\arm\include\asm\Unified.h: #define PSR_ISETSTATE 0
src\arch\arm\include\asm\linkage.h: #define ENDPROC(name) \
.type name, %function; \
END(name)
src\include\linux\linkage.h:#define END(name) \
.size name, .-name
#endif
Asm-offsets.c (src\arch\arm\kernel): DEFINE(S_FRAME_SIZE, sizeof(struct pt_regs))
entry-header.S (src\arch\arm\kernel))： why .req r8 @ Linux syscall (!= 0)
Unified.h (src\arch\arm\include\asm):#define BSYM(sym) sym
src\arch\arm\kernel\Asm-offsets.c: DEFINE(SYS_ERROR0, 0x9f0000);
1.5. linux中断注册
request_irq→request_threaded_irq→__setup_irq→new->irq = irq; *old_ptr = new;（old_ptr指向action链表的最后一项）
1.6. linux中断地址映射
linux中断地址分配：MACHINE_START中mini2440_map_io→s3c24xx_init_io →iotable_init(s3c_iodesc, ARRAY_SIZE(s3c_iodesc)); // 该函数分析详细见gpio章节。
由上述可见，#define S3C_VA_IRQ S3C_ADDR(0x00000000)， 知irq虚拟地址为0xF6000000，且因为串口物理地址和虚拟地址对应关系确定了，irq物理地址和虚拟地址也确定了，因为PA1-PA2 = VA1-VA2
1.7. linux中断数据结构
由上图可见，中断号可以索引所有的中断对象。
中断概貌：最重要的结构是全局变量struct irq_desc irq_desc[NR_IRQS]; 每一个中断号对应一个struct irq_desc, 在MACHINE_START中的s3c2440_init_irq主要是初始化该结构体。每个中断号和具体的irq_desc[i]对应，根据中断号就能知道该中断的所有信息，如该中断是父中断还是子中断，该中断的处理函数。父中断读取子中断源，通过desc->handle_irq = s3c_irq_demux（不一定是这个函数，为了描述方便举例的，后同）执行具体的子中断函数，子中断再执行desc->handle_irq = handle_edge_irq，最终都会
执行desc->action->handler。 总结起来 desc->handle_irq是执行函数分配，desc->action->handler执行具体的中断函数，
1.4. 函数集合
request_irq
free_irq
1.5. 软中断
重要结构体：
struct softirq_action softirq_vec[NR_SOFTIRQS]：open_softirq注册时设置
irq_cpustat_t irq_stat[]： raise_softirq_irqoff→or_softirq_pending置位bitmap：irq_stat[cpu].__softirq_pending
执行流程：
路径1：open_softirq注册→raise_softirq→raise_softirq_irqoff→raise_softirq_irqoff→wakeup_softirqd→softirq_threads.thread_fn（即run_ksoftirqd,其注册过程见下） →__do_softirq→ h->action(h); 即为具体注册函数
路径2：open_softirq注册→raise_softirq→raise_softirq_irqoff→raise_softirq_irqoff→irq_exit(在中断退出时执行)→invoke_softirq→do_softirq(或wakeup_softirqd) →__do_softirq→ h->action(h); 即为具体注册函数
Ksoftirqd:是个线程do_basic_setup→do_initcalls→spawn_ksoftirqd→smpboot_register_percpu_thread(&softirq_threads)(softirq_threads.store = Ksoftirqd, .thread_fn = run_ksoftirqd)
1.6. 底半部
1.6.1. Tasklet
struct tasklet_struct
执行流程：tasklet_init注册→tasklet_schedule→__tasklet_schedule→raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ)触发软件中断，后续见<<中断.软中断>>
始终在软中断期间运行，始终会在调度他们的同一CPU上运行，接收一个unsigned long参数
注意：
* 不允许访问用户空间；
* 不允许访问current指针；
* 不能执行休眠或调度。
特征：
* 一个tasklet可被禁用或启用；只用启用的次数和禁用的次数相同时，tasklet才会被执行；
* 和定时器类似，tasklet可以注册自己；
* tasklet可被调度在一般优先级或者高优先级上执行，高优先级总会首先执行；
* 如果系统负荷不重，则tasklet会立即得到执行，且始终不会晚于下一个定时器滴答；
* 一个tasklet可以和其他tasklet并发，但对自身来讲必须严格串行处理，即一个tasklet
不会在多个处理器上执行。
接口：
void tasklet_init(struct tasklet_struct *t, void (*func)(unsigned long),
unsigned long data); /* 初始化tasklet,func指向要执行的函数,data为传递给函数func的参数 */
DECLARE_TASKLET(name,func,data); /*定义及初始化tasklet*/
DECLARE_TASKLET_DISABLED(name,func,data); /*定义及初始化后禁止该tasklet*/
void tasklet_disable(struct tasklet_struct *t) /*禁用指定tasklet*/
void tasklet_disable_nosync(struct tasklet_struct *t) /*禁用指定tasklet,但不会等待任何正在
运行的tasklet退出*/
void tasklet_enable(struct tasklet_struct *t) /*启用先前被禁用的tasklet*/
void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t) /*调度执行指定的tasklet*/
void tasklet_hi_schedule(struct tasklet_struct *t) /*调度指定的tasklet以高优先级执行*/
void tasklet_kill(struct tasklet_struct *t) /*移除指定tasklet*/
简单用法:
DECLARE_TASKLET→tasklet_schedule
tasklet_kill()
1.6.2. 软中断
1.6.3. 工作队列
结构体：
struct work_struct
struct delayed_work
初始化：
INIT_WORK(&mywork, my_work_func);
INIT_DELAYED_WORK(&mydwork, my_dwork_func);
调度：
内核默认队列：
schedule_work(&mywork)
schedule_delayed_work(&mydwork, 5*HZ)
自建队列：
struct workqueue_struct
wq = create_workqueue("tzp");
queue_work(wq, &mywork);
queue_delayed_work(wq, &mydwork, 3*HZ);
destroy_workqueue
1.6.4. 等待队列
结构体：
wait_queue_head_t
wait_queue_t
初始化：
init_waitqueue_head(wait_queue_head_t *wqh);
DECLARE_WAIT_QUEUE_HEAD(name);
init_waitqueue_entry
添加队列：
DECLARE_WAITQUEUE(name, task); // 定义并初始化一个名称为name的等待队列，task通常被设置为代表当前进程的current指针
add_wait_queue(wait_queue_head_t *q, wait_queue_t *wait);
remove_wait_queue(wait_queue_head_t *q, wait_queue_t *wait);
等待事件：
wait_event(queue, condition); //TASK_UNINTERRUPTIBLE类型的睡眠状态,并挂在queue指定的等待队列数据链上
wait_event_interruptible(queue, condition); //TASK_INTERRUPTIBLE类型的睡眠状态
wait_event_killable(queue, condition);// TASK_KILLABLE类型的睡眠状态
wait_event_timeout(queue, condition, timeout);
// TASK_UNINTERRUPTIBLE类型的睡眠状态，并挂在queue指定的等待队列数据链上；当阻塞时间timeout超时后，立即返回
唤醒队列：
wake_up(wait_queue_head_t *queue);
唤醒由queue指向的等待队列数据链中的所有睡眠类型的等待进程
wake_up_interruptible(wait_queue_head_t *queue);
唤醒由queue指向的等待队列数据链中的所有睡眠类型为TASK_INTERRUPTIBLE的等待进程
wait_event_interruptible_timeout(queue, condition, timerout);
如：当前进程
wait_queue_head_t adc_wq;
init_waitqueue_head(&adc_wq);
wake_up_interruptible(&adc_wq);
wait_event_interruptible(adc_wq, condition);