Ⅰ linux里的搶占-preempt
1. 什麼是搶占？
搶占就是進城切換， 以thread_info->preempt_count標識。
thread_info->preempt_count一物多用：
bit0-7代表的是搶占的次數，最大搶占深度為256次，
bit8-15代表的是軟中斷的次數，最大也是256次，
bit16-19表示中斷的次數，注釋的大概意思是避免中斷嵌套，但是也不能防止某些驅動中斷嵌套使用中斷，所以嵌套16層也是最大次數了。
bit20~23代表的NMI中斷
2.搶占的函數：
spin_lock()/spin_unlock()
disable_preempt()/enable_preempt()--禁止或使能內核搶占，調用下面的inc_preempt_count()/dec_preempt_count()，加了memory barrier。
inc_preempt_count()/dec_preempt_count()
get_cpu()/put_cpu()
3.調度點
a) 進程被阻塞時
b) 調整參數時，比如通過sched_setscheler() ,nice()等函數調整進程的調度策略,靜態優先順序時
c) 睡眠進程被喚醒時，比如wake_up喚醒等待隊列中的進程時,如果該進程具有更高優先順序則會設置當前
進程TIF_NEED_RESCHED,如果允許內核態搶占,則會調度一次
d)中斷處理完時,如果中斷處理過程中設置了TIF_NEED_SCHED標志,中斷返回時,不論是要返回內核態還是用戶態,都會發生一次搶占.當然,在這也會檢查有沒有軟中斷需要處理。
e)執行了preempt_enable()函數。
Ⅱ 現在大火的嵌入式實時操作系統，你都了解多少
嵌入式實時操作系統強調了什麼？
系統最大的特點當然是嵌入。嵌入就意味著它和硬體的聯系很強，對硬體的適配和依賴度都是很高的，對於系統移植的難易度也就成了評價嵌入實時系統的重要方面。嵌入式操作系統移植的目的是使嵌入式操作系統能在某個微處理器或微控制器上運行。比如VxWorks是商用操作系統的有很多API函數及相關技術支持，所以移植和二次開發比較容易，但是移植成本較高。嵌入還意味著對於小型的硬體要求，主要是面對實時產生的數據，在數據產生終端進行快速的運算。所以系統極其強調靈敏性和實時性。
另一個特點就是實時。對於實時性的要求，有很多種實現措施。我們一一道來。首先就是分區處理的思想。對於核心的功能劃分，使用戶信息和系統程序和運行分列在不同的區劃里，保證任務的有效有序運轉。其次， 任務管理是嵌入式實時操作系統的核心和靈魂，決定了操作系統的實時性能。它通常包含優先順序設置、多任務調度機制和時間確定性等部分。 嵌入式操作系統支持多任務，每個任務都具有優先順序，任務越重要，賦予的優先順序應越高。優先順序的設置分為靜態優先順序和動態優先順序兩種。靜態優先順序指的是每個任務在運行前都被賦予一個優先順序，而且這個優先順序在系統運行期間是不能改變的；動態優先順序則是指每個任務的優先順序(特別是應用程序的優先順序)在系統運行時可以動態地改變。 嵌入式操作系統支持多任務，每個任務都具有優先順序。任務調度主要是協調任務對計算機系統資源的爭奪使用。對系統資源非常匱乏的嵌入式系統來說，任務調度尤為重要，它直接影響到系統的實時性能。通常，多任務調度機制分為基於優先順序搶占式調度和時間片輪轉調度。
基於優先順序搶占式調度：系統中每個任務都有一個優先順序，內核總是將CPU分配給處於就緒態的優先順序最高的任務運行。如果系統發現就緒隊列中有比當前運行任務更高的優先順序任務，就把當前運行任務置於就緒隊列中，調入高優先順序任務運行。系統採用優先順序搶占方式進行調度，可以保證重要的突發事件及時得到處理。
時間片輪轉調度：讓優先順序相同的處於就緒狀態的任務按時間片使用CPU，以防止同優先順序的某一任務長時間獨佔CPU。
在一般情況下，嵌入式實時操作系統採用基於優先順序搶占式調度與時間片輪轉調度相結合的調度機制。
第三，在運行的執行方式上，VXworks等系統採用進程和線程的執行方式，而市面上其他的系統多採用任務執行方式。
嵌入式實時操作系統函數調用與服務的執行時間應具有可確定性。系統服務的執行時間不依賴於應用程序任務的多少。基於此特徵，系統完成某個確定任務的時間是可預測的。表1具體列出了4種操作系統的調度機制。
VxWorks具有高效的任務管理功能，它支持多任務，可分配256個優先順序，支持優先順序搶占式調試和時間片輪轉調度，實時性最好。μC／OS-II內核是針對實時系統的要求設計實現的，只支持基於固定優先順序搶占式調度；調度方法簡單，可以滿足較高的實時性要求。μClinux在結構上繼承了標准Linux的多任務實現方式，分為實時進程和普通進程，分別採用先來先服務和時間片輪轉調度；僅針對中低檔嵌入式CPU特點進行改良，且不支持內核搶占。eCos調度方法豐富，提供了兩種基於優先順序的調度器(即點陣圖調度器和多級隊列調度器)，允許用戶在進行配置時選擇其中一個凋度器，適應性好。
此外，還涉及到任務的中斷管理。
中斷管理是實時系統中一個很重要的部分，系統經常通過中斷與外部事件交互。主要考慮是否支持中斷嵌套、中斷處理機制、中斷延時等。
以VXwoks為例，xWorks操作系統中斷管理採用中斷處理與普通任務分別在不同棧中處理的中斷處理機制，使得中斷只會引發一些關鍵寄存器的存儲，而不會導致任務的上下文切換，從而極大地縮短了中斷延時。同時，VxWorks的中斷處理程序只能在最短時間內通告中斷的發生，而將其他的非實時處理盡量放入被引發的中斷服務程序中來完成，這也縮短了中斷延時。但是凼為中斷服務程序不在一個固定的仟務上下文中執行，而目沒有任務控制塊，所以所有中斷服務程序使用相同的中斷堆棧。為了能處理最壞情況下的中斷嵌套，必須分配足夠大的中斷堆棧空間。
因商業原因，不對其他新型嵌入式實時操作系統做分析。
·有哪些厲害的MPU實時操作系統？
1、VXworks
VxWorks 操作系統是美國WindRiver公司於1983年設計開發的一種嵌入式實時操作系統（RTOS），是嵌入式開發環境的關鍵組成部分。良好的持續發展能力、高性能的內核以及友好的用戶開發環境，在嵌入式實時操作系統領域占據一席之地。它以其良好的可靠性和卓越的實時性被廣泛地應用在通信、軍事、航空、航天等高精尖技術及實時性要求極高的領域中，如衛星通訊、軍事演習、彈道制導、飛機導航等。在美國的 F-16、FA-18戰斗機、B-2 隱形轟炸機和愛國者導彈上，甚至連1997年4月在火星表面登陸的火星探測器、2008年5月登陸的鳳凰號，和2012年8月登陸的好奇號也都使用到了VxWorks上。
VxWorks操作系統有以下部件組成：
多任務調度（採用基於優先順序搶占方式，同時支持同優先順序任務間的分時間片調度）
任務間的同步
進程間通信機制
中斷處理
定時器和內存管理機制
總之，VxWorks的系統結構是一個相當小的微內核的層次結構。內核僅提供多任務環境、進程間通信和同步功能。這些功能模塊足夠支持VxWorks在較高層次所提供的豐富的性能的要求。
2、QNX
QNX是一種商用的遵從POSIX規范的類Unix實時操作系統，目標市場主要是面向嵌入式系統。它可能是最成功的微內核操作系統之一。
QNX成立於1980年，是加拿大一家知名的嵌入式系統開發商。
QNX的應用范圍極廣，包含了：控制保時捷跑車的音樂和媒體功能、核電站和美國陸軍無人駕駛Crusher坦克的控制系統[2]，還有RIM公司的BlackBerry PlayBook平板電腦。
3、Rtems
RTEMS, 即： 實時多處理器系統(Real Time Executive for Multiprocessor Systems)，是一個開源的無版稅實時嵌入操作系統RTOS。
它最早用於美國國防系統，早期的名稱為實時導彈系統（Real Time Executive for Missile Systems），後來改名為實時軍用系統（Real Time Executive for Military Systems），現在由OAR公司負責版本的升級與維護。無論是航空航天、軍工，還是民用領域RTEMS都有著極為廣泛的應用。
Ⅲ 5.2 Linux中斷注冊
注冊中斷最常用的函數是request_irq
第 1個參數 irq 為中斷號
第 2 個參數 handler 為要中斷服務函數
第 3 個參數 flags為中斷標志位包含觸發方式，是否共享，是否支持嵌套等
第 4 個參數 name，通常是 設備驅動程序的名稱。該值用在 /proc/interrupt 系統文件上
第 5 個參數 dev 中斷名稱 可作為共享中斷時的中斷區別參數，也可以用來指定中斷服務函數需要參考的數據地址。建議將 設備結構指針作為 dev參數
flags參數定義
注冊中斷的另一個函數是request_threaded_irq
request_threaded_irq是將中斷處理函數線程化執行的介面，其實request_irq也是直接調用的request_threaded_irq，只不過線程化回調thread_fn設置為NULL，不進行中斷處理程序線程化處理。
和request_irq的參數有少許差異
handler:表示中斷服務常式，指向primary handler 和request_irq的中斷處理函數handler類似。中斷發生時優先執行primary handler；
如果primary handler 為NULL，且thread_fn不為NULL，那麼執行默認primary handler = irq_default_primary_handler。
thread_fn：中斷線程化，NULL表示沒有中斷線程化。thread_fn如果該參數不為NULL，內核會為該irq創建一個內核線程，
當中斷發生時，如果handler回調返回值是IRQ_WAKE_THREAD，內核將會激活中斷線程，
在中斷線程中，該回調函數將被調用，所以，該回調函數運行在進程上下文中，允許進行阻塞操作。
其中
其中
Ⅳ 當處理器開始處理異常時,異常的掛起狀態如何處理
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ARM異常處理(2)：中斷的輸入和掛起的6種情況分析 原創
2022-12-05 14:14:43
tilblackout
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本節將描述中斷輸入和掛起的分析，這也同樣適用於NMI輸入，NMI在大多數情況下都將立即執行，除非：已經在執行NMI中斷處理程序、由調試器暫停或由於一些嚴重的系統錯誤導致晶元鎖定。
1、
當一個中斷輸入時，它將被掛起，然後被置於等待處理器處理請求的狀態，此時即使失能該中斷源，掛起的中斷最後仍會觸發其相應的中斷處理程序，而一旦中斷處理程序開始執行，該掛起狀態將被自動清除。
在這里插入圖片描述
2、
但是，如果掛起狀態在處理器開始響應掛起中斷之前被清除(例如，因為PRIMASK/FAULTMASK被設置為1，中斷沒有被立即執行，且掛起狀態需要通過軟體寫NVIC中斷控制寄存器來清除)，此時中斷是可以被取消的。
在這里插入圖片描述
中斷的掛起狀態可以通過訪問NVIC寄存器來讀寫，所以用戶可以清除一個掛起的中斷標志位或者用軟體設置掛起寄存器以掛起一個新的中斷。
3、
當處理器開始執行一個中斷時，該中斷的狀態變為active，且掛起的位將被自動清除。同一個中斷處理函數在處理的過程中不能嵌套，只有當異常退出(exception exit)將其active狀態被清除後，才可以繼續響應同一中斷。
在這里插入圖片描述
4、
如果中斷源繼續發送中斷請求信號，中斷將會在終端服務處理函數的最後被再次掛起。
在這里插入圖片描述
5、
如果一個中斷在被處理之前在中斷請求線上產生了多個脈沖，它將被處理一次。
在這里插入圖片描述
6、
如果一個中斷的請求被取消，然後在中斷服務程序中再次被觸發，它將再次被掛起
在這里插入圖片描述
總結：
即使中斷被失能，掛起的中斷仍然可能產生
被失能的掛起的中斷在後面將其使能時仍然可以被觸發
因此，在啟用中斷之前，檢查是否設置了掛起寄存器是很有用的。中斷源可能在你啟用之前就已經被激活並設置了掛起狀態。如果有必要，可以在啟用中斷之前清除掛起狀態。
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【ARM】中斷控制 ——第六篇
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Ⅳ 什麼時候會kernel panic
什麼時候可能出現內核崩潰，kernrl panic呢？
Linux在中斷處理程序中，它不處於任何一個進程上下文，如果使用可能睡眠的函數，則系統調度會被破壞，導致kernel panic。因此，在中斷處理程序中，是不能使用有可能導致睡眠的函數(例如信號量等)。
在中斷發起的軟中斷中，其上下文環境有可能是中斷上下文,同理，也不能調用可能導致睡眠的函數。軟中斷執行時，全局中斷是打開的，而中斷程序執行時，全局中斷是禁止的。
軟中斷除了系統調度進入點，當軟中斷數量頻繁時，內核中有一個專門的軟中斷的後台程序daemon來處理其事務。
還有內核堆棧溢出，或者指針異常訪問時，也會出現kernel panic。
堆棧溢出：程序循環或者多層嵌套的深度過多時，可能會導致棧溢出。
顯而易見，除0異常、內存訪問越界、緩沖區溢出等錯誤時，當這些事件發生在應用程序時，Linux內核的異常處理機制可以對這些由應用程序引起的情況予以處理。當應用程序出現不可恢復性錯誤時，Linux內核可以僅僅終止產生錯誤的應用程序，而不影響其他程序。如果上述操作發生在內核空間，就會引起kernel panic。
還有內核陷入死鎖狀態，自旋鎖嵌套、在內核線程中，存在死循環的操作等等都會引起kermel panic。
Ⅵ linux中軟中斷（softirq）為什麼不能嵌套
硬中斷能嵌套........................嗯..........這個說法很奇怪................
根據我的理解是硬中斷能被硬中斷搶斷.................不知道你所謂的嵌套何指.
軟中斷都在下半部處理.處理時間即長.涉及資源又多.在這里需要同步的地方非常多.難度也比較高..........軟中斷如果沒記錯的話.是不能被同種類型搶斷.可以被非同類型搶斷.因為同類型多涉及相同資源.如果被同類搶斷的話.上一個佔有的資源未釋放.這一個又一直得不到資源.就會一直被阻塞.造成系統進退不得.所以才禁止同類搶斷.
不過在不同下半部解決方案設計中.限制也不一樣.具體可以自行了解.
不知道你說的可以嵌套指的是什麼東西..................
Ⅶ Linux如何及時響應外部中斷
FPGA每隔100us給運行linux的ARM一個中斷，要求在20us內響應中斷，並讀走2000*16bit的數據。
目前主要的問題是，當系統同時發生多個中斷時，會嚴重影響linux對FPGA中斷的響應時間。如何解決？
1、首先想到了ARM的FIQ，它可以打斷IRQ中斷服務程序，保證對外部FIQ的及時響應。但是發現linux只實現了IRQ，沒有顯示FIQ。
linux是從devicetree讀取中斷號，加入中斷向量表的。
interrupts = <0x0 0x32 0x0>;中的第一個欄位0表示非共享中斷，非零表示共享中斷，SDK產生的dts統一為0，此時第二欄位的值比XPS中的小32；如果第一欄位非零，則第二欄位比XPS小16.
最後欄位表示中斷的觸發方式。
IRQ_TYPE_EDGE_RISING =0x00000001,
IRQ_TYPE_EDGE_FALLING =0x00000002,
IRQ_TYPE_LEVEL_HIGH =0x00000004,
IRQ_TYPE_LEVEL_LOW =0x00000008,
很明顯，devicetree根本沒有提供通知linux有FIQ的渠道。
2、再來看linux的IRQ
linux的中斷分為上半部和下半部，上半部運行在IRQ模式，會屏蔽所有中斷，下半部運行在SVC模式，會重新打開中斷。
也就是說，當一個中斷的上半部正在運行時（不能再次響應中斷），FPGA的中斷是不能被linux響應的；
反過來，當FPGA中斷的上半部正在運行時（不能再次響應中斷），其他的中斷也不能被linux響應；
unsigned long flags;
...
local_irq_save(flags);
....
local_irq_restore(flags);
3.
ARM有七種模式，我們這里只討論SVC、IRQ和FIQ模式。
我們可以假設ARM核心有兩根中斷引腳（實際上是看不見的），一根叫 irq pin, 一根叫fiq pin.
在ARM的cpsr中，有一個I位和一個F位，分別用來禁止IRQ和FIQ的。
先不說中斷控制器，只說ARM核心。正常情況下，ARM核都只是機械地隨著pc的指示去做事情，當CPSR中的I和F位為1的時候，IRQ和FIQ全部處於禁止狀態。無論你在irq
pin和fiq pin上面發什麼樣的中斷信號，ARM是不會理你的，你根本不能打斷他，因為他耳聾了，眼也瞎了。
在I位和F位為0的時候，當irq
pin上有中斷信號過來的時候，就會打斷arm的當前工作，並且切換到IRQ模式下，並且跳到相應的異常向量表（vector)位置去執行代碼。這個過程是自動的，但是返回到被中斷打斷的地方就得您親自動手了。當你跳到異常向量表，處於IRQ的模式的時候，這個時候如果irq
pin上面又來中斷信號了，這個時候ARM不會理你的，irq
pin就跟秘書一樣，ARM核心就像老闆，老闆本來在做事，結果來了一個客戶，秘書打斷它，讓客戶進去了。而這個時候再來一個客戶，要麼秘書不斷去敲門問，要麼客戶走人。老闆第一個客戶沒有會見完，是不會理你的。
但是有一種情況例外，當ARM處在IRQ模式，這個時候fiq pin來了一個中斷信號，fiq
pin是什麼？是快速中斷呀，比如是公安局的來查刑事案件，那才不管你老闆是不是在會見客戶，直接打斷，進入到fiq模式下，並且跳到相應的fiq的異常向量表處去執行代碼。那如果當ARM處理FIQ模式，fiq
pin又來中斷信號，又就是又一批公安來了，那沒戲，都是執法人員，你打不斷我。那如果這個時候irq
pin來了呢？來了也不理呀，正在辦案，還敢來妨礙公務。
所以得出一個結論： IRQ模式只能被FIQ模式打斷，FIQ模式下誰也打不斷。
在打不斷的情況下，irq pin 或 fiq pin隨便你怎麼發中斷信號，都是白發。
所以除了fiq能打斷irq以外，根本沒有所謂中斷嵌套的情況。
Linux不用FIQ,只用到了IRQ。但是我們有時候一個中斷需要處理很長時間，那我們就需要佔用IRQ模式那麼長的時間嗎？沒有，linux在IRQ模式下只是簡單的記錄是什麼中斷，馬上就切換回了SVC模式，換句話說，Linux的中斷處理都是在SVC模式下處理的。
只不過SVC模式下的ISR上半部關閉了當前中斷線，下半部才重新打開
Ⅷ 中斷服務函數能不能帶形參和返回值
從本質上來講，中斷是一種電信號，當設備有某種事件發生時，它就會產生中斷，通過匯流排把電信號發送給中斷控制器。如果中斷的線是激活的，中斷控制器就把電信號發送給處理器的某個特定引腳。處理器於是立即停止自己正在做的事，跳到中斷處理程序的入口點，進行中斷處理。
(1) 硬中斷
由與系統相連的外設(比如網卡、硬碟)自動產生的。主要是用來通知操作系統系統外設狀態的變化。比如當網卡收到數據包的時候，就會發出一個中斷。我們通常所說的中斷指的是硬中斷(hardirq)。
(2) 軟中斷
為了滿足實時系統的要求 ，中斷處理應該是越快越好。linux為了實現這個特點，當中斷發生的時候，硬中斷處理那些短時間就可以完成的工作，而將那些處理事件比較長的工作，放到中斷之後來完成，也就是軟中斷(softirq)來完成。
(3) 中斷嵌套
Linux下硬中斷是可以嵌套的，但是沒有優先順序的概念，也就是說任何一個新的中斷都可以打斷正在執行的中斷，但同種中斷除外。軟中斷不能嵌套，但相同類型的軟中斷可以在不同CPU上並行執行。
(4) 軟中斷指令
int是軟中斷指令。
中斷向量表是中斷號和中斷處理函數地址的對應表。
int n - 觸發軟中斷n。相應的中斷處理函數的地址為：中斷向量表地址 + 4 * n。
(5)硬中斷和軟中斷的區別
軟中斷是執行中斷指令產生的，而硬中斷是由外設引發的。
硬中斷的中斷號是由中斷控制器提供的，軟中斷的中斷號由指令直接指出，無需使用中斷控制器。
硬中斷是可屏蔽的，軟中斷不可屏蔽。
硬中斷處理程序要確保它能快速地完成任務，這樣程序執行時才不會等待較長時間，稱為上半部。
軟中斷處理硬中斷未完成的工作，是一種推後執行的機制，屬於下半部。
(1) 注冊中斷處理函數
注冊中斷處理函數：
/** * irq: 要分配的中斷號 * handler: 要注冊的中斷處理函數 * flags: 標志(一般為0) * name: 設備名(dev->name) * dev: 設備(struct net_device *dev)，作為中斷處理函數的參數 * 成功返回0 */ int request_irq(unsigned int irq, irq_handler_t handler, unsigned long flags, const char *name, void *dev);
中斷處理函數本身：
所以中斷服務函數帶不帶形參和返回值主要是看中斷是發生在裸機上還是實時系統中。
http://blog.csdn.net/xy010902100449/article/details/49247527
Ⅸ Linux進入臨界去開關中斷的幾種方式
進入中斷時候關閉全局的中斷是為了避免程序處理中斷過程中，再進入另一個中斷打亂執行的順序，也就是為了防止中斷嵌套的情況發生。比如在irq_handler函數中首先就應該關閉中斷。或者，在某些操作順序中是不允許中斷發生打斷的情況。例如在驅動中常用的方式：
unsigned int flag;
local_irq_save(&flag);
... ... ... ...
local_irq_restore(&flag);
spin_loc_irqsave 禁止中斷(只在本地處理器)在獲得自旋鎖之前; 之前的中斷狀態保存在 flags 里. 如果你絕對確定在你的處理器上沒有禁止中斷的(或者, 換句話說, 你確信你應當在你釋放你的自旋鎖時打開中斷)，你可以使用 spin_lock_irq 代替, 並且不必保持跟蹤 flags. 最後, spin_lock_bh 在獲取鎖之前禁止軟體中斷, 但是硬體中斷留作打開的。