中断 | Rock3的Linux博客

写意人生 2014-06-26

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原文:http:///blog/category/linux-os/kernel/interrupt-kernel/

如有侵权,请告知,谢谢.

irq_desc[]数组是linux内核中用于维护IRQ资源的管理单元，它存储了某IRQ号对应的哪些处理函数，属于哪个PIC管理、来自哪个设备、IRQ自身的属性、资源等，是内核中断子系统的一个核心数组，习惯上称其为“irq数组”（个人爱好，下标就irq号）。本篇博客着重学习irq_desc[]数组的一些操作的过程和方法，如初始化、中断处理、中断号申请、中断线程等，而对于辅助性的8259A和APIC等设备的初始化过程，不详细讨论，对于某些图片或代码，也将其省略掉了。

本文中出现的irq_desc->和desc->均表示具体的irq数组变量，称其中的一个个体为irq_desc[]数组元素，描述个体时也直接时用字符串desc。为了区别PIC的handle和driver的handle，将前者称为中断处理函数（对应desc->handle_irq，实际上对应handle_xxx_irq()），而将后者称为中断处理操作（对应desc->action）。本文中将以irq_descp[]数组为操作对象的层称为irq层。本文使用的内核代码版本为3.10.9。

一篇好的博客应该是尽量多的说明，配少量的核心代码，这里偷懒了，很多部分实际是代码分析的过程，也没有省略掉。本篇博客耗时48小时。

一、irq_desc结构和irq_desc[]数组

irq_desc[]数组，在kernel/irq/irqdesc.c中声明，用于内核管理中断请求，例如中断请求来自哪个设备，使用什么函数处理，同步资源等：

struct irq_desc irq_desc[NR_IRQS] __cacheline_aligned_in_smp = {

[0 ... NR_IRQS-1] = {

.handle_irq = handle_bad_irq,

.depth = 1,

.lock = __RAW_SPIN_LOCK_UNLOCKED(irq_desc->lock),

}

};

整体上，关于irq_desc结构体，如下图所示：

struct irq_desc结构体（以前的版本结构体的名字是irq_desc_t）定义如下所示（简化过，include/linux/irqdesc.h）。大部分成员都是辅助性的，关键的成员是irq_data、handle_irqs、action、depth、lock、istat，所谓irq_desc[]数组的初始化，看其主要成员的初始化的过程，在这里做简单的说明：

action指针指向具体的设备驱动提供的中断处理操作，就是所为的ISR，action本身是一个单向链表结构体，由next指针指向下一个操作，因此action实际上是一个操作链，可以用于共享IRQ线的情况。
handle_irq是irq_desc结构中与PIC相关的中断处理函数的接口，通常称作”hard irq handler“。此函数对应了PIC中的handle_xxx_irq()系列函数（xxx代表触发方式），do_IRQ()就会调用该函数，此函数最终会执行desc->action。
irq_data用于描述PIC方法使用的数据，irq_data下面有两个比较重要的结构：chip和state_use_accessors，前者表示此irq_desc[]元素时用的PIC芯片类型，其中包含对该芯片的基本操作方法的指针；后者表示该chip的状态和属性，其中有些用于判断irq_desc本身应该所处的状态。
lock用于SMP下不同core下的同步。
depth表示中断嵌套深度，也即一个中断打断了几个其他中断。
istate表示该desc目前的状态，将在“六、istate状态”中描述。

struct irq_desc {

struct irq_data irq_data;

irq_flow_handler_t handle_irq;

...

struct irqaction *action; /* IRQ action list */

unsigned int status_use_accessors;

unsigned int core_internal_state__do_not_mess_with_it;

unsigned int depth; /* nested irq disables */

raw_spinlock_t lock;

...

struct module *owner;

const char *name;

} ____cacheline_internodealigned_in_smp;

这里还是看一下irqaction结构体，action的handler是具体的中断服务程序，next指针用于指向同一个链上的后一个的irqaction，thread_fn用于描述软中断处理函数。

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

struct irqaction {

irq_handler_t handler;

void *dev_id;

void __percpu *percpu_dev_id;

struct irqaction *next;

irq_handler_t thread_fn;

struct task_struct *thread;

unsigned int irq;

unsigned int flags;

unsigned long thread_flags;

unsigned long thread_mask;

const char *name;

struct proc_dir_entry *dir;

} ____cacheline_internodealigned_in_smp;

这意味着所有的驱动在写中断处理函数时，必须以irqreturn_t为类型：

// intel e1000

static irqreturn_t e1000_intr(int irq, void *data);

// acpi

static irqreturn_t acpi_irq(int irq, void *dev_id)

// hd

static irqreturn_t hd_interrupt(int irq, void *dev_id)

// ac97

static irqreturn_t atmel_ac97c_interrupt(int irq, void *dev)

在这里，很容易产生一个问题，就是驱动程序处理的数据在哪？总要有些数据要处理，是从void参数吗？那么这个数据怎么获取的？handle_irq_event_percpu()函数里有具体的action的调用方式：

1	`res = action->handler(irq, action->dev_id);`

那么，void *参数来自action->dev_id，而dev_id是驱动程序注册时，调用request_irq()函数传递给内核的。而这个dev_id通常指向一个device设备，驱动程序就通过该device设备将需要的数据接收上来，并进行处理。

二、irq_desc[]的初始化——8259A

irq_desc[]数组是内核维护中断请求资源的核心数组，它必须在合适的时机予以初始化。内核起动后，有步骤的初始化内核各个子系统，init_IRQ()函数主要负责完成内核中断子系统的主要初始化。irq_desc[]数组伴随着init_IRQ()函数的执行而完成其一部分的初始化。
init_IRQ()函数的调用路径为main()->...->start_kernel()->init_IRQ()->native_init_IRQ()。init_IRQ()函数与irq_desc[]数组初始化或者IDT、interrupt[]数组的设置有关的函数或过程，关于init_IRQ的内部调用关系，如下图所示：

init_IRQ

下面是具体的代码分析过程：

从init_IRQ()函数开始分析，init_IRQ在arch/x86/kernel/irqinit.c中定义：

void __init init_IRQ(void)

{

int i;

/*

* We probably need a better place for this, but it works for

* now ...

*/

x86_add_irq_domains();

/*

* On cpu 0, Assign IRQ0_VECTOR..IRQ15_VECTOR's to IRQ 0..15.

* If these IRQ's are handled by legacy interrupt-controllers like PIC,

* then this configuration will likely be static after the boot. If

* these IRQ's are handled by more mordern controllers like IO-APIC,

* then this vector space can be freed and re-used dynamically as the

* irq's migrate etc.

*/

for (i = 0; i < legacy_pic->nr_legacy_irqs; i++)

per_cpu(vector_irq, 0)[IRQ0_VECTOR + i] = i;

x86_init.irqs.intr_init();

}

x86_add_irq_domains()直接略过。这里的注释还时很有用的，这里说开始时使用8259A注册这些中断向量号，如果系统使用IO APIC，将覆盖这些中断向量号，并且能够动态的重新使用。vector_irq为在arch/x86/include/asm/hw_irq.h中定义的per_cpu整形数组，长度为256，用于描述每个CPU的中断向量号，即vector_irq[]（vector_irq[]元素初始化时被赋值为-1）中存储着系统可以使用的中断向量号。这里需要注意，vector_irq[]数组时PER_CPU的。

legacy_pic字面意思为“遗留的PIC”，就是指8259A，legacy_pic定义在arch/x86/kernel/i8259.c，其中NR_IRQS_LEGACY为16：

struct legacy_pic default_legacy_pic = {

.nr_legacy_irqs = NR_IRQS_LEGACY,

.chip = &i8259A_chip,

.mask = mask_8259A_irq,

.unmask = unmask_8259A_irq,

.mask_all = mask_8259A,

.restore_mask = unmask_8259A,

.init = init_8259A,

.irq_pending = i8259A_irq_pending,

.make_irq = make_8259A_irq,

};

struct legacy_pic *legacy_pic = &default_legacy_pic;

a) native_inti_IRQ()

init_IRQ()将vector_irq[]逐个赋值（就赋值了16个,从0x30到0x39）。x86_init为x86架构初始化时的一个全局变量，记录了各个子系统（irq，paging，timer，iommu，pci等）初始化使用的具体函数。而实际的x86_init.irqs.intr_init指针指向native_init_IRQ()函数（arch/x86/kernel/irqinit.c）：

void __init native_init_IRQ(void)

{

int i;

/* Execute any quirks before the call gates are initialised: */

x86_init.irqs.pre_vector_init();

apic_intr_init();

/*

* Cover the whole vector space, no vector can escape

* us. (some of these will be overridden and become

* 'special' SMP interrupts)

*/

i = FIRST_EXTERNAL_VECTOR;

for_each_clear_bit_from(i, used_vectors, NR_VECTORS) {

/* IA32_SYSCALL_VECTOR could be used in trap_init already. */

set_intr_gate(i, interrupt[i - FIRST_EXTERNAL_VECTOR]);

}

if (!acpi_ioapic && !of_ioapic)

setup_irq(2, &irq2);

#ifdef CONFIG_X86_32

irq_ctx_init(smp_processor_id());

#endif

}

   x86_init.irqs.pre_vector_init指针指向init_ISA_irqs()函数，主要完成8259A/Local APIC的初始化，apic_intr_init()函数主要完成apic相关的中断的初始化。接着，native_init_IRQ()函数将调用set_intr_gate()函数设置中断门，将interrupt[]数组设置的地址设置到相应的中断门。注意，这里只是对没有used_vectors进行set_intr_gate()的赋值，并不是从FIRST_EXTERNAL_VECTOR到NR_VECTORS全部赋值，因为有些特殊情况会预留（关于used_vectors和vector_irq的关系，详见“七、中断向量、锁和CPU”）。余下的两个接口处理了一些特殊情况，这里不展开了。

实际上init_IRQ()主要调用了native_init_IRQ()，除了使用set_intr_gate()来初始化Interrupt describptor外，后者主要干了两件事：init_ISA_irqs()和apic_intr_init()。先从简单的看起，apic_intr_init()函数实际上是一系列的set_intr_gate，但不通过interrupt[]数组，也不通过irq_desc[]（这就是native_init_IRQ()函数中所为的“特殊情况”，属于used_vectors的范围）：

static void __init apic_intr_init(void)

{

smp_intr_init();

#ifdef CONFIG_X86_THERMAL_VECTOR

alloc_intr_gate(THERMAL_APIC_VECTOR, thermal_interrupt);

#endif

...

#ifdef CONFIG_HAVE_KVM

/* IPI for KVM to deliver posted interrupt */

alloc_intr_gate(POSTED_INTR_VECTOR, kvm_posted_intr_ipi);

#endif

...

}

而smp_intr_init()函数如下执行apic_intr_intr()函数类似的操作，也通过set_intr_gate()函数设置了一些中断门。

这些中断门没有通过interrupt数组，也没有irq_desc数组，而是直接使用set_intr_gate()接口将其IDT中的中断门描述符初始化。而这些中断在/proc/interrupt中显示比较特殊，并不以中断向量号的形式显示，而是以名字的形式，比如NMI，本身也不连接任何的PIC（截取一部分）：

[rock3@e4310 linux-stable]$ cat /proc/interrupts

CPU0 CPU1 CPU2 CPU3

...

44: 66 80 77 72 PCI-MSI-edge snd_hda_intel

45: 14948296 0 0 0 PCI-MSI-edge iwlwifi

NMI: 1539 19912 17314 17232 Non-maskable interrupts

LOC: 45133746 42836772 33584448 33666542 Local timer interrupts

SPU: 0 0 0 0 Spurious interrupts

PMI: 1539 19912 17314 17232 Performance monitoring interrupts

IWI: 641572 409182 330064 302186 IRQ work interrupts

然后看比较复杂的init_ISA_irqs()函数，代码如下：

void __init init_ISA_irqs(void)

{

struct irq_chip *chip = legacy_pic->chip;

const char *name = chip->name;

int i;

#if defined(CONFIG_X86_64) || defined(CONFIG_X86_LOCAL_APIC)

init_bsp_APIC();

#endif

legacy_pic->init(0);

for (i = 0; i < legacy_pic->nr_legacy_irqs; i++)

irq_set_chip_and_handler_name(i, chip, handle_level_irq, name);

}

legacy_pic->init指针指向init_8259A()函数，因此init_ISA_irqs执行了init_8259A(0)。irq_set_chip_and_handler_name()函数用于设置irq_desc[]数组的handle_irq、name、chip等成员。因此init_ISA_irqs()函数做了三件事：init_bsp_APIC()、init_8259A()、irq_set_chip_and_handler_name()。此时legacy_pic->nr_legacy_irqs为16。

init_bsp_APIC()为对Local APIC的某种初始化操作，与irq_desc[]数组初始化无关，不讨论了。

init_8259A(0)为对8259A的某种初始化操作，与Irq_desc[]数组的初始化无关，不讨论了。

irq_set_chip_and_handler_name()函数如下（kernel/irq/chip.c）：

void

irq_set_chip_and_handler_name(unsigned int irq, struct irq_chip *chip,

irq_flow_handler_t handle, const char *name)

{

irq_set_chip(irq, chip);

__irq_set_handler(irq, handle, 0, name);

}

irq_set_chip()将irq_descp[]数组的*action的chip成员，主要是__irq_set_handler()函数（kernel/irq/chip.c），看下__irq_set_handler()函数都设置了irq_desc[]数组的什么成员：

void

__irq_set_handler(unsigned int irq, irq_flow_handler_t handle, int is_chained,

const char *name)

{

unsigned long flags;

struct irq_desc *desc = irq_get_desc_buslock(irq, &flags, 0);

if (!desc)

return;

if (!handle) {

handle = handle_bad_irq;

} else {

if (WARN_ON(desc->irq_data.chip == &no_irq_chip))

goto out;

}

/* Uninstall? */

if (handle == handle_bad_irq) {

if (desc->irq_data.chip != &no_irq_chip)

mask_ack_irq(desc);

irq_state_set_disabled(desc);

desc->depth = 1;

}

desc->handle_irq = handle;

desc->name = name;

if (handle != handle_bad_irq && is_chained) {

irq_settings_set_noprobe(desc);

irq_settings_set_norequest(desc);

irq_settings_set_nothread(desc);

irq_startup(desc, true);

}

out:

irq_put_desc_busunlock(desc, flags);

}

主要就设置了两个成员：handle_irq全部设置为handle_level_irq，name设置为“XT-PIC”（8259A）。而irq_desc[]数组中的handle_irq成员在do_IRQ()中被调用来执行具体的ISA。这个位置使用了buslock，也即desc->irq_data.chip->irq_bus_lock，而不是desc->lock。buslock用于中断控制器的操作，desc->lock用于IRQ中断处理函数的操作。

三、irq_desc[]的初始化——IO APIC

IO APIC的handle_irq通过setup_IO_APIC_irqs()函数初始化。调用过程是start_kernel()->rest_init()->kernel_thread(kernel_init)->kernel_init_freeable()->smp_init()->APIC_init_uniprocessor()->setup_IO_APIC()->setup_IO_APIC_irqs()->__io_apic_setup_irqs()->io_apic_setup_irq_pin()->setup_ioapic_irq()->ioapic_register_intr()->irq_set_chip_and_handler_name()。中间经过了太多的过程，其中主要的入口有setup_IO_APIC()用于初始化IO APIC，在初始化IO APIC的过程中完成了对IO APIC的irq_desc[]数组的初始化（setup_IO_APIC_irqs()），最终调用了irq_set_chip_and_handler_name()函数，完成了对irq_desc[]数组的初始化，其初始化desc->handle默认为handle_fasteoi_irq()或handle_edge_irq()，desc->name分别对应fasteoi或edge。

当然，这个过程在8259A调用irq_set_chip_and_handler_name()之后，那么根据__irq_set_handler()的实现，handle_irq可以更新，因此后注册的IO APIC替代了先前的8259A。

这里还有个IRQ个数的问题，8259A初始化了16个irq_desc[]数组（0x30到0x39），而APIC应该时224个，但是实际上在setup_IO_APIC_irqs()函数执行时，轮询了系统侦测到的所有的IO APIC，对每个IO APIC在__io_apic_setup_irqs()函数中，又轮询该IO APIC上注册的所有的设备，对于每个注册者，执行io_apic_setup_irq_pin()->setup_ioapic_irq()->ioapic_register_intr()->irq_set_chip_and_handler_name()的过程，而对于每个IO APIC上的每个注册者，对应的irq号，就通过pin_2_irq()接口确认。这意味着，IO APIC要将哪些irq_desc[]数组初始化。

IO APIC的hanle_irq有两种，分别是handle_fasteoi_irq()和handle_edge_irq()，最终也都调用了handle_irq_event()->handle_irq_event_percpu()，在irq_desc[]初始化上与8259A一致，在“四、desc->handle_irq”部分会详细分析。

这样就存在一个问题，因为IO APIC并非每个irq_desc[]数组元素都去初始化，而是只初始化那些连接有设备的，那么如何能保证这些irq号就是驱动申请的irq号那？

四、desc->handle_irq

经过“irq_desc[]的初始化”部分的描述desc->handle_irq已经初始化完毕，而desc->handle_irq接口实际上可以挂接几个函数（8259A和IO APIC）：

void handle_level_irq(unsigned int irq, struct irq_desc *desc);（8259A）
void handle_fasteoi_irq(unsigned int irq, struct irq_desc *desc);（IO APIC）
void handle_edge_irq(unsigned int irq, struct irq_desc *desc);（IO APIC）

? 字面意思说明三种处理函数分别代表电平触发、xxx触发、边沿触发，他们之间各有不同但最终均调用了handle_irq_event()。本文中将以以上函数称为handle_xxx_irq()系列函数（还有其他几个handle_xxx_irq()函数，也属于此系列，但是不是x86平台时用或者不是8259A或IO APIC时用）。他们三者之间在何时屏蔽IRQ线、是否要响应发出中断信号的硬件等处有微小的区别。

下面以handle_level_irq()函数为例，看下它具体干了什么事情，其他handle_xxx_irq()函数做了基本相同的工作：

void

handle_level_irq(unsigned int irq, struct irq_desc *desc)

{

raw_spin_lock(&desc->lock);

mask_ack_irq(desc);

if (unlikely(irqd_irq_inprogress(&desc->irq_data)))

if (!irq_check_poll(desc))

goto out_unlock;

desc->istate &= ~(IRQS_REPLAY | IRQS_WAITING);

kstat_incr_irqs_this_cpu(irq, desc);

/*

* If its disabled or no action available

* keep it masked and get out of here

*/

if (unlikely(!desc->action || irqd_irq_disabled(&desc->irq_data))) {

desc->istate |= IRQS_PENDING;

goto out_unlock;

}

handle_irq_event(desc);

cond_unmask_irq(desc);

out_unlock:

raw_spin_unlock(&desc->lock);

}

首先，raw_spin_lock先获取锁（关于desc->lock将在“七、中断向量、锁和CPU“部分详细介绍），退出前释放锁，然后按照下列次序进行处理：

用mask_irq_ack()函数向产生中断的硬件发出ACK响应，并暂时屏蔽该中断线（handle_level_irq()独有操作）。
用irqd_irq_inprogress()判断中断是否处于inprogress阶段，如果处于inprogress阶段，则校验并等待“伪中断”轮询完毕（关闭“伪中断”轮询，详见“六、istate状态”）。
去掉desc->istate中的IRQS_REPLAY和IRQS_WAITING标志（详见“六、istate状态”）。
用kstat_incr_irqs_this_cpu()函数更新desc关于cpu的统计数据。
如果desc->action为空或者desc->irq_data处于DISABLE状态，则将该irq_desc[]元素挂起（desc->istate置位IRQS_PENDING）并返回。
执行handle_irq_event(desc)，循环调用desc->action。
用cond_unmask_irq()函数恢复IRQ线。

handle_irq_event()代码如下（kernel/irq/handle.c）：

irqreturn_t handle_irq_event(struct irq_desc *desc)

{

struct irqaction *action = desc->action;

irqreturn_t ret;

desc->istate &= ~IRQS_PENDING;

irqd_set(&desc->irq_data, IRQD_IRQ_INPROGRESS);

raw_spin_unlock(&desc->lock);

ret = handle_irq_event_percpu(desc, action);

raw_spin_lock(&desc->lock);

irqd_clear(&desc->irq_data, IRQD_IRQ_INPROGRESS);

return ret;

}

handle_irq_event()函数首先将irq_desc[]数组的istate清除IRQ_PENDING标志，然后设置desc->irq_data->state_use_accessors增加IRQD_IRQ_INPROGRESS，然后执行handle_irq_event_percpu()函数，逐个cpu执行action，执行完毕后，清除desc->irq_data->state_use_accessors的IRQD_IRQ_INPROGRESS标志，说明IRQD_IRQ_INPROGRESS标志表示正在执行某个具体中断处理操作，也即正在执行action。注意此处锁的位置，更新desc->irq_data->state_use_accessors的标志时，锁，执行action的时候不锁，进入handle_irq_event(）时，就已经锁住了。下面来看handle_irq_event_percpu()函数：

irqreturn_t

handle_irq_event_percpu(struct irq_desc *desc, struct irqaction *action)

{

irqreturn_t retval = IRQ_NONE;

unsigned int flags = 0, irq = desc->irq_data.irq;

do {

irqreturn_t res;

trace_irq_handler_entry(irq, action);

res = action->handler(irq, action->dev_id);

trace_irq_handler_exit(irq, action, res);

if (WARN_ONCE(!irqs_disabled(),"irq %u handler %pF enabled interrupts\n",

irq, action->handler))

local_irq_disable();

switch (res) {

case IRQ_WAKE_THREAD:

/*

* Catch drivers which return WAKE_THREAD but

* did not set up a thread function

*/

if (unlikely(!action->thread_fn)) {

warn_no_thread(irq, action);

break;

}

irq_wake_thread(desc, action);

/* Fall through to add to randomness */

case IRQ_HANDLED:

flags |= action->flags;

break;

default:

break;

}

retval |= res;

action = action->next;

} while (action);

add_interrupt_randomness(irq, flags);

if (!noirqdebug)

note_interrupt(irq, desc, retval);

return retval;

}

trace_irq_handler_entry()函数和trace_irq_handler_entry()函数用于找出action中那些不合法的（网上有人这么说，没找到，具体不详）并强行disble他们。具体中断处理调用了action->handler()，反复执行将整个chain上的所有action都执行一遍，所有的返回值或起来作为总的返回值。针对IRQ_WAKE_THREAD，说明驱动程序使用了软断的方式（设置了thread_fn），那么就要调用irq_wake_thread()，尝试在调度器中激活action->thread_fn。关于irq_wake_thread()，详见“八、中断线程”部分。最后，在默认情况下，通过note_interrupt()接口更新desc->action的结果，并决定是否触发“伪中断”轮询函数poll_spurious_irq()。

从上述分析不难看处，Linux内核在实现内核中断处理函数函数时层次分明：

desc->handle_irq，负责与PIC触发方式相关的操作，并作desc->istate相关校验、置位；
handle_irq_event()，负责设置desc->irq_data以及解锁避免其他CPU忙等。
handle_irq_event_percpu()，负责具体的在CPU上运行desc->action以及转向软中断、转向“伪中断”轮询的过程。

五、中断申请函数request_irq()

从上述描述可以看出，irq_desc[]数组的name，handle_irq，irq_data->chip伴随着8259A和IO APIC的初始化而初始化，而irq_desc[]数组的其他部分，如actions还没有注册，actions是驱动程序通过request_irq()函数项内核的IRQ系统申请一个IRQ号，并初始化该号的irq_desc[]数组元素中的action（include/linux/interrupt.h）：

static inline int __must_check

request_irq(unsigned int irq, irq_handler_t handler, unsigned long flags,

const char *name, void *dev)

{

return request_threaded_irq(irq, handler, NULL, flags, name, dev);

}

request_threaded_irq()函数代码真不少，删除参数校验和调试的部分，主要完成了申请action内存，并初始化之，然后挂接action和irq_desc[]：

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)

{

...

action = kzalloc(sizeof(struct irqaction), GFP_KERNEL);

if (!action)

return -ENOMEM;

action->handler = handler;

action->thread_fn = thread_fn;

action->flags = irqflags;

action->name = devname;

action->dev_id = dev_id;

chip_bus_lock(desc);

retval = __setup_irq(irq, desc, action);

chip_bus_sync_unlock(desc);

if (retval)

kfree(action);

...

return retval;

}

自此，irq_desc[]数组的初始化基本完成。

request_irq()函数需要携带irq号这个变量用于注册，但是驱动程序本身并清楚哪个中断号是可用的，也不清楚自己的IRQ线对应的哪个irq_desc[]元素，怎么解决这个问题？一方面，驱动程序一般都有自己的默认中断向量号，但不止一个，调用request_irq()时，会调用irq_settings_can_request()函数（给省略掉了）来检测该desc是否可以被申请，如果不能被申请，则返回-EINVAL，驱动程序会再重新申请；另一方面，内核提供了一种irq号侦测机制，auto probe，详见“六、istate状态”。

六、istate状态

Linux内核中的中断子系统有四种状态、特性，分别是：

用于描述irq_desc的istate。
用于描述irq_desc->action->handler的flags。
用于描述irq_desc->action->thread_fn的thread_flags。
用于描述irq_desc->irq_data的state_use_accessors。

此处重点介绍istate，但首先还是irq_desc->action->flags。include/linux/interrupt.h文件中定义了handling routines的一些标志（并没有完全列出，还有一些IRQF_TRIGGER_的表示触发方式的标志）：

/*

* These flags used only by the kernel as part of the

* irq handling routines.

*

* IRQF_DISABLED - keep irqs disabled when calling the action handler.

* DEPRECATED. This flag is a NOOP and scheduled to be removed

* IRQF_SHARED - allow sharing the irq among several devices

* IRQF_PROBE_SHARED - set by callers when they expect sharing mismatches to occur

* IRQF_TIMER - Flag to mark this interrupt as timer interrupt

* IRQF_PERCPU - Interrupt is per cpu

* IRQF_NOBALANCING - Flag to exclude this interrupt from irq balancing

* IRQF_IRQPOLL - Interrupt is used for polling (only the interrupt that is

* registered first in an shared interrupt is considered for

* performance reasons)

* IRQF_ONESHOT - Interrupt is not reenabled after the hardirq handler finished.

* Used by threaded interrupts which need to keep the

* irq line disabled until the threaded handler has been run.

* IRQF_NO_SUSPEND - Do not disable this IRQ during suspend

* IRQF_FORCE_RESUME - Force enable it on resume even if IRQF_NO_SUSPEND is set

* IRQF_NO_THREAD - Interrupt cannot be threaded

* IRQF_EARLY_RESUME - Resume IRQ early during syscore instead of at device

* resume time.

*/

以上标志如果非得从“状态”和“特性”中选择一个的话，应该是“特性”，其前缀为IRQF_，表示IRQ Flags。在request_irq()函数执行时，需要填写flags变量，也就是这些标志，这些标志用于说明你申请的handler的特性，request_irq的flags总是带有IRQF_DISABLED的标志，其他特性让其他IRQ操作函数按不同的路径执行。如IRQ_SHARED标志表示可以共享IRQ号，IRQF_NO_THREAD标志表示中断处理函数不能被线程化。

然后是istate状态，kernel/irq/internals.h中定义了这些“状态”，使用IRQS_前缀，他们可以同时存在，而并不一定相互转化：

/*

* Bit masks for desc->state

*

* IRQS_AUTODETECT - autodetection in progress

* IRQS_SPURIOUS_DISABLED - was disabled due to spurious interrupt

* detection

* IRQS_POLL_INPROGRESS - polling in progress

* IRQS_ONESHOT - irq is not unmasked in primary handler

* IRQS_REPLAY - irq is replayed

* IRQS_WAITING - irq is waiting

* IRQS_PENDING - irq is pending and replayed later

* IRQS_SUSPENDED - irq is suspended

*/

enum {

IRQS_AUTODETECT = 0x00000001,

IRQS_SPURIOUS_DISABLED = 0x00000002,

IRQS_POLL_INPROGRESS = 0x00000008,

IRQS_ONESHOT = 0x00000020,

IRQS_REPLAY = 0x00000040,

IRQS_WAITING = 0x00000080,

IRQS_PENDING = 0x00000200,

IRQS_SUSPENDED = 0x00000800,

};

这些状态存储在irq_desc->istate，也就是core_internal_state__do_not_mess_with_it。从字面意思看，有些状态不好理解，通过他们在linux内核中的调用关系搞清楚来龙去脉：

IRQS_AUTODETECT状态和IRQS_WAITING状态

? AUTODETECT状态在函数probe_irq_on()中被开启，在probe_ifq_off()函数或probe_ifq_mask()函数中被关闭。而probe_irq_on()和probe_irq_off()是驱动与内核申请可用的irq号的调用函数，一个驱动程序可以通过request_irq()向内核申请注册中断处理函数到desc->action，此时需要携带irq号作为参数，而irq号可以自是预先设定（Intel Enternet drvier），也可以通过一种叫自动侦测（auto probe）的过程来完成：

首先，其驱动程序调用probe_irq_on()接口，开始auto probe的过程。probe_irq_on()函数将返回一个32bits的irq_desc是否可用的掩码mask（此处因为返回值类型为int，所以只能返回32位的掩码）。probe_irq_on()接口首先选出所有可以被侦测（desc->irq_data->status_use_accessors是否包含IRQD_IRQ_NOPROBE标志）、并且没有action函数的irq_desc[]，并将这些irq_desc->istate设置IRQS_AUTODETECT标志和IRQS_WAITING标志；然后过滤掉所有的伪中断irq_desc[]，是否可用通过判断desc->istate包含IRQS_WAITING状态（伪中断经过handle_xxx_irq()处理将清除IRQS_WAITING状态）。上面的工作对于auto probe都是辅助性的，但最重要的是probe_irq_on()函数在开始时就调用了async_synchronize_full()接口，来同步内核中所有异步调用的函数（这样就不存在发生了中断，但没有被记录的情况）。
其次，驱动程序收到mask掩码后（当然也可以利用mask做一些事情，但并非所有的驱动都这样做），主动产生一次硬件中断。
然后，驱动程序调用probe_irq_off(mask)，后者侦测所有的irq_desc[]，查看到底是哪些irq_desc[]元素发生了硬件中断，如果只发生了一次硬件中断，那么就返该irq_desc[]的下标，也即irq号；如果没有侦测到中断发生，则返回0；如果侦测到多次中断发生，则返回一个负数（中断发生次数的相反数）。probe_irq_off()函数通过desc->istate是否包含IRQS_WAITING标志来判断是否发生了一次硬件中断（包含就没发生，不包含就发生了）。
最后，驱动程序通过probe_irq_off()的返回值，来判断是否是一个可用的irq号，如果可用，则通过request_irq()来申请注册中断处理函数。

? 如果再扣的细一点，还有两个问题：

问题1，async_synchronize_full()函数能够使所有的irq_desc[]的istate都去掉IRQS_WAITING标志，这是为什么？
问题2，probe_irq_off()函数为什么可以使用带有IRQS_WAITING标志来判断哪个irq描述符发生了硬件中断？

对问题1，涉及到IRQS_WAITING标志的含义，IRQS_WAITING标志在probe_irq_on()接口中被设置，在执行irq_desc->handle_irq，也即具体的handle_xxx_irq()接口时被清除，猜测async_synchronize_full()接口可能会等待所有的中断处理函数执行完毕吧（此处还有问题，如何等待源源不断的中断处理执行完成？那得看async_synchronize_full的细节了。）

对问题2，在init_8259A()函数或者setup_IO_APIC_irqs()函数中，都调用了irq_set_chip_and_handler_name()函数，后者将desc->irq_data.chip和desc->handle_irq以及desc->name给予初始化，这意味着与irq_desc[]关联的PIC已经完全驱动起来，并且与irq_desc[]建立了关联关系，当硬件产生中断信号时，PIC可以接收到该信号，并通知CPU，CPU查找到IDT里的中断处理程序后，就执行了do_IRQ()函数，然后调用了handle_IRQ_event()接口，然后到具体的irq_desc->handle_irq，如handle_level_irq()，而在具体的handle_xxx_irq()接口中，就会清除掉IRQS_WAITING标志。

总结一下，IRQS_AUTODETECT表示某个irq_desc[]变量处于自动侦测状态，通过probe_irq_on()函数设置此状态，通过probe_irq_off()清除此状态。IRQS_WAITING表示某个irq_desc[]变量处于等待状态，也即等待被处理，等待irq_desc->handle_irq的执行，此状态通过probe_irq_on()设置，通过irq_desc->handle_irq，也即handle_xxx_irq()系列函数清除。

IRQS_SPURIOUS_DISABLED状态

前面说IRQS_AUTODETECT状态时，提到“伪中断”，这个IRQS_SPURIOUS_DISABLED就是指这种情况。根据wiki上的说法：“一类不希望被产生的硬件中断。发生的原因有很多种，如中断线路上电气信号异常，或是中断请求设备本身有问题。”，猜测是哪些PIC上确实侦听到了中断信号，但实际上没有发生中断，或者没有找到中断处理函数的情况。Linux内核将某个irq_desc[]元素发生了10万次中断，却有9.9万次没有处理的情况，视为“伪中断”，会将其置位，意味着因为“伪中断”而被禁用（紧接着会执行irq_disable(desc)）。中断发生次数统计通过desc->irq_count，中断发生却没有处理的统计通过desc->irq_unhandled。内核在note_interrupt()函数中处理此情况。

setup_irq()函数用于驱动程序将具体的中断处理函数挂接到desc->action下，该函数执行时，将清除IRQS_SPURIOUS_DISABLED标志。

对于“伪中断”，内核并不是扔掉不管，而是有一套自己的处理方法，有人还对其做过优化。目前，内核采用poll_spurious_irqs()的方法来处理被IRQS_SPURIOUS_DISABLED的desc。poll_spurious_irqs()函数将轮询所有的“伪中断”，并尝试在本地core上执行一次（通过try_one_irq()函数）。try_one_irq()函数有选择的执行handle_irq_event()，（有些情况的伪中断不予执行，比如PER_CPU的、嵌套的等等）。poll_spurious_irqs()函数并不清除IRQS_SPURIOUS_DISABLED标志，而是尝试轮询并执行他们一次。

? 总结一下，IRQS_SPURIOUS_DISABLED标志意味着某irq_desc[]元素被视为“伪中断”，并被禁用。该标志被note_interrupt()函数设置，被setup_irq()函数清除。对于哪些伪中断，系统尝试时用poll_spurious_irqs()函数在本地CPU上轮询并执行他们一次（在中断线被PIC禁用时，仍可以执行中断处理函数，即是中断处理函数执行完毕，也不清除此标志）。

IRQS_POLL_INPROGRESS状态

? in progress表示正处于过程当中，poll in progress字面意思就是中断处理函数目前正在以poll的方式执行。硬件中断处理函数通常是立即执行，而软中断才留在后面执行。

前面提到的try_one_irq()函数，在其执行handle_irq_event()函数前，将设置此标志表示中断处理函数正在以poll的方式被执行，在其执行完毕handle_irq_event()后清除此标志，表示中断处理函数执行poll完毕。而调用try_one_irq()函数的还由misrouted_irq()函数（用于尝试执行一次可能时misrouted的情况，硬件产生了中断信号，内核却将其对应到错误的irq_desc[]元素上的情况）函数中被调用。这是对于“伪中断”的轮询，但对正常的中断处理，并没有采用poll的方法（NAPI采用了，另说），而是在具体的handle_xxx_irq()函数中需要执行irq_check_poll()方法，等待中断处理函数poll完毕，因为驱动实现的中断处理函数未必是可重入的。

总结一下，IRQS_POLL_INPROGRESS，表示一个irq_desc[]元素正处于轮询调用action链的阶段。此标志只在try_one_irq()函数（被poll_spurious_irqs()函数和misrouted_irq()函数调用）调用handle_irq_event()前被设置，在其调用handle_irq_event()后被清除。由于具体的中断处理函数（desc->action）的设计未必是可重入的，因此desc->handle_irq，如handle_xxx_irq()需要等待其上的轮询完毕后才能执行。这意味着，仅仅“伪中断”才会被轮询，并且一个中断处理函数可以同时被“伪中断”轮询执行，也可以正常执行，但必须排队执行。

这个地方还是不理解，既然被定为“伪中断”，那么就会被irq_disable()——从硬件上屏蔽该中断线，怎么还会接收到中断、并执行中断处理函数那？这可能就是“伪中断”神奇的地方。

IRQS_ONESHOT状态?

开一枪状态？应该是个不太重要的状态。该状态表示irq_desc[]元素的主处理函数不是非屏蔽的（直接说mask不就完了，难道除了mask，unmask还有半mask？）。在handle_fasteoi_irq()函数（其他handle_xxx_irq()中没有，fasteoi一定是一种比较特殊的情况）中，如果该标志设置，就需要mask_irq()执行一下，然后就是硬件操作了。此处的mask应该是这样的，mask意味着屏蔽中断，也就是在中断处理函数执行的时后，从CPU的角度短暂的禁止该中断（应该是中断向量，通过设置CPU的中断屏蔽寄存器IMR，来完成此过程）。而是否需要mask中断，是中断处理函数的本身的需要，因此，也就是应该是desc->action->flags里的设置（IRQF_ONESHOT标志），而IRQS_ONESHOT状态应该是源于IRQF_ONESHOT标志的，在setup_irq()函数被执行用来为desc添加action的时候，在非共享的方式下，如果发现action->flags中设置了IRQF_ONESHOT标志，则为desc->istate设置此状态。

在irq_finalize_oneshot()函数中，将会执行unmask_irq()，并清除该标志。irq_finalize_oneshot()函数在one shot中断处理函数运行完毕（action->thread_fn）时被调用。

总结，one shot，字面意思开一枪，这枪肯定是早期的步枪，没能实现自动填装弹药。IRQS_ONESHOT更像一种属性，而非状态（在其被设置时，并不是中断被屏蔽的时刻，而时表示此action是one shot类型的），在setup_irq()的时后被条件设置，在handle_fasteoi_irq()执行mask_irq()操作，在irq_finalize_oneshot()中执行unmask_irq()操作，并清除此标志。

IRQS_REPLAY状态?

从字面意思上讲，应该是重新发生一次中断的意思。该标志在handle_xxx_irq()函数中的开始部分就被清除（避免多个core同时执行），在check_irq_resend()函数中，若判断desc->istate包含IRQS_PENDING标志，则设置该状态。IRQS_REPLAY状态仅在check_irq_resend()函数中被设置，check_irq_resend()函数通过重新激发中断控制器上的中断信号来完成此过程（中断硬件将不发送中断信号，仅仅由PIC重新向CPU发送），对handle_level_irq()函数触发的中断，不予重新发送（不知道原因）。而check_irq_resend()函数又被__enable_irq()和irq_startup()所调用，最终被irq_set_chip_and_handler_name()和irq_set_handler()调用，他们的调用关系如下图所示：

resend

总结，IRQS_REPLAY状态表示需要重新激发一次中断信号（正在重新发送IRQ信号），它在desc->handle_irq被初始化最后时刻被设置（被irq_set_chip_and_handler_name()函数设置）：完成desc->handle_irq的挂接后要由PIC自动产生一次中断，利用重新注册action的机会，对“挂起”（IRQS_PENDING）状态的中断再触发一遍，然后由handle_xxx_irq来查看中断处理函数是否正常，该标志在handle_xxx_irq()时被清除。

IRQS_PENDING状态

字面意思“正在挂起”，为什么要挂起？在什么情况下挂起？在handle_xxx_irq()函数(handle_ege_irq()函数和handle_edge_eoi_irq()函数比较特殊)中，如果发现以下情况中的一种，则挂起，挂起后直接释放锁并推出，并不执行handle_irq_event()函数：

desc->action = NULL，也即无具体的中断处理函数；
desc->irq_data->state_use_accessors包含IRQD_IRQ_DISABLED，也即中断控制器被禁用；

还有一种情况会“挂起”中断处理，在probe_irq_on()时，对于所有的没有分配action并且可以被PROBE的desc，需要重新irq_startup()一下，清掉此前mask it self的longstanding interrupt。在irq_startup()函数中，硬件会尝试挂起该中断向量，如果成功的话，desc->istate也需要置位IRQS_PENDING。

另一种需要“挂起”的情况是try_one_irq()函数中，如果desc->irq_data->state_use_accessors包含IRQD_IRQ_INPROGRESS标志（表示IRQ不处于），则为desc->istate置挂起标志并推出。

以下是清除IRQS_PENDING的场景：

handle_irq_event()函数开始处即清除IRQS_PENDING标志；
check_irq_resend()函数，会在PIC重新触发、向CPU产生中断信号前，清除掉IRQS_PENDING标志；

? 以下是校验IRQS_PENDING的场景：

try_one_irq()函数中，如果desc->irq_data->state_use_accessors并不包含IRQD_IRQ_INPROGRESS标志，但是desc->istate却包含IRQS_PENDING标志，并且desc->action不为空，则返回执行action链上的函数。
check_wakeup_irq()函数中，对所有的desc，如果desc->depth==1并且置位IRQS_PENDING标志，则返回-EBUSY（这个地方一定有特殊含义，就不细研究了）。

? 总结，IRQS_PENDING表示中断处理被挂起，通常是因为没有中断处理函数或者中断控制器被禁用。通常由handle_xxx_irq()设置，由handle_irq_event()清除。

IRQS_SUSPENDED状态

字面意思为“暂停”，下面是置位IRQS_SUSPENDED状态的场景：

在__disable_irq()函数中，如果参数suspend设置为true，则置位IRQS_SUSPENDED状态。suspend_device_irqs()函数调用__disable_irq()函数时，会设置此标志。

? 清除IRQS_SUSPENDED状态场景：

在__enable_irq()函数中，如果参数resume为ture，则清除IRQS_SUSPENDED状态。resume_device_irqs()函数调用__enable_irq()函数时，清除此标志。

校验IRQS_SUSPENDED状态的场景：

在__enable_irq()函数中，如果desc->depth=1，则校验IRQS_SUSPENDED状态，如果置位，则退出，不执行irq_enable()。
在check_wakeup_irqs()函数中，具备IRQS_SUSPENDED状态成为是否执行mask_irq()的一个条件。
在suspend_device_irqs()函数，对所有具备IRQS_SUSPENDED状态的desc执行 synchronize_irq()。

? 总结，IRQS_SUSPENDED标志表示所有中断线均被disable，通过suspend_device_irqs()函数置位，通过resume_device_irqs()函数清除。

总体看来这些状态代表着irq_desc[]的一些操作阶段，但是他们之间是可以共存的，下图粗略的描述了irq_desc->istate的各种状态之间的关系，状态的输入箭头表示状态置位操作，状态的输出箭头表示状态的清除操作，函数的输入箭头表示被上游函数调用，函数的输出箭头表示调用了下游函数，虚线表示mask_irq()操作实际上是handle_xxx_irq的一个特例handle_fasteoi_irq()中的操作，直线没箭头表示对该状态ONESHOT的直接操作，关于ONESHOT状态，实际上是desc->action->thread_fn的一个属性，将会在“八、中断线程中详细讨论”：

七、中断向量、锁和CPU

中断向量这个词经常说，那么到底什么是中断向量那？内核中有两个概念，一个叫vector，另一个叫irq。vector指的就是“中断向量”，也就是PIC向CPU传递的用于表示发生中断的IRQ线的一种编号。而irq，也就是常说的irq号，是内核维护的中断请求的数组下标。以下说法或变量是等价的（x86架构）：

中断向量号
PIC向CPU传递的关于中断向量号
IDT表的索引号
interrupt[]数组的下标+0x20
irq_desc[]数组的下标+0x20
irq_desc->action->irq+0x20
vector_irq[]数组的下标
irq号+0x20

硬件维护的中断向量号，在x86平台上，本质上是PIC向CPU传递的用于表示发生中断的IRQ线的一种向量编号，CPU通过该向量找到IDT表中的对应的中断门描述符。由于Intel保留了前0x20个中断、异常号，所以内核就没必要再维护这块了，所以内核中的数组下标从0开始，就对应了中断向量的0x20号。但是vector_irq[]数组比较特殊，它的下标代表vector，而内容代表irq，实际上就是irq到vector的一个影射：

vector_irq[]数组在arch/x86/include/asm/hw_irq.h文件中定义：

1 2	`typedef int vector_irq_t[NR_VECTORS];` `DECLARE_PER_CPU(vector_irq_t, vector_irq);`

通过setup_vector_irq()函数初始化：

void setup_vector_irq(int cpu)

{

#ifndef CONFIG_X86_IO_APIC

int irq;

...

for (irq = 0; irq < legacy_pic->nr_legacy_irqs; irq++)

per_cpu(vector_irq, cpu)[IRQ0_VECTOR + irq] = irq;

#endif

__setup_vector_irq(cpu);

}

前文中提到在init_IRQ()函数中，会首先初始化vector_irq[]数组，而且vector_irq[]数组是PER_CPU的。vector_irq[]在声明时被全部初始化为-1，-1表示未被使用。在init_IRQ()函数中，16个（0x30~0x3f，为什么是0x30开始，就不讨论了）被初始化为0到15。

used_vectors按照内核注释“used_vectors is BITMAP for irq is not managed by percpu vector_irq”的说法，used_vectors是vector_irq[]不管的中断向量。used_vectors通过alloc_intr_gate()函数置位，alloc_intr_gate()函数的主要功能是set_intr_gate()。used_vectors[]在trap_init()时，前0x20个被置位。系统调用0x80随后也被used_vectors置位，从名字上看，used_vectors应该时叫system vectors，就时IO设备中断以外的中断和异常。实际上used_vectors标明了锁有的中断、异常哪些是IO device中断，哪些是非IO device中断，这些非IO device中断中包含了Intel预留的前0x20个中断、异常，也包含Linux内核选取的0x80系统调用软件中断，当然还包括一些其他的中断和异常，但并不做具体的区分。

因此，used_vectors和vector_irq[]的关系就清晰了，下面是关于并发的操作。

ULK上说：”简而言之，当硬件设备产生了一个中断信号时，多APIC系统就选择其中的一个CPU，并把信号传递给相应的本地APIC，本地APIC又依次中断它的CPU。这个时间不通报给其他所有的CPU“。我想这个地方所谓的”多APIC系统“，是指多IO APIC系统，而IO APIC选择一个CPU，将信号传递给其Local APIC，然后接收到信号的Local APIC再选择一个本地的Core通知其中断发生，那么就意味着在多IO APIC系统中，选择哪个CPU的哪个Core来处理IO设备中断，是由IO APIC决定的，而且从硬件上就决定了其不会同时由两个以上的Core收到相同的中断信号。那么，Linux内核应该无需担心两个core同时处理一个中断信号引起的desc->handle_irq的情况了，但是会发生如下情况：

某CPU在处理某中断，此刻发生了相同的中断，要相同的CPU来处理；丢中断；
某CPU在处理某中断，此刻发生了相同的中断，要不同的CPU来处理；避免这种情况；
某CPU在处理某中断，此刻发生了不同的中断，要相同的CPU来处理；中断嵌套；
某CPU在处理某中断，此刻发生了不同的中断，要不同的CPU来处理；正常处理；

对于第一种情况，起码要有一种机制保证正常的丢失中断，而不是总被自己打断，而无法完成正常的中断处理。而对第二种情况，应该尽量避免，因为中断处理函数不一定是可重入的，因此必须顺序执行，一次没处理完，不能并发处理下一次。Linux内核通过自旋锁来完成这个工作，也即在handle_xxx_irq()系列函数开始时，获取锁，退出时，释放锁。Linux内核中断子系统中至少使用到了4种锁用于同步不同的资源，分别是：

desc->irq_data.chip->irq_bus_lock
desc->lock
irq_domain_mutex
gc_lock

前面说的锁就是desc->lock的用处。irq_desc->lock类型为raw_spinlock_t，是一个自选锁。首先，得看一下自旋锁的特点和操作。自旋锁有以下特点：

自旋，同时只能被一个进程持有，只能由持有该锁的进程解锁；
忙等，如果其他进程想要获取锁，则会一致处于等待状态而无法做其他事情。
递归死锁，以上两条说明会有这个现象。

自旋锁可以时用下列方法去操作：

spin_lock()和spin_unlock()
raw_spin_lock()和raw_spin_unlock()
raw_spin_lock_irq()和raw_spin_unlock_irq()
raw_spin_lock_irqsave()和raw_spin_unlock_irqrestore()

内核在desc->handle_irq到handle_irq_event()接口的过程中，通常这样处理：

handle_xxx_irq

为什么要着要么做？避免同时对调用handle_irq_event()，奇怪的是在handle_irq_event()里，在irqd_set(IRQD_IRQ_INPROGRESS)后，又解锁，这是为什么？显然，内核并不是害怕两个CPU同时执行了desc->action（除了handle_xxx_irq()系列函数，内核还有其他位置调用了desc->action），而是害怕在锁与解锁之间的操作被交叉操作，这些操作包括（以handle_level_irq()为例，上图中没有标出）：

mask_ack_irq(desc)，向发出中断的硬件ACK，并且暂时屏蔽该中断；
如果irqd_irq_inprogress()，则执行irq_check_poll()，这表示该中断可能正在“伪中断”轮询函数轮询。（不知道有没有这种情况，伪中断轮询函数没有轮询该中断，desc->irq_data状态却不是IN_PROGRESS）
desc->istate &= ~(IRQS_REPLAY | IRQS_WAITING)；
kstat_incr_irqs_this_cpu(irq, desc)更新cpu相关的中断统计；
如果desc->action为空，或者desc->irq_data处于DISABLE的状态，执行desc->istate |= IRQS_PENDING；

看样子，desc->lock只保护desc->istate状态变化的操作，硬件中断处理中PIC对中断线的一些操作，并不保护desc->action。这意味着

八、中断线程

Linux内核的硬中断处理程序（desc->handle_irq）将处理中断信号发生后需要立即完成的事情，如网卡数据包的拷贝，响应中断等，而将不太紧急的工作留给软中断去完成。在“六、istate状态”一节中有提到一种ONESHOT状态，就与中断线程相关。使用ps aux | grep ksoftirqd命令，会发现系统中正运行着几个（core总个数）ksoftirq进程：

[rock3@e4310 linux-stable]$ ps aux | grep ksoftirqd

root 3 0.0 0.0 0 0 ? S 11月12 0:37 [ksoftirqd/0]

root 13 0.0 0.0 0 0 ? S 11月12 0:34 [ksoftirqd/1]

root 18 0.0 0.0 0 0 ? S 11月12 0:23 [ksoftirqd/2]

root 23 0.0 0.0 0 0 ? S 11月12 0:22 [ksoftirqd/3]

这些进程就是内核启动的中断线程，他是一种内核线程，每个core都有一个，用于处理不太紧急的中断事务，本节就讨论从硬中断处理转向软中断处理的过程，这得从setup_irq()函数（用于设置desc->action）说起。先看下调用关系： softirq

实际上干事的是__setup_irq()函数，__setup_irq(irq,desc,new)将new加入到desc->action链表中。该函数判断如果加入的new->thread_fn不为空，则使用kthread_create()函数创建一个内核线程并将该线程加入到内核线程kthread_create_list链表中，kthread_create()函数返回task_struct结构体指针，该指针被赋值为new->thread，在函数退出__setup_irq()函数返回前，调用wake_up_process()函数来唤醒该new->thread。

当然创建的线程是irq_thread，不过irq_thread()函数将new->thread_fn又包裹了一层：irq_thread()通过irq_thread_fn()函数或者irq_forced_thread_fn()函数来调用new->thread_fn，而irq_thread_fn/irq_forced_thread_fn的补充操作为irq_finalize_oneshot()，即根据ONESHOT状态来执行unmaks_irq()。irq_thread()函数还有不少其他操作，这里就不分析了。

通过kthread_create()创建内核线程，到wake_up_process()唤醒它，中断子系统进入了软中断（softirq）的阶段，该阶段以内核线程的方式来处理中断，被调度器调度。软中断通常有tasklet、工作队列等具体方式。具体原理请详见“软中断原理”一文。

九、总结

本篇博客实际上是逆向学习Linux中断子系统的过程，本意为看下irq_desc[]数组初始化的过程，结果有很多不明白的地方，就一路跟踪过来，虽然也学到了一些内核中断子系统的东西，但整体上对框架和细节的把握并不到位，估计以后还需要重新系统学习：

带着问题学，逆向思维很重要。
逆向学习的过程应该是先纵向、再横向，但本篇博客中很多地方是先纵横不分，类似篮球里的“盯球不盯人”，不好。
假设一定要验证，“我以为”是失败之母；
用20%的时间学会整体框架，而不是用80%的时间了解细节。
从别人那学，会快，但不深刻。
不要学究。

十、遗留问题

1、关于锁的问题，还是没想明白，从找到interrupt[i]的内容，执行do_IRQ()函数，到handle_xxx_irq()，再到handle_irq_event()，在handle_xxx_irq()开始处加锁，而在desc->action处解锁，那么说ISR并不是临界区，可以在两个CPU上执行，而desc->lock只保护desc->istate变化以及PIC的一些操作，而不保护ISR。这个问题很重要，涉及到SMP架构下对中断的处理，涉及到如何与软中断配合。

网上查找了一下，说ISR is not a critical section，但是do_IRQ()是critical section。不明白。desc->action不一定是可重入的，两个CPU同时执行它的时后，就有可能出现错误。

2、转向软中断的一些细节。

参考资料：

1、Understanding Linux Kernel

2、Professional Linux Kernel Architecture