中断与定时器:
中断的概念:指CPU在执行过程中，出现某些突发事件急待处理，CPU暂停执行当前程序，转去处理突发事件
，处理完后CPU又返回原程序被中断的位置继续执行
中断的分类:内部中断和外部中断
内部中断:中断源来自CPU内部(软件中断指令、溢出、触发错误等)
外部中断:中断源来自CPU外部，由外设提出请求
屏蔽中断和不可屏蔽中断:
可屏蔽中断:可以通过屏蔽字被屏蔽，屏蔽后，该中断不再得到响应
不可平布中断:不能被屏蔽
向量中断和非向量中断:
向量中断:CPU通常为不同的中断分配不同的中断号，当检测到某中断号的中断到来后，就自动跳转到与该中断号对应的地址执行
非向量中断:多个中断共享一个入口地址。进入该入口地址后再通过软件判断中断标志来识别具体哪个是中断
也就是说向量中断由软件提供中断服务程序入口地址，非向量中断由软件提供中断入口地址
/*典型的非向量中断首先会判断中断源，然后调用不同中断源的中断处理程序*/
irq_handler()
{
...
int int_src = read_int_status();/*读硬件的中断相关寄存器*/
switch(int_src){//判断中断标志
case DEV_A:
dev_a_handler();
break;
case DEV_B:
dev_b_handler();
break;
...
default:
break;
}
...
}
定时器中断原理:
定时器在硬件上也以来中断，PIT(可编程间隔定时器)接收一个时钟输入，
当时钟脉冲到来时，将目前计数值增1并与已经设置的计数值比较，若相等，证明计数周期满，产生定时器中断，并
复位计数值。
如下图所示:
Linux中断处理程序架构:
Linux将中断分为:顶半部(top half)和底半部(bottom half)
顶板部:完成尽可能少的比较紧急的功能，它往往只是简单的读取寄存器中的中断状态并清除中断标志后就进行
“登记中断”(也就是将底半部处理程序挂在到设备的底半部执行队列中)的工作
特点：响应速度快
底半部:中断处理的大部分工作都在底半部，它几乎做了中断处理程序的所有事情。
特点：处理相对来说不是非常紧急的事件
小知识:Linux中查看/proc/interrupts文件可以获得系统中断的统计信息。
如下图所示:
第一列是中断号 第二列是向CPU产生该中断的次数
介绍完相关基础概念后，让我们一起来探讨一下Linux中断编程
Linux中断编程:
1.申请和释放中断
申请中断:
int request_irq(unsigned int irq,irq_handler_t handler,
unsigned long irqflags,const char *devname,void *dev_id)
参数介绍:irq是要申请的硬件中断号
handler是向系统登记的中断处理程序(顶半部)，是一个回调函数，中断发生时，系统调用它，将
dev_id参数传递给它
irqflags:是中断处理的属性,可以指定中断的触发方式和处理方式:
触发方式:IRQF_TRIGGER_RISING、IRQF_TRIGGER_FALLING、IRQF_TRIGGER_HIGH、IRQF_TRIGGER_LOW
处理方式:IRQF_DISABLE表明中断处理程序是快速处理程序，快速处理程序被调用时屏蔽所有中断
IRQF_SHARED表示多个设备共享中断,dev_id在中断共享时会用到，一般设置为NULL
返回值:为0表示成功，返回-EINVAL表示中断号无效，返回-EBUSY表示中断已经被占用，且不能共享
顶半部的handler的类型irq_handler_t定义为
typedef irqreturn_t (*irq_handler_t)(int,void*);
typedef int irqreturn_t;
2.释放IRQ
有请求当然就有释放了
void free_irq(unsigned int irq,void *dev_id);
参数定义与request_irq类似
3.使能和屏蔽中断
void disable_irq(int irq);//等待目前中断处理完成(最好别在顶板部使用，你懂得)
void disable_irq_nosync(int irq);//立即返回
void enable_irq(int irq);//
4.屏蔽本CPU内所有中断:
#define local_irq_save(flags)...//禁止中断并保存状态
void local_irq_disable(void);//禁止中断，不保存状态
下面来分别介绍一下顶半部和底半部的实现机制
底半部机制:
简介:底半部机制主要有tasklet、工作队列和软中断
1.底半部是想方法之一tasklet
(1)我们需要定义tasklet机器处理器并将两者关联
例如:
void my_tasklet_func(unsigned long);/*定义一个处理函数*/
DECLARE_TASKLET(my_tasklet,my_tasklet_func,data);
/*上述代码定义了名为my_tasklet的tasklet并将其余
my_tasklet_func()函数绑定，传入的参数为data*/
(2)调度
tasklet_schele(&my_tasklet);
//使用此函数就能在是当的时候进行调度运行
tasklet使用模板:
/*定义tasklet和底半部函数并关联*/
void xxx_do_tasklet(unsigned long);
DECLARE_TASKLET(xxx_tasklet,xxx_do_tasklet,0);
/*中断处理底半部*/
void xxx_do_tasklet(unsigned long)
{
...
}
/*中断处理顶半部*/
irqreturn_t xxx_interrupt(int irq,void *dev_id)
{
...
tasklet_schele(&xxx_tasklet);//调度地板部
...
}
/*设备驱动模块加载函数*/
int __init xxx_init(void)
{
...
/*申请中断*/
result = request_irq(xxx_irq,xxx_interrupt,
IRQF_DISABLED,"xxx",NULL);
...
return IRQ_HANDLED;
}
/*设备驱动模块卸载函数*/
void __exit xxx_exit(void)
{
...
/*释放中断*/
free_irq(xxx_irq,xxx_interrupt);
...
}
2.底半部实现方法之二---工作队列
使用方法和tasklet类似
相关操作:
struct work_struct my_wq;/*定义一个工作队列*/
void my_wq_func(unsigned long);/*定义一个处理函数*/
通过INIT_WORK()可以初始化这个工作队列并将工作队列与处理函数绑定
INIT_WORK(&my_wq,(void (*)(void *))my_wq_func,NULL);
/*初始化工作队列并将其与处理函数绑定*/
schele_work(&my_wq);/*调度工作队列执行*/
/*工作队列使用模板*/
/*定义工作队列和关联函数*/
struct work_struct(unsigned long);
void xxx_do_work(unsigned long);
/*中断处理底半部*/
void xxx_do_work(unsigned long)
{
...
}
/*中断处理顶半部*/
/*中断处理顶半部*/
irqreturn_t xxx_interrupt(int irq,void *dev_id)
{
...
schele_work(&my_wq);//调度底半部
...
return IRQ_HANDLED;
}
/*设备驱动模块加载函数*/
int xxx_init(void)
{
...
/*申请中断*/
result = request_irq(xxx_irq,xxx_interrupt,
IRQF_DISABLED,"xxx",NULL);
...
/*初始化工作队列*/
INIT_WORK(&my_wq,(void (*)(void *))xxx_do_work,NULL);
}
/*设备驱动模块卸载函数*/
void xxx_exit(void)
{
...
/*释放中断*/
free_irq(xxx_irq,xxx_interrupt);
...
}
Ⅱ 帮帮我，linux2.6以后怎么从struct sk
1.调度数据成员(1)volatilelongstates;表示进程的当前状态:?TASK_RUNNING:正在运行或在就绪队列run-queue中准备运行的进程，实际参与进程调度。?TASK_INTERRUPTIBLE:处于等待队列中的进程，待资源有效时唤醒，也可由其它进程通过信号(signal)或定时中断唤醒后进入就绪队列run-queue。?TASK_UNINTERRUPTIBLE:处于等待队列中的进程，待资源有效时唤醒，不可由其它进程通过信号(signal)或定时中断唤醒。?TASK_ZOMBIE:表示进程结束但尚未消亡的一种状态(僵死状态)。此时，进程已经结束运行且释放大部分资源，但尚未释放进程控制块。?TASK_STOPPED:进程被暂停，通过其它进程的信号才能唤醒。导致这种状态的原因有二，或者是对收到SIGSTOP、SIGSTP、SIGTTIN或SIGTTOU信号的反应，或者是受其它进程的ptrace系统调用的控制而暂时将CPU交给控制进程。?TASK_SWAPPING:进程页面被交换出内存的进程。(2)unsignedlongflags;进程标志:?PF_ALIGNWARN打印“对齐”警告信息。?PF_PTRACED被ptrace系统调用监控。?PF_TRACESYS正在跟踪。?PF_FORKNOEXEC进程刚创建，但还没执行。?PF_SUPERPRIV超级用户特权。?PF_DUMPCOREmpedcore。?PF_SIGNALED进程被信号(signal)杀出。?PF_STARTING进程正被创建。?PF_EXITING进程开始关闭。?PF_USEDFPU该进程使用FPU(SMPonly)。?PF_DTRACEdelayedtrace(usedonm68k)。(3)longpriority;进程优先级。Priority的值给出进程每次获取CPU后可使用的时间(按jiffies计)。优先级可通过系统调用sys_setpriorty改变(在kernel/sys.c中)。(4)unsignedlongrt_priority;rt_priority给出实时进程的优先级，rt_priority+1000给出进程每次获取CPU后可使用的时间(同样按jiffies计)。实时进程的优先级可通过系统调用sys_sched_setscheler()改变(见kernel/sched.c)。(5)longcounter;在轮转法调度时表示进程当前还可运行多久。在进程开始运行是被赋为priority的值，以后每隔一个tick(时钟中断)递减1，减到0时引起新一轮调度。重新调度将从run_queue队列选出counter值最大的就绪进程并给予CPU使用权，因此counter起到了进程的动态优先级的作用(priority则是静态优先级)。(6)unsignedlongpolicy;该进程的进程调度策略，可以通过系统调用sys_sched_setscheler()更改(见kernel/sched.c)。调度策略有:?SCHED_OTHER0非实时进程，基于优先权的轮转法(roundrobin)。?SCHED_FIFO1实时进程，用先进先出算法。?SCHED_RR2实时进程，用基于优先权的轮转法。2.信号处理(1)unsignedlongsignal;进程接收到的信号。每位表示一种信号，共32种。置位有效。(2)unsignedlongblocked;进程所能接受信号的位掩码。置位表示屏蔽，复位表示不屏蔽。(3)structsignal_struct*sig;因为signal和blocked都是32位的变量，Linux最多只能接受32种信号。对每种信号，各进程可以由PCB的sig属性选择使用自定义的处理函数，或是系统的缺省处理函数。指派各种信息处理函数的结构定义在include/linux/sched.h中。对信号的检查安排在系统调用结束后，以及“慢速型”中断服务程序结束后(IRQ#_interrupt()，参见9。5节“启动内核”)。3.进程队列指针(1)structtask_struct*next_task，*prev_task;所有进程(以PCB的形式)组成一个双向链表。next_task和就是链表的前后指针。链表的头和尾都是init_task(即0号进程)。(2)structtask_struct*next_run，*prev_run;由正在运行或是可以运行的，其进程状态均为TASK_RUNNING的进程所组成的一个双向循环链表，即run_queue就绪队列。该链表的前后向指针用next_run和prev_run，链表的头和尾都是init_task(即0号进程)。(3)structtask_struct*p_opptr，*p_pptr;和structtask_struct*p_cptr，*p_ysptr，*p_osptr;以上分别是指向原始父进程(originalparent)、父进程(parent)、子进程(youngestchild)及新老兄弟进程(youngersibling，oldersibling)的指针。4.进程标识(1)unsignedshortuid，gid;uid和gid是运行进程的用户标识和用户组标识。(2)intgroups[NGROUPS];与多数现代UNIX操作系统一样，Linux允许进程同时拥有一组用户组号。在进程访问文件时，这些组号可用于合法性检查。(3)unsignedshorteuid，egid;euid和egid又称为有效的uid和gid。出于系统安全的权限的考虑，运行程序时要检查euid和egid的合法性。通常，uid等于euid，gid等于egid。有时候，系统会赋予一般用户暂时拥有root的uid和gid(作为用户进程的euid和egid)，以便于进行运作。(4)unsignedshortfsuid，fsgid;fsuid和fsgid称为文件系统的uid和gid，用于文件系统操作时的合法性检查，是Linux独特的标识类型。它们一般分别和euid和egid一致，但在NFS文件系统中NFS服务器需要作为一个特殊的进程访问文件，这时只修改客户进程的fsuid和fsgid。(5)unsignedshortsuid，sgid;suid和sgid是根据POSIX标准引入的，在系统调用改变uid和gid时，用于保留真正的uid和gid。(6)intpid，pgrp，session;进程标识号、进程的组织号及session标识号，相关系统调用(见程序kernel/sys.c)有sys_setpgid、sys_getpgid、sys_setpgrp、sys_getpgrp、sys_getsid及sys_setsid几种。(7)intleader;是否是session的主管，布尔量。5.时间数据成员(1)unsignedlongtimeout;用于软件定时，指出进程间隔多久被重新唤醒。采用tick为单位。(2)unsignedlongit_real_value，it_real_iner;用于itimer(intervaltimer)软件定时。采用jiffies为单位，每个tick使it_real_value减到0时向进程发信号SIGALRM，并重新置初值。初值由it_real_incr保存。具体代码见kernel/itimer.c中的函数it_real_fn()。(3)structtimer_listreal_timer;一种定时器结构(Linux共有两种定时器结构，另一种称作old_timer)。数据结构的定义在include/linux/timer.h中，相关操作函数见kernel/sched.c中add_timer()和del_timer()等。(4)unsignedlongit_virt_value，it_virt_incr;关于进程用户态执行时间的itimer软件定时。采用jiffies为单位。进程在用户态运行时，每个tick使it_virt_value减1，减到0时向进程发信号SIGVTALRM，并重新置初值。初值由it_virt_incr保存。具体代码见kernel/sched.c中的函数do_it_virt()。(5)unsignedlongit_prof_value，it_prof_incr;同样是itimer软件定时。采用jiffies为单位。不管进程在用户态或内核态运行，每个tick使it_prof_value减1，减到0时向进程发信号SIGPROF，并重新置初值。初值由it_prof_incr保存。具体代码见kernel/sched.c中的函数do_it_prof。(6)longutime，stime，cutime，cstime，start_time;以上分别为进程在用户态的运行时间、进程在内核态的运行时间、所有层次子进程在用户态的运行时间总和、所有层次子进程在核心态的运行时间总和，以及创建该进程的时间。6.信号量数据成员(1)structsem_undo*semundo;进程每操作一次信号量，都生成一个对此次操作的undo操作，它由sem_undo结构描述。这些属于同一进程的undo操作组成的链表就由semundo属性指示。当进程异常终止时，系统会调用undo操作。sem_undo的成员semadj指向一个数据数组，表示各次undo的量。结构定义在include/linux/sem.h。(2)structsem_queue*semsleeping;每一信号量集合对应一个sem_queue等待队列(见include/linux/sem.h)。进程因操作该信号量集合而阻塞时，它被挂到semsleeping指示的关于该信号量集合的sem_queue队列。反过来，semsleeping。sleeper指向该进程的PCB。7.进程上下文环境(1)structdesc_struct*ldt;进程关于CPU段式存储管理的局部描述符表的指针，用于仿真WINEWindows的程序。其他情况下取值NULL，进程的ldt就是arch/i386/traps.c定义的default_ldt。(2)structthread_structtss;任务状态段，其内容与INTELCPU的TSS对应，如各种通用寄存器.CPU调度时，当前运行进程的TSS保存到PCB的tss，新选中进程的tss内容复制到CPU的TSS。结构定义在include/linux/tasks.h中。(3)unsignedlongsaved_kernel_stack;为MS-DOS的仿真程序(或叫系统调用vm86)保存的堆栈指针。(4)unsignedlongkernel_stack_page;在内核态运行时，每个进程都有一个内核堆栈，其基地址就保存在kernel_stack_page中。8.文件系统数据成员(1)structfs_struct*fs;fs保存了进程本身与VFS的关系消息，其中root指向根目录结点，pwd指向当前目录结点，umask给出新建文件的访问模式(可由系统调用umask更改)，count是Linux保留的属性，如下页图所示。结构定义在include/linux/sched.h中。(2)structfiles_struct*files;files包含了进程当前所打开的文件(structfile*fd[NR_OPEN])。在Linux中，一个进程最多只能同时打开NR_OPEN个文件。而且，前三项分别预先设置为标准输入、标准输出和出错消息输出文件。(3)intlink_count;文件链(link)的数目。9.内存数据成员(1)structmm_struct*mm;在linux中，采用按需分页的策略解决进程的内存需求。task_struct的数据成员mm指向关于存储管理的mm_struct结构。其中包含了一个虚存队列mmap，指向由若干vm_area_struct描述的虚存块。同时，为了加快访问速度，mm中的mmap_avl维护了一个AVL树。在树中，所有的vm_area_struct虚存块均由左指针指向相邻的低虚存块，右指针指向相邻的高虚存块。结构定义在include/linux/sched.h中。10.页面管理(1)intswappable:1;进程占用的内存页面是否可换出。swappable为1表示可换出。对该标志的复位和置位均在do_fork()函数中执行(见kerenl/fork.c)。(2)unsignedlongswap_address;虚存地址比swap_address低的进程页面，以前已经换出或已换出过，进程下一次可换出的页面自swap_address开始。参见swap_out_process()和swap_out_pmd()(见mm/vmscan.c)。(3)unsignedlongmin_flt，maj_flt;该进程累计的minor缺页次数和major缺页次数。maj_flt基本与min_flt相同，但计数的范围比后者广(参见fs/buffer.c和mm/page_alloc.c)。min_flt只在do_no_page()、do_wp_page()里(见mm/memory.c)计数新增的可以写操作的页面。(4)unsignedlongnswap;该进程累计换出的页面数。(5)unsignedlongcmin_flt，cmaj_flt，cnswap;以本进程作为祖先的所有层次子进程的累计换入页面、换出页面计数。(6)unsignedlongold_maj_flt，dec_flt;(7)unsignedlongswap_cnt;下一次信号最多可换出的页数。11.支持对称多处理器方式(SMP)时的数据成员(1)intprocessor;进程正在使用的CPU。(2)intlast_processor;进程最后一次使用的CPU。(3)intlock_depth;上下文切换时系统内核锁的深度。12.其它数据成员(1)unsignedshortused_math;是否使用FPU。(2)charcomm[16];进程正在运行的可执行文件的文件名。(3)structrlimitrlim[RLIM_NLIMITS];结构rlimit用于资源管理，定义在linux/include/linux/resource.h中，成员共有两项:rlim_cur是资源的当前最大数目;rlim_max是资源可有的最大数目。在i386环境中，受控资源共有RLIM_NLIMITS项，即10项，定义在linux/include/asm/resource.h中，见下表:(4)interrno;最后一次出错的系统调用的错误号，0表示无错误。系统调用返回时，全程量也拥有该错误号。(5)longdebugreg[8];保存INTELCPU调试寄存器的值，在ptrace系统调用中使用。(6)structexec_domain*exec_domain;Linux可以运行由80386平台其它UNIX操作系统生成的符合iBCS2标准的程序。关于此类程序与Linux程序差异的消息就由exec_domain结构保存。(7)unsignedlongpersonality;Linux可以运行由80386平台其它UNIX操作系统生成的符合iBCS2标准的程序。Personality进一步描述进程执行的程序属于何种UNIX平台的“个性”信息。通常有PER_Linux、PER_Linux_32BIT、PER_Linux_EM86、PER_SVR3、PER_SCOSVR3、PER_WYSEV386、PER_ISCR4、PER_BSD、PER_XENIX和PER_MASK等，参见include/linux/personality.h。(8)structlinux_binfmt*binfmt;指向进程所属的全局执行文件格式结构，共有a。out、script、elf和java等四种。结构定义在include/linux/binfmts.h中(core_mp、load_shlib(fd)、load_binary、use_count)。(9)intexit_code，exit_signal;引起进程退出的返回代码exit_code，引起错误的信号名exit_signal。(10)intmpable:1;布尔量，表示出错时是否可以进行memorymp。(11)intdid_exec:1;按POSIX要求设计的布尔量，区分进程是正在执行老程序代码，还是在执行execve装入的新代码。(12)inttty_old_pgrp;进程显示终端所在的组标识。(13)structtty_struct*tty;指向进程所在的显示终端的信息。如果进程不需要显示终端，如0号进程，则该指针为空。结构定义在include/linux/tty.h中。(14)structwait_queue*wait_chldexit;在进程结束时，或发出系统调用wait4后，为了等待子进程的结束，而将自己(父进程)睡眠在该队列上。结构定义在include/linux/wait.h中。13.进程队列的全局变量(1)current;当前正在运行的进程的指针，在SMP中则指向CPU组中正被调度的CPU的当前进程:#definecurrent(0+current_set[smp_processor_id()])/*sched.h*/structtask_struct*current_set[NR_CPUS];(2)structtask_structinit_task;即0号进程的PCB，是进程的“根”，始终保持初值INIT_TASK。(3)structtask_struct*task[NR_TASKS];进程队列数组，规定系统可同时运行的最大进程数(见kernel/sched.c)。NR_TASKS定义在include/linux/tasks.h中，值为512。每个进程占一个数组元素(元素的下标不一定就是进程的pid)，task[0]必须指向init_task(0号进程)。可以通过task[]数组遍历所有进程的PCB。但Linux也提供一个宏定义for_each_task()(见include/linux/sched.h)，它通过next_task遍历所有进程的PCB:#definefor_each_task(p)\for(p=&init_task;(p=p->next_task)!=&init_task;)(4)unsignedlongvolatilejiffies;Linux的基准时间(见kernal/sched.c)。系统初始化时清0，以后每隔10ms由时钟中断服务程序do_timer()增1。(5)intneed_resched;重新调度标志位(见kernal/sched.c)。当需要Linux调度时置位。在系统调用返回前(或者其它情形下)，判断该标志是否置位。置位的话，马上调用schele进行CPU调度。(6)unsignedlongintr_count;记录中断服务程序的嵌套层数(见kernal/softirq.c)。正常运行时，intr_count为0。当处理硬件中断、执行任务队列中的任务或者执行bottomhalf队列中的任务时，intr_count非0。这时，内核禁止某些操作，例如不允许重新调度。
Ⅲ Linux内核中断之中断申请接口
本文基于 RockPI 4A 单板Linux4.4内核介绍中断申请的常用接口函数。
1、文件
2、定义
说明：
1）、 irq ：要申请的中断号，可通过 platform_get_irq() 获取，见“Linux内核中断之获取中断号”。
2）、 handler ：中断处理函数，发生中断时，先处理中断处理函数，然后返回 IRQ_WAKE_THREAD 唤醒中断处理线程。中断处理函数尽可能简单。
中断处理函数定义： typedef irqreturn_t (*irq_handler_t)(int, void *);
中断返回值如下：
3）、 thread_fn ：中断处理线程，该参数可为NULL。类似于中断处理函数的下半部分。
4）、 irqflags ：中断类型标志。
定义文件： include/linux/interrupt.h ，内容如下：
5）、 devname ：中断名称，可使用 cat /proc/interrupts 命令查看。
6）、 dev_id ：设备ID，该值唯一。
在使用共享中断时（即设置 IRQF_SHARED ），必须传入 dev_id ，在中断处理和释放函数中都会使用该参数。
注：
1、 request_threaded_irq() 函数可替代 request_irq 加 tasklet 或 workqueue 的方式。
2、对应的中断释放函数为： void free_irq(unsigned int, void *) ，需要和中断申请函数成对出现。
1、文件
2、定义
说明：
1）、 __must_check ：指调用函数一定要处理函数的返回值，否则编译器会给出警告。
2）、 request_irq() 函数本质上是中断处理线程 thread_fn 为空的 request_threaded_irq() 函数。
注 ：
对应的中断释放函数为： void free_irq(unsigned int, void *) ，需要和中断申请函数成对出现。
1、文件
2、定义
说明 ：
devm_request_threaded_irq() 本质上还是使用 request_threaded_irq() 函数实现中断申请。
两者区别：
1）多了一个 dev 参数；
2）在设备驱动卸载时，中断会自动释放；
3）如果想单独释放中断，可使用 void devm_free_irq(struct device *dev, unsigned int irq, void *dev_id) 函数。
1、文件
2、定义
devm_request_irq() 函数本质上是中断处理线程 thread_fn 为空的 devm_request_threaded_irq() 函数。
1、获取中断号
2、申请中断
3、中断处理函数
4、中断处理线程
5、查看中断
Ⅳ 关于linux中request_irq（）
不对
是
Ⅳ Linux如何及时响应外部中断
FPGA每隔100us给运行linux的ARM一个中断，要求在20us内响应中断，并读走2000*16bit的数据。
目前主要的问题是，当系统同时发生多个中断时，会严重影响linux对FPGA中断的响应时间。如何解决？
1、首先想到了ARM的FIQ，它可以打断IRQ中断服务程序，保证对外部FIQ的及时响应。但是发现linux只实现了IRQ，没有显示FIQ。
linux是从devicetree读取中断号，加入中断向量表的。
interrupts = <0x0 0x32 0x0>;中的第一个字段0表示非共享中断，非零表示共享中断，SDK产生的dts统一为0，此时第二字段的值比XPS中的小32；如果第一字段非零，则第二字段比XPS小16.
最后字段表示中断的触发方式。
IRQ_TYPE_EDGE_RISING =0x00000001,
IRQ_TYPE_EDGE_FALLING =0x00000002,
IRQ_TYPE_LEVEL_HIGH =0x00000004,
IRQ_TYPE_LEVEL_LOW =0x00000008,
很明显，devicetree根本没有提供通知linux有FIQ的渠道。
2、再来看linux的IRQ
linux的中断分为上半部和下半部，上半部运行在IRQ模式，会屏蔽所有中断，下半部运行在SVC模式，会重新打开中断。
也就是说，当一个中断的上半部正在运行时（不能再次响应中断），FPGA的中断是不能被linux响应的；
反过来，当FPGA中断的上半部正在运行时（不能再次响应中断），其他的中断也不能被linux响应；
unsigned long flags;
...
local_irq_save(flags);
....
local_irq_restore(flags);
3.
ARM有七种模式，我们这里只讨论SVC、IRQ和FIQ模式。
我们可以假设ARM核心有两根中断引脚（实际上是看不见的），一根叫 irq pin, 一根叫fiq pin.
在ARM的cpsr中，有一个I位和一个F位，分别用来禁止IRQ和FIQ的。
先不说中断控制器，只说ARM核心。正常情况下，ARM核都只是机械地随着pc的指示去做事情，当CPSR中的I和F位为1的时候，IRQ和FIQ全部处于禁止状态。无论你在irq
pin和fiq pin上面发什么样的中断信号，ARM是不会理你的，你根本不能打断他，因为他耳聋了，眼也瞎了。
在I位和F位为0的时候，当irq
pin上有中断信号过来的时候，就会打断arm的当前工作，并且切换到IRQ模式下，并且跳到相应的异常向量表（vector)位置去执行代码。这个过程是自动的，但是返回到被中断打断的地方就得您亲自动手了。当你跳到异常向量表，处于IRQ的模式的时候，这个时候如果irq
pin上面又来中断信号了，这个时候ARM不会理你的，irq
pin就跟秘书一样，ARM核心就像老板，老板本来在做事，结果来了一个客户，秘书打断它，让客户进去了。而这个时候再来一个客户，要么秘书不断去敲门问，要么客户走人。老板第一个客户没有会见完，是不会理你的。
但是有一种情况例外，当ARM处在IRQ模式，这个时候fiq pin来了一个中断信号，fiq
pin是什么？是快速中断呀，比如是公安局的来查刑事案件，那才不管你老板是不是在会见客户，直接打断，进入到fiq模式下，并且跳到相应的fiq的异常向量表处去执行代码。那如果当ARM处理FIQ模式，fiq
pin又来中断信号，又就是又一批公安来了，那没戏，都是执法人员，你打不断我。那如果这个时候irq
pin来了呢？来了也不理呀，正在办案，还敢来妨碍公务。
所以得出一个结论： IRQ模式只能被FIQ模式打断，FIQ模式下谁也打不断。
在打不断的情况下，irq pin 或 fiq pin随便你怎么发中断信号，都是白发。
所以除了fiq能打断irq以外，根本没有所谓中断嵌套的情况。
Linux不用FIQ,只用到了IRQ。但是我们有时候一个中断需要处理很长时间，那我们就需要占用IRQ模式那么长的时间吗？没有，linux在IRQ模式下只是简单的记录是什么中断，马上就切换回了SVC模式，换句话说，Linux的中断处理都是在SVC模式下处理的。
只不过SVC模式下的ISR上半部关闭了当前中断线，下半部才重新打开
Ⅵ Linux下通过哪个命令怎么查看中断
/proc/interrupts
Ⅶ linux 报错没有指明目标并且找不到 makefile
1 中断共享
Linux系统运行几个设备共享同一个中断。需要共享的话，在申请的时候指明共享方式。系统提供的request_irq()调用的定义：
int request_irq(unsigned int irq,
void (*handler)(int irq, void *dev_id, struct pt_regs *regs),
unsigned long irqflags,
const char * devname,
void *dev_id);
如果共享中断，irqflags设置SA_SHIRQ属性，这样就允许别的设备申请同一个中断。需要注意所有用到这个中断的设备在调用request_irq()都必须设置这个属性。系统在回调每个中断处理程序时，可以用dev_id这个参数找到相应的设备。系统在回调每个中断处理程序时，可以用dev_id这个参数找到相应的设备。一般dev_id就设为device结构本身。系统处理共享中断是用各自的dev_id参数依次调用每一个中断处理程序。
2 硬件发送忙时的处理
主CPU的处理能力一般比网络发送要快，所以经常会遇到系统有数据要发，但上一包数据网络设备还没发送完。因为在Linux里网络设备驱动程序一般不做数据缓存，不能发送的数据都是通知系统发送不成功，所以必须要有一个机制在硬件不忙时及时通知系统接着发送下面的数据。
一般对发送忙的处理在前面设备的发送方法(hard_start_xmit)里已经描述过，即如果发送忙，置tbusy为1。处理完发送数据后，在发送结束中断里清tbusy，同时用mark_bh()调用通知系统继续发送。
但在具体实现我的驱动程序时发现，这样的处理系统好象并不能及时地知道硬件已经空闲了，即在mark_bh()以后，系统要等一段时间才会接着发送。造成发送效率很低。2M线路只有10%不到的使用率。内核版本为2.0.35。
我最后的实现是不把tbusy置1，让系统始终认为硬件空闲，但是报告发送不成功。系统会一直尝试重发。这样处理就运行正常了。但是遍循内核源码中的网络驱动程序，似乎没有这样处理的。不知道症结在哪里。
3 流量控制(flow control)
网络数据的发送和接收都需要流量控制。这些控制是在系统里实现的，不需要驱动程序做工作。每个设备数据结构里都有一个参数dev->tx_queue_len，这个参数标明发送时最多缓存的数据包。在Linux系统里以太网设备(10/100Mbps)标明发送时最多缓存的数据包。在Linux系统里以太网设备(10/100Mbps)tx_queue_len一般设置为100，串行线路(异步串口)为10。实际上如果看源码可以知道，设置了dev->tx_queue_len并不是为缓存这些数据申请了空间。这个参数只是在收到协议层的数据包时判断发送队列里的数据是不是到了tx_queue_len的限度，以决定这一包数据加不加进发送队列。发送时另一个方面的流控是更高层协议的发送窗口(TCP协议里就有发送窗口)。达到了窗口大小，高层协议就不会再发送数据。
接收流控也分两个层次。netif_rx()缓存的数据包有限制。另外高层协议也会有一个最大的等待处理的数据量。
发送和接收流控处理在net/core/dev.c的do_dev_queue_xmit()和netif_rx()中。
4 调试
很多Linux的驱动程序都是编译进内核的，形成一个大的内核文件。但对调试来说，这是相当麻烦的。调试驱动程序可以用mole方式加载。支持模块方式的驱动程序必须提供两个函数：int init_mole(void)和void cleanup_mole(void)。init_mole()在加载此模块时调用，在这个函数里可以register_netdev()注册设备。init_mole()返回0表示成功，返回负表示失败。cleanup_mole()在驱动程序被卸载时调用，清除占用的资源，调用unregister_netdev()。
模块可以动态地加载、卸载。在2.0.xx版本里，还有kerneld自动加载模块，但是2.2.xx中已经取消了kerneld。手工加载使用insmod命令，卸载用rmmod命令，看内核中的模块用lsmod命令。
编译驱动程序用gcc，主要命令行参数-DKERNEL -DMODULE。并且作为模块加载的驱动程序，只编译成obj形式(加-c参数)。编译好的目标文放/lib/moles/2.x.xx/misc下，在启动文件里用insmod加载。
Linux程序设计资料可以从网上获得。这就是开放源代码的好处。并且没有什么“未公开的秘密”。我编写驱动程序时参阅的主要资料包括：
Linux内核源代码
《The Linux Kernel Hacker's Guide》by Michael K. Johnson
《Linux Kernel Mole Programming Guide》by Ori Pomerantz
《Linux下的设备驱动程》by olly in BBS水木清华站
可以选择一个模板作为开始，内核源代码里有一个网络驱动程序的模板，drivers/net/skeleton.c。里面包含了驱动程序的基本内容。但这个模板是以以太网设备为对象的，以太网的处理在Linux系统里有特殊“待遇”，所以如果不是以太网设备，有些细节上要注意，主要在初始化程序里。
最后，多参照别人写的程序，听听其他开发者的经验之谈大概是最有效的帮助了。
Ⅷ Linux进入临界去开关中断的几种方式
进入中断时候关闭全抄局的中断是为了避免程序处理中断过程中，再进入另一个中断打乱执行的顺序，也就是为了防止中断嵌套的情况发生。比如在irq_handler函数中首先就应该关闭中断。或者，在某些操作顺序中是不允许中断发生打断的情况。例如在驱动中常用的方式：
unsigned int flag;
local_irq_save(&flag);
... ... ... ...
local_irq_restore(&flag);
spin_loc_irqsave 禁止中断(只在本地处理器)在获得自旋锁之前; 之前的中断状态保存在 flags 里. 如果你绝对确定在你的处理器上没有禁止中断的(或者, 换句话说, 你确信你应当在你释放你的自旋锁时打开中断)，你可以使用 spin_lock_irq 代替, 并且不必保持跟踪 flags. 最后, spin_lock_bh 在获取锁之前禁止软件中断, 但是硬件中断留作打开的。
Ⅸ Linux系统开机时启动内核步骤是什么
开机--加电自检--读取CMOS设置--从硬盘引导记录查找系统所在位置--读取GRUB配置文件（专/boot/grub/grub.conf），加载内核，驱属动硬件--开启init进程，读取相应配置文件（/etc/inittab），打开默认运行级别，加载相应服务，开机启动项--完成启动过程
Ⅹ linux驱动程序中如何确定设备使用哪个中断号
request_irqintrequest_irq(unsignedintirq,irqreturn_t(*handler)(int,void*,structpt_regs*),unsignedlongirqflags,constchar*devname,void*dev_id)