2021-07-05 10:24 已编辑嵌入式工程师

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嵌入式软件开发知识点总结（二）-中断&Linux内核

中断

硬中断 / 软中断是什么？有什么区别？

硬中断

硬中断是由硬件产生的，比如，像磁盘，网卡，键盘，时钟等。每个设备或设备集都有它自己的IRQ（中断请求）。基于IRQ，CPU可以将相应的请求分发到对应的硬件驱动上（注：硬件驱动通常是内核中的一个子程序，而不是一个独立的进程）。
处理中断的驱动是需要运行在CPU上的，因此，当中断产生的时候，CPU会中断当前正在运行的任务，来处理中断。在有多核心的系统上，一个中断通常只能中断一颗CPU（也有一种特殊的情况，就是在大型主机上是有硬件通道的，它可以在没有主CPU的支持下，可以同时处理多个中断。）。
硬中断可以直接中断CPU。它会引起内核中相关的代码被触发。对于那些需要花费一些时间去处理的进程，中断代码本身也可以被其他的硬中断中断。
对于时钟中断，内核调度代码会将当前正在运行的进程挂起，从而让其他的进程来运行。它的存在是为了让调度代码（或称为调度器）可以调度多任务。

软中断

软中断的处理非常像硬中断。然而，它们仅仅是由当前正在运行的进程所产生的。
通常，软中断是一些对I/O的请求。这些请求会调用内核中可以调度I/O发生的程序。对于某些设备，I/O请求需要被立即处理，而磁盘I/O请求通常可以排队并且可以稍后处理。根据I/O模型的不同，进程或许会被挂起直到I/O完成，此时内核调度器就会选择另一个进程去运行。I/O可以在进程之间产生。并且调度过程通常和磁盘I/O的方式是相同。
软中断仅与内核相联系。而内核主要负责对需要运行的任何其他的进程进行调度。一些内核允许设备驱动的一些部分存在于用户空间，并且当需要的时候内核也会调度这个进程去运行。
软中断并不会直接中断CPU。也只有当前正在运行的代码（或进程）才会产生软中断。这种中断是一种需要内核为正在运行的进程去做一些事情（通常为I/O）的请求。有一个特殊的软中断是Yield调用，它的作用是请求内核调度器去查看是否有一些其他的进程可以运行。

区别

软中断是执行中断指令产生的，而硬中断是由外设引发的。
硬中断的中断号是由中断控制器提供的，软中断的中断号由指令直接指出，无需使用中断控制器。
硬中断是可屏蔽的，软中断不可屏蔽。
硬中断处理程序要确保它能快速地完成任务，这样程序执行时才不会等待较长时间，称为上半部。
软中断处理硬中断未完成的工作，是一种推后执行的机制，属于下半部。

中断为什么要区分上半部和下半部？

Linux中断分为硬件中断和内部中断（异常），调用过程：外部中断产生->发送中断信号到中断控制器->通知处理器产生中断的中断号，让其进一步处理。

对于中断上半部和下半部的产生，为了中断处理过程中被新的中断打断，将中断处理一分为二，上半部登记新的中断，快速处理简单的任务，剩余复杂耗时的处理留给下半部处理，下半部处理过程中可以被中断，上半部处理时不可被中断。

中断下半部一般如何实现？

软中断、tasklet、工作队列。

linux中断的响应执行流程？中断的申请及何时执行(何时执行中断处理函数)？

中断的响应流程：cpu接受中断->保存中断上下文跳转到中断处理历程->执行中断上半部->执行中断下半部->恢复中断上下文。

中断的申请request_irq的正确位置：应该是在第一次打开、硬件被告知终端之前。

Linux内核

内核镜像格式有几种？分别有什么区别？

uboot经过编译直接生成的elf格式的可执行程序是u-boot，这个程序类似于windows下的exe格式，在操作系统下是可以直接执行的。但是这种格式不能用来烧录下载。我们用来烧录下载的是u-boot.bin，这个东西是由u-boot使用arm-linux-objcopy工具进行加工（主要目的是去掉一些无用的）得到的。这个u-boot.bin就叫镜像（image），镜像就是用来烧录到iNand中执行的。
linux内核经过编译后也会生成一个elf格式的可执行程序，叫vmlinux或vmlinuz，这个就是原始的未经任何处理加工的原版内核elf文件；嵌入式系统部署时烧录的一般不是这个vmlinuz/vmlinux，而是要用objcopy工具去制作成烧录镜像格式（就是u-boot.bin这种，但是内核没有.bin后缀），经过制作加工成烧录镜像的文件就叫Image（制作把78M大的精简成了7.5M，因此这个制作烧录镜像主要目的就是缩减大小，节省磁盘）。
原则上Image就可以直接被烧录到Flash上进行启动执行（类似于u-boot.bin），但是实际上并不是这么简单。实际上linux的作者们觉得Image还是太大了所以对Image进行了压缩，并且在image压缩后的文件的前端附加了一部分解压缩代码。构成了一个压缩格式的镜像就叫zImage。（因为当年Image大小刚好比一张软盘（软盘有2种，1.2M的和1.44MB两种）大，为了节省1张软盘的钱于是乎设计了这种压缩Image成zImage的技术）。
uboot为了启动linux内核，还发明了一种内核格式叫uImage。uImage是由zImage加工得到的，uboot中有一个工具，可以将zImage加工生成uImage。注意：uImage不关linux内核的事，linux内核只管生成zImage即可，然后uboot中的mkimage工具再去由zImage加工生成uImage来给uboot启动。这个加工过程其实就是在zImage前面加上64字节的uImage的头信息即可。
原则上uboot启动时应该给他uImage格式的内核镜像，但是实际上uboot中也可以支持zImage，是否支持就看x210_sd.h中是否定义了LINUX_ZIMAGE_MAGIC这个宏。所以大家可以看出：有些uboot是支持zImage启动的，有些则不支持。但是所有的uboot肯定都支持uImage启动。
如果直接在kernel底下去make uImage会提供mkimage command not found。解决方案是去uboot/tools下cp mkimage /usr/local/bin/，复制mkimage工具到系统目录下。再去make uImage即可。

通过上面的介绍我们了解了内核镜像的各种格式，如果通过uboot启动内核，Linux必须为uImage格式。

内核中申请内存有哪几个函数？有什么区别？

kmalloc

void *kmalloc(size_t size, gfp_t flags)

kmalloc是内核中最常用的一种内存分配方式，它通过调用kmem_cache_alloc函数来实现。kmalloc一次最多能申请的内存大小由include/linux/Kmalloc_size.h的内容来决定，在默认的2.6.18内核版本中，kmalloc一次最多能申请大小为131702B也就是128KB字节的连续物理内存。测试结果表明，如果试图用kmalloc函数分配大于128KB的内存，编译不能通过。

vmalloc

void *vmalloc(unsigned long size)

前面几种内存分配方式都是物理连续的，能保证较低的平均访问时间。但是在某些场合中，对内存区的请求不是很频繁，较高的内存访问时间也可以接受，这是就可以分配一段线性连续，物理不连续的地址，带来的好处是一次可以分配较大块的内存。图3-1表示的是vmalloc分配的内存使用的地址范围。vmallocvmalloc对一次能分配的内存大小没有明确限制。出于性能考虑，应谨慎使用vmalloc函数。在测试过程中，最大能一次分配1GB的空间。

dma_alloc_coherent

void *dma_alloc_coherent(struct device *dev, size_t size,ma_addr_t *dma_handle, gfp_t gfp)

DMA是一种硬件机制，允许外围设备和主存之间直接传输IO数据，而不需要CPU的参与，使用DMA机制能大幅提高与设备通信的吞吐量。DMA操作中，涉及到CPU高速缓存和对应的内存数据一致性的问题，必须保证两者的数据一致，在x86_64体系结构中，硬件已经很好的解决了这个问题， dma_alloc_coherent和get_free_pages函数实现差别不大，前者实际是调用alloc_pages函数来分配内存，因此一次分配内存的大小限制和后者一样。__get_free_pages分配的内存同样可以用于DMA操作。测试结果证明，dma_alloc_coherent函数一次能分配的最大内存也为4M。

ioremap

void * ioremap (unsigned long offset, unsigned long size)

ioremap是一种更直接的内存“分配”方式，使用时直接指定物理起始地址和需要分配内存的大小，然后将该段物理地址映射到内核地址空间。ioremap用到的物理地址空间都是事先确定的，和上面的几种内存分配方式并不太一样，并不是分配一段新的物理内存。ioremap多用于设备驱动，可以让CPU直接访问外部设备的IO空间。ioremap能映射的内存由原有的物理内存空间决定，所以没有进行测试。

什么是内核空间，用户空间？

对 32 位操作系统而言，它的寻址空间（虚拟地址空间，或叫线性地址空间）为 4G（2的32次方）。也就是说一个进程的最大地址空间为 4G。

操作系统的核心是内核(kernel)，它独立于普通的应用程序，可以访问受保护的内存空间，也有访问底层硬件设备的所有权限。为了保证内核的安全，现在的操作系统一般都强制用户进程不能直接操作内核。具体的实现方式基本都是由操作系统将虚拟地址空间划分为两部分，一部分为内核空间，另一部分为用户空间。针对 Linux 操作系统而言，最高的 1G 字节(从虚拟地址 0xC0000000 到 0xFFFFFFFF)由内核使用，称为内核空间。而较低的 3G 字节(从虚拟地址 0x00000000 到 0xBFFFFFFF)由各个进程使用，称为用户空间。

对上面这段内容我们也可以这样理解：

每个进程的 4G 地址空间中，最高 1G 都是一样的，即内核空间。只有剩余的 3G 才归进程自己使用。换句话说就是， 最高 1G 的内核空间是被所有进程共享的！
下图描述了每个进程 4G 地址空间的分配情况：

内核空间示意图

为什么需要区分内核空间与用户空间？

在 CPU 的所有指令中，有些指令是非常危险的，如果错用，将导致系统崩溃，比如清内存、设置时钟等。如果允许所有的程序都可以使用这些指令，那么系统崩溃的概率将大大增加。

所以，CPU 将指令分为特权指令和非特权指令，对于那些危险的指令，只允许操作系统及其相关模块使用，普通应用程序只能使用那些不会造成灾难的指令。比如 Intel 的 CPU 将特权等级分为 4 个级别：Ring0~Ring3。

其实 Linux 系统只使用了 Ring0 和 Ring3 两个运行级别(Windows 系统也是一样的)。当进程运行在 Ring3 级别时被称为运行在用户态，而运行在 Ring0 级别时被称为运行在内核态。

什么是内核态和用户态？

当进程运行在内核空间时就处于内核态，而进程运行在用户空间时则处于用户态。

在内核态下，进程运行在内核地址空间中，此时 CPU 可以执行任何指令。运行的代码也不受任何的限制，可以自由地访问任何有效地址，也可以直接进行端口的访问。

在用户态下，进程运行在用户地址空间中，被执行的代码要受到 CPU 的诸多检查，它们只能访问映射其地址空间的页表项中规定的在用户态下可访问页面的虚拟地址，且只能对任务状态段(TSS)中 I/O 许可位图(I/O Permission Bitmap)中规定的可访问端口进行直接访问。

对于以前的 DOS 操作系统来说，是没有内核空间、用户空间以及内核态、用户态这些概念的。可以认为所有的代码都是运行在内核态的，因而，用户编写的应用程序代码可以很容易的让操作系统崩溃掉。

对于 Linux 来说，通过区分内核空间和用户空间的设计，隔离了操作系统代码(操作系统的代码要比应用程序的代码健壮很多)与应用程序代码。即便是单个应用程序出现错误，也不会影响到操作系统的稳定性，这样其它的程序还可以正常的运行(Linux 可是个多任务系统啊！)。所以，区分内核空间和用户空间本质上是要提高操作系统的稳定性及可用性。

用户空间与内核通信方式有哪些？

使用API

get_user(x，ptr) //在内核中被调用，获取用户空间指定地址的数值并保存到内核变量x中。
put_user(x，ptr) //在内核中被调用，将内核空间的变量x的数值保存到到用户空间指定地址处。
Copy_from_user()/copy_to_user() //主要应用于设备驱动读写函数中，通过系统调用触发。

使用proc文件系统。

和sysfs文件系统类似，也可以作为内核空间和用户空间交互的手段。/proc 文件系统是一种虚拟文件系统，通过他可以作为一种linux内核空间和用户空间的。与普通文件不同，这里的虚拟文件的内容都是动态创建的。使用/proc文件系统的方式很简单。调用create_proc_entry，返回一个proc_dir_entry指针，然后去填充这个指针指向的结构就好了。
使用sysfs文件系统+kobject

每个在内核中注册的kobject都对应着sysfs系统中的一个目录。可以通过读取根目录下的sys目录中的文件来获得相应的信息。除了sysfs文件系统和proc文件系统之外，一些其他的虚拟文件系统也能同样达到这个效果。
netlink

netlink socket提供了一组类似于BSD风格的API，用于用户态和内核态的IPC。相比于其他的用户态和内核态IPC机制，netlink有几个好处：1.使用自定义一种协议完成数据交换，不需要添加一个文件等。2.可以支持多点传送。3.支持内核先发起会话。4.异步通信，支持缓存机制。
文件

应该说这是一种比较笨拙的做法，不过确实可以这样用。当处于内核空间的时候，直接操作文件，将想要传递的信息写入文件，然后用户空间可以读取这个文件便可以得到想要的数据了。下面是一个简单的测试程序，在内核态中，程序会向“/home/melody/str_from_kernel”文件中写入一条字符串，然后我们在用户态读取这个文件，就可以得到内核态传输过来的数据了。
使用mmap系统调用

可以将内核空间的地址映射到用户空间。在以前做嵌入式的时候用到几次。一方面可以在driver中修改Struct file_operations结构中的mmap函数指针来重新实现一个文件对应的映射操作。另一方面，也可以直接打开/dev/mem文件，把物理内存中的某一页映射到进程空间中的地址上。

其实，除了重写Struct file_operations中mmap函数，我们还可以重写其他的方法如ioctl等，来达到驱动内核空间和用户空间通信的方式。
信号

从内核空间向进程发送信号。这个倒是经常遇到，用户程序出现重大错误，内核发送信号杀死相应进程。

内核链表为什么具有通用性？

内核中由于要管理大量的设备，但是各种设备各不相同，必须将他们统一起来管理，于是内核设计者就想到了使用通用链表来处理，通用链表看似神秘，实际上就是双向循环链表，这个链表的每个节点都是只有指针域，没有任何数据域。

内核链表

使用通用链表的好处是：

通用链表中每个节点中没有数据域，也就是说无论数据结构有多复杂在链表中只有前后级指针。
如果一个数据结构（即是描述设备的设备结构体）想要用通用链表管理，只需要在结构体中包含节点的字段即可。
双向链表可以从任意一个节点的前后遍历整个链表，遍历非常方便。
使用循环链表使得可以不断地循环遍历管理节点，像进程的调度：操作系统会把就绪的进程放在一个管理进程的就绪队列的通用链表中管理起来，循环不断地，为他们分配时间片，获得cpu进行周而复始的进程调度。

应用程序中open()在linux中执行过程中是如何从用户空间到内核空间？

应用层调用open函数，在VFS层中找到struct inode结构体，判断是字符设备还是块设备，根据设备号，可以找到对应的驱动程序。
在驱动层中，每个字符设备都有一个struct cdev结构体，这个结构体通过struct inode结构体中的i_cdev把连接起VFS层和驱动层，struct cdev结构体描述了字符设备所有信息，其中最重要的一项就是字符设备的操作函数接口
struct cdev结构体中的struct file结构体记录了操作字符设备的一些函数，比如open read write函数等。
struct file结构体其实是在VFS层的，通过struct file结构体指针指向驱动层的struct file结构体将驱动层函数和VFS层链接起来
任务完成，VFS层会给应用返回一个文件描述符（fd）。这个fd是和struct file结构体对应的。