Linux 2.4.35 时钟中断分析
写在前面
这篇文章的主要目的是自己做笔记，发到博客中是为了和大家分享。本人水平有限，环境大家抓bug，哈哈。另外，本人用的代码浏览器是source insight，用过的人都知道它很好很强大，特此推荐给没有用过的朋友。
时钟中断是在time_init()函数里面初始化的，而time_init()由start_kernel()调用。正如start_kernel()位于main.c中，它做的工作就是初始化内核的各个部分。
代码：
...
trap_init();
init_IRQ();
sched_init();
softirq_init();
time_init();
...
|
time_init()位于time.c，它主要用户初始化系统时间(从BIOS中取)，和时钟中断。在这里我们关系的语句是初始化时钟中断：
...
setup_irq(0, &irq0);
...
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irq0也位于time.c，是一个irqaction结构：
...
static struct irqaction irq0 = { timer_interrupt, SA_INTERRUPT, 0, "timer", NULL, NULL};
...
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irqaction结构的第一个成员就是特定中断的处理函数，在这里，我们看到时钟中断的处理函数是timer_interrput，继续往下追踪。
timer_interrput()位于time.c，在它的倒数第二行调用了do_timer_interrput()，这是处理时钟中断的主体：
...
do_timer_interrupt(irq, NULL, regs);
...
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继续跟踪至do_timer_interrput(),在此处调用了do_timer():
进入do_timer,函数体很短：
void do_timer(struct pt_regs *regs)
{
(*(unsigned long *)&jiffies)++;
#ifndef CONFIG_SMP
/* SMP process accounting uses the local APIC timer */
update_process_times(user_mode(regs));
#endif
mark_bh(TIMER_BH);
if (TQ_ACTIVE(tq_timer))
mark_bh(TQUEUE_BH);
}
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update_process_times函数跟新当前进程的时间，比如内核态时间、用户态时间等，另外，将当前进程的时间片减1，如果时间片counter为0，且调度策略不是SCHED_FIFO就把当前进程的need_resched置为1，表示可以重新调度：
...
struct task_struct *p = current;
int cpu = smp_processor_id(), system = user_tick ^ 1;
update_one_process(p, user_tick, system, cpu);
if (p->pid) {
if (--p->counter <= 0) {
p->counter = 0;
/*
* SCHED_FIFO is priority preemption, so this is
* not the place to decide whether to reschedule a
* SCHED_FIFO task or not - Bhavesh Davda
*/
if (p->policy != SCHED_FIFO) {
p->need_resched = 1;
}
}
...
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回到，do_timer,紧接着update_process_times，执行了代码：
mark_bh(TIMER_BH);
if (TQ_ACTIVE(tq_timer))
mark_bh(TQUEUE_BH);
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激活钟中断的下半部，表示时钟下半部可以执行；另外，如果定时任务队列不为空，则将TQUEUE_BH也激活。。自此，时钟中断的主要部分处理完毕。
走到这里是不是表示时钟中断就完成了呢？答案是否定的。前面只完成了上半部，还有下半部，也就是TIMER_BH没做呢。要知道接下来做什么，我们要看执行完硬件中断以后会干些什么事。处理中断是在do_IRQ()中进行的，它位于irq.c。在do_IRQ的末尾，有那么两句：
...
if (softirq_pending(cpu))
do_softirq();
...
|
这两句的意思是，如果当前有软件中断被置位，则执行他们的处理函数。那么，这有和TIMER_BH有什么关系呢？这就要看看do_timer中的mark_bh(TIMER_BH)了：
static inline void mark_bh(int nr)
{
tasklet_hi_schedule(bh_task_vec+nr);
}
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函数很简单，可以知道TIMER_BH对应bh_task_vec[0]。继续跟踪下去：
static inline void tasklet_hi_schedule(struct tasklet_struct *t)
{
if (!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state))
__tasklet_hi_schedule(t);
}
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还是很简单，嘿嘿。条件判断先不管，直接进入__tasklet_hi_schedule：
void fastcall __tasklet_hi_schedule(struct tasklet_struct *t)
{
int cpu = smp_processor_id();
unsigned long flags;
local_irq_save(flags);
t->next = tasklet_hi_vec[cpu].list;
tasklet_hi_vec[cpu].list = t;
cpu_raise_softirq(cpu, HI_SOFTIRQ);
local_irq_restore(flags);
}
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这里可以知道，mark_bh(TIMER_BH)把bh_task_vec[0]挂到tasklet_hi_vec[cpu].list上。另外，这里还有我们寻找的软中断信息：
cpu_raise_softirq(cpu, HI_SOFTIRQ)
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这句的意思是将当前cpu的HI_SOFTIRQ软中断置位，也就是说它是在do_IRQ末尾要执行的东东。
接下来看看HI_SOFTIRQ对应的处理函数是什么。软件中断是在softirq_init()中初始化的，在start_kernel()中time_init()之前调用：
void __init softirq_init()
{
int i;
for (i=0; i<32; i++)
tasklet_init(bh_task_vec+i, bh_action, i);
open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action, NULL);
open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action, NULL);
}
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这里，我们很清楚的看到，HI_SOFTIRQ对应的处理函数的tasklet_hi_action，继续跟踪下去：
static void tasklet_hi_action(struct softirq_action *a)
{
int cpu = smp_processor_id();
struct tasklet_struct *list;
local_irq_disable();
list = tasklet_hi_vec[cpu].list;
tasklet_hi_vec[cpu].list = NULL;
local_irq_enable();
while (list) {
struct tasklet_struct *t = list;
list = list->next;
if (tasklet_trylock(t)) {
if (!atomic_read(&t->count)) {
if (!test_and_clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state))
BUG();
t->func(t->data);
tasklet_unlock(t);
continue;
}
tasklet_unlock(t);
}
local_irq_disable();
t->next = tasklet_hi_vec[cpu].list;
tasklet_hi_vec[cpu].list = t;
__cpu_raise_softirq(cpu, HI_SOFTIRQ);
local_irq_enable();
}
}
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函数的主体是一个while循环，它遍历当前cpu的tasklet_struct链表，一一执行每个tasklet_struct注册的函数func。
问题又来了：这和TIMER_BH有什么关系？要解决这个疑问，回到tasklet_hi_schedule()中的__tasklet_hi_schedule()，此函数接受一个tasklet_struct，并把它挂到tasklet_hi_vec[cpu].list上。也就是说，mark_bh(TIMER_BH)将TIMER_BH对应的tasklet_struct挂到tasklet_hi_vec[cpu].list上，这个tasklet_struct对应的func成员就是TIMER_BH的处理函数！至于这些tasklet_struct怎么来的，由tasklet_hi_schedule(bh_task _vec+nr)可知他们来自bh_task_vec数组。
回忆softirq_init，里面有一个循环体：
...
for (i=0; i<32; i++)
tasklet_init(bh_task_vec+i, bh_action, i);
...
|
Bingoo！原来bh_task_vec在这里初始化，从这里我们还知道bh_task_vec的长度为32。
找到TIMER_BH的定义，在interrupt.h中：
enum {
TIMER_BH = 0,
TQUEUE_BH,
DIGI_BH,
SERIAL_BH,
RISCOM8_BH,
SPECIALIX_BH,
AURORA_BH,
ESP_BH,
SCSI_BH,
IMMEDIATE_BH,
CYCLADES_BH,
CM206_BH,
JS_BH,
MACSERIAL_BH,
ISICOM_BH
};
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嘿嘿，不仅知道了TIMER_BH的值为0，还知道了其它的BH的值，意外的收获哦！走到了这里，依然不知道TIMER_BH对应的处理函数是什么？浏览softirq.c，会发现有那么一个函数：
void init_bh(int nr, void (*routine)(void))
{
bh_base[nr] = routine;
mb();
}
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看名字就能猜到它是用来初始化下半部的，查找init_bh的caller，发现一个可以的名称：sched_init。没错，就是它，在start_kernel中和time_init出现在一起，看名字也是初始化某个东西，至于它初始化的是什么，不是这里讨论的范畴。跟踪到里面，可以看到那么几句：
init_bh(TIMER_BH, timer_bh);
init_bh(TQUEUE_BH, tqueue_bh);
init_bh(IMMEDIATE_BH, immediate_bh);
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YES！找到我们需要的东西了，而且还有意外收获，不仅知道了TIMER_BH对应的处理函数是timer_bh，还知道了TQUEUE_BH和IMMEDIATE_BH的处理函数。
结合init_bh可以知道，timer_bh挂在了bh_base[0]上。要彻底搞清楚timer_bh是如何与bh_task_vec联系起来的，还需回到soft_init()中的循环体和task_init()
...
for (i=0; i<32; i++)
tasklet_init(bh_task_vec+i, bh_action, i);
...
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void tasklet_init(struct tasklet_struct *t,
void (*func)(unsigned long), unsigned long data)
{
t->next = NULL;
t->state = 0;
atomic_set(&t->count, 0);
t->func = func;
t->data = data;
}
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可以看出，bh_task_vec中每个tasklet_struct的func都与bh_action挂钩，并且将data成员设为对应的BH号。这样，tasklet_hi_action中的t->func(t->data)对应到TIMER_BH，就是bh_action(0)。继续深入bh_action()：
static void bh_action(unsigned long nr)
{
int cpu = smp_processor_id();
if (!spin_trylock(&global_bh_lock))
goto resched;
if (!hardirq_trylock(cpu))
goto resched_unlock;
if (bh_base[nr])
bh_base[nr]();
hardirq_endlock(cpu);
spin_unlock(&global_bh_lock);
return;
resched_unlock:
spin_unlock(&global_bh_lock);
resched:
mark_bh(nr);
}
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至此，终于真相大白了！什么？还没看到？bh_base[nr]()！调用bh_action(0)就是调用bh_base[0]()，也即timer_bh()。
到这里，第一部分就结束了。回顾一下，这一部分主要分析了时钟中断的初始化以及处理函数的工作流程。要知道时钟中断的下半部，也就是timer_bh()做了什么，且听下回分解~（嘿嘿，其实现在我也还不是很清楚，边学边写~）
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