割り込み処理

					2013年01月29日
情報科学類 オペレーティングシステム II

                                       筑波大学 システム情報工学研究科 
                                       コンピュータサイエンス専攻, 電子・情報工学系
                                       新城 靖
                                       <yas@cs.tsukuba.ac.jp>

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■割り込み

◆割り込みの必要性

デバイス(ディスク、ネットワーク、キーボード、マウス、・・・)は、 CPU と比較すると遅い。
デバイスに要求を出して、応答を待っていると、CPU の無駄になるので、デバイスが要求に対する処理を完了した後で、CPU (OS、ソフトウェア)が処理をする。
CPUを無駄にしない方法
- ポーリング(polling): 定期的にカーネルがデバイスの状態をチェックする。チェックする間隔が短いと、無駄が多くなる。間隔が長いと、応答が遅くなる。
- 割り込み(interrupt): デバイスがカーネルに処理が必要なことを通知する仕組みを作る。

◆割り込みとは

入出力デバイスから「何かが起きた」というイベントを通知してもらう仕組み。
通信の一種とも考えられるが、それだけでは「タイミング」しかわからないので、 1ビットのデータも送受信されない。
割り込みは、次のような時に使われる。
- 入力データが到着した（利用者がキーボードやマウスを操作した、ネットワークからパケットが到着した、ディスクらかの入力が完了した）。
- 出力が完了した＝＝出力バッファが空になった＝＝次の出力が可能になった
CPUは、割り込み信号を受けとると現在実行中のプログラムを一時中断して、「割り込みハンドラ」や「割り込みサービスルーチン」と呼ばれるプログラムに制御を移す。
割り込みハンドラでは、入力処理や次の出力処理を行う。
割り込みハンドラの処理が終了すると、一時中断していたプログラムの実行を再開する。
システム・コールやページフォールトは、デバイスではなく CPU 内部からの割り込みとして扱われることが多い。

◆x86の割り込みコントローラ

Intel 8259 Programmable Interrupt Controller(PIC)
Intel Advanced Programmable Interrupt Controller (APIC)

◆Intel 8259 PIC

図? x86 の Intel 8259

15 個の割り込み要求線 (Interrupt Request (IRQ) Lines) がある。
割り込みが生じると、INT 線を上げる。
CPU が割り込みを受け付けると、INTA (Interrupt Acknowledge) を上げる。
8259 は、CPU に割り込みベクタと呼ばれる番号を出力する。 IRQ の番号(0から15)と割り込みベクタの対応関係は、変えられる。 x86 Linux では、IRQ0 ならば、0x30, IRQ1 は、0x31, ...., IRQ15 なら 0x3F を使う。
CPU は、割り込みベクタに対応した割り込みハンドラを実行する。
x86 では、8259 を 2 個カスケードしている。
2段目の 8259 の INT 線は、1段目の 2 番に入っている。

◆APIC

図? x86 の APIC

APIC は、次のような割り込み信号を受け取る。

プロセッサのピン(L_INT0, L_INT1)
内部のタイマ
内部のパフォーマンス・モニタ
内部の温度センサ
内部のAPICエラー
他のプロセッサ(プロセッサ間割り込み)
外部の I/O APIC。普通、24個の割り込みを受付可能。

◆例外

例外(exceptions) とは、ハードウェア・デバイスとは無関係に、 CPU の命令実行の途中で生じる。

例:

0 による割り算
ページ・フォールト
例外を生じるCPU命令の実行(x86 int 命令)

多くの CPU アーキテクチャでは、例外を割り込みと同じように扱う。 x86 では、システム・コールの処理も、割り込みと同じように扱う。

◆割り込みハンドラ

割り込みハンドラ(interrupt handlers)とは、割り込みが生じた時にそれに応答するために実行される関数。割り込みサービスルーチン(interrupt service routine, ISR)とも呼ばれる。

例:

キーボード用
タイマ用
ハードディスク用

Linux では、割り込みハンドラは、C言語の関数。普通の関数との違い。

割り込みに関する情報が渡される
「割り込みコンテキスト」や「アトミック・コンテキスト」という、制約がきつい状態で呼ばれる。
割り込みは、いつ生じるか予測不能なので、割り込みハンドラは、いつ呼ばれるか予測不能。

◆割り込み記述子テーブル

割り込みハンドラは、割り込み記述子テーブル(interrupt descriptor tables)や割り込みベクタテーブル(interrupt vector table)と呼ばれる表に登録されている。(CPUの違い、同じCPU x86でもモードの違いで、テーブルの名前が異なる。)

図? 割り込み記述子テーブルと割り込みハンドラ

割り込み記述子テーブルは、意味としては、関数へのポインタの配列。
```
typedef void (*funcp_t)(void);
funcp_t idt[256];
```
CPU は、ハードウェアから割り込みがなされると、実行中のプログラムを中断する。後に再開できるように、プログラムカウンタ、実行モード等を含むフラグを保存する。
```
  old_pc    = pc;
  old_flags = flags;
```
CPU は、ハードウェアが出力する割り込みベクタを使って、割り込み記述子テーブルのエントリを選択する。
```
   n = 割り込みベクタ;
   handler = idt[n];
```
選択したエントリを実行する（プログラム・カウンタにセットする）。
```
   push old_pc;
   push old_flags;
   pc = handler;     // (*handler)();
```
ただし、単純な call 命令とは違い、スタック上にプログラムカウンタの他に、プロセッサの状態を示すフラグ等も積む。
各割り込みハンドラは、最後に通常のリターン命令 ret ではなく割り込みから復帰するための命令 iret (x86) を実行する。すると、CPU は、割り込み前に実行していたコードに戻る。

◆割り込みの前半部分と後半部分

次の２つを両立させたい

割り込みハンドラは、できるだけ速く実行して、元の処理に制御を返す必要がある。割り込み禁止の時間を短くしたい。デバイスからしても、処理が速やかに行われることを期待している。
割り込みハンドラの処理は、時に複雑で時間がかかる処理を行いたい。例：ネットワークからのパケットの受信。TCP/IPのプロトコルを処理したい。

Linux では、これを両立するために、割り込みの処理を2つに分ける。

前半(top half)。割り込み後、即座に実行する。時間制約のあるものだけを実行する。例：ハードウェアに対する通知。
後半(bottom half)。割り込みの後、都合のよい時期にやる。その後の割り込みを許可した状態で行う。

例: ネットワークカードによるメッセージの受信

前半で、ハードウェアへの通知と、データのメモリへのコピー。（ハードウェアのバッファを開放する）
後半で、TCP/IP の処理。

◆割り込み番号の共有

割り込み信号線が足りない時に、1つの割り込み番号を、複数のデバイスで共有することがある。

図? PICの線が不足した時の対応

割り込みが生じた時には、どのデバイスのものかすぐには分からない。
割り込みが生じると、可能性がある全てのデバイスの割り込みハンドラを次々と呼び出す。

■Linuxにおける割り込みハンドラの登録

Linux で、割り込みの前半部を登録するには、request_irq() を使う。登録を解除するには、free_irq() を使う。

◆request_irq()

CPUアーキテクチャに独立した形で割り込みハンドラを登録するには、 request_irq() を用いる。

include/linux/interrupt.h

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

request_irq(unsigned int irq, irq_handler_t handler, unsigned long flags,
            const char *name, void *dev)

irq: 割り込み番号。
handler: 割り込みハンドラ。
flags: フラグ。後述。
name: 名前。/proc/interrupts や /proc/irq に現れる。
dev: デバイス。割り込みが複数のデバイスで共有される時に、どのデバイスかを区別するために使われる。普通は、構造体へのポインタ。割り込みハンドラ irq_handler_t handler が呼ばれた時にも、この値が引数で渡される。 free_irq() で割り込みハンドラを削除する時には、この値が cookie として働く。
結果: 成功すると 0を返し、失敗すると 0 以外を返す。たとえば、-EBUSY だと割り込み番号が使われている。

主なフラグ

IRQF_DISABLED: 割り込みハンドラの実行中、「全ての」割り込みを禁止する。このフラグがセットされていなければ、自分自身だけ禁止され、他の割り込みは許可された状態で動作する。
IRQF_SAMPLE_RANDOM: 乱数生成器のために割り込みを利用してもよい。
IRQF_TIMER: システム・タイマのために利用する。
IRQF_SHARED: 複数のデバイスで同じ割り込み番号を共有できる。

◆free_irq()

割り込みハンドラが不要になった時には、free_irq() で取り除く。

void free_irq(unsigned int, void *dev)

irq: 割り込み番号。
dev: request_irq() で指定したデバイス。

◆irq_handler_t handler

割り込みハンドラは、次のような関数である。

irqreturn_t irq_handler_t(int irq, void *dev)

irq: 割り込み番号。
dev: request_irq() で指定したデバイス。
結果: 結果は、irqreturn_t 。

IRQ_NONE: 割り込みは、自分自身のものではなかった。
IRQ_HANDLED: 割り込みをきちんと処理した。

全割り込みハンドラが IRQ_NONE を返せば、なんらかのトラブルを意味する。複数の割り込みハンドラが IRQ_HANDLED を返すことは正常。

◆/proc/interrupts

/proc/interrupts は、割り込みの回数を保持している。

$ cat /proc/interrupts  
           CPU0       CPU1       
  0:    4208761      38584    IO-APIC-edge  timer
  1:          0          3    IO-APIC-edge  i8042
  7:          0          0    IO-APIC-edge  parport0
  8:          1          2    IO-APIC-edge  rtc
  9:          0          0   IO-APIC-level  acpi
 12:          3          1    IO-APIC-edge  i8042
 50:       5380      86508         PCI-MSI  ahci
 74:        346          0         PCI-MSI  HDA Intel
 98:        294      28232         PCI-MSI  eth1
169:        130      57006   IO-APIC-level  uhci_hcd:usb3
177:          0          0   IO-APIC-level  uhci_hcd:usb4, uhci_hcd:usb7
217:        358     149530   IO-APIC-level  ehci_hcd:usb1, uhci_hcd:usb5
225:          0          0   IO-APIC-level  ehci_hcd:usb2, uhci_hcd:usb6
233:          0          0   IO-APIC-level  uhci_hcd:usb8
NMI:          0          0 
LOC:    4246864    4246863 
ERR:          0
MIS:          0
$

CPU が 2 個ある。
CPU ごとに割り込みの回数が異なる。
IRQ 0 にシステム・タイマ timer が見える。
IRQ 8 に x86 CMOS RTC が見える。

◆x86 CMOS Real-Time Clock rtc_interrupt()

x86 CMOS Real-Time Clock での割り込みハンドラの例。

linux-3.6.8/drivers/char/rtc.c

  96:	static unsigned long rtc_port;
  97:	static int rtc_irq;
...
 191:	static unsigned long rtc_status;        /* bitmapped status byte.       */
 192:	static unsigned long rtc_freq;          /* Current periodic IRQ rate    */
 193:	static unsigned long rtc_irq_data;      /* our output to the world      */
...
 953:	static int __init rtc_init(void)
 954:	{
...
1000:	        if (request_irq(rtc_irq, rtc_interrupt, IRQF_SHARED, "rtc",
1001:	                        (void *)&rtc_port)) {
1002:	                rtc_has_irq = 0;
1003:	                printk(KERN_ERR "rtc: cannot register IRQ %d\n", rtc_irq);
1004:	                return -EIO;
1005:	        }
...
1137:	}

 239:	static irqreturn_t rtc_interrupt(int irq, void *dev_id)
 240:	{
...
 248:	        spin_lock(&rtc_lock);
 249:	        rtc_irq_data += 0x100;
 250:	        rtc_irq_data &= ~0xff;
...
 259:	                rtc_irq_data |= (CMOS_READ(RTC_INTR_FLAGS) & 0xF0);
...
 262:	        if (rtc_status & RTC_TIMER_ON)
 263:	                mod_timer(&rtc_irq_timer, jiffies + HZ/rtc_freq + 2*HZ/100);
...
 265:	        spin_unlock(&rtc_lock);
...
 268:	        spin_lock(&rtc_task_lock);
 269:	        if (rtc_callback)
 270:	                rtc_callback->func(rtc_callback->private_data);
 271:	        spin_unlock(&rtc_task_lock);
...
 274:	        kill_fasync(&rtc_async_queue, SIGIO, POLL_IN);
 275:	
 276:	        return IRQ_HANDLED;
 277:	}

x86 CMOS Real-Time Clock では、3種類の割り込み( alarmの時刻になった、更新が完了した、定期的な割り込み) がある。どの割り込みでも、rtc_init() で設定した同じ割り込みハンドラ rtc_interrupt() が呼ばれる。
spin_lock_irq() と spin_unlock_irq() は、カーネル内の相互排除の仕組み。たとえこの関数 rtc_open() 自身が複数同時に実行されたとしても、一度に１つのプロセス（スレッド）だけが実行されるようにする。
rtc_irq_data は、unsigned long で、その回の割り込みのフラグを CMOS_READ() でデバイスから読み出して保存する。
rtc_status の RTC_TIMER_ON ビットがセットされていれば、 mod_timer() を読んで、時刻を設定する。(普通はこの機能は使われない。)
特別な callback 関数が登録されていれば、それを呼び出す。

■Linuxにおける割り込みハンドラの実行

ハードウェア依存のコードからハードウェア独立のコードを呼び出す。

◆x86 Interrupt Descriptor Table (IDT)

x86 IDT は、ハードウェア・レベルの割り込みハンドラの一覧表を保持する。その先頭番地は、IDTR レジスタに保存される。

linux-3.6.8/arch/x86/include/asm/irq_vectors.h
  51:	# define SYSCALL_VECTOR                 0x80
 122:	#define NR_VECTORS                       256

linux-3.6.8/arch/x86/kernel/traps.c
  78:	gate_desc idt_table[NR_VECTORS] __page_aligned_data = { { { { 0, 0 } } }, };

 677:	void __init trap_init(void)
 678:	{
...
 689:	        set_intr_gate(X86_TRAP_DE, &divide_error);
 690:	        set_intr_gate_ist(X86_TRAP_NMI, &nmi, NMI_STACK);
...
 724:	        set_system_trap_gate(SYSCALL_VECTOR, &system_call);
...
 740:	}

trap_init() は、IDT を初期化する。
ITD のインデックスは、割り込みベクタ。
割り込みベクタは、0 から 0xff まである。0 から 0x1f は、Intel により使い方が決められている。
割り込みベクタ 0x80 で、system_call() という関数が登録されている。

x86 Linux では、Interrupt Descriptor Table に従い、do_IRQ() が呼ばれる。引数には、x86 のレジスタを表現した構造体へのポインタが渡される。これにより、割り込みが発生した時のレジスタの値がわかる。割り込みハンドラが有効で、割り込み番号に登録されていれば、最終的には、handle_IRQ_event()　という、CPU とは独立の割り込みハンドラが呼ばれる。

◆handle_IRQ_event()

linux-3.6.8/kernel/irq/handle.c

 182:	irqreturn_t handle_irq_event(struct irq_desc *desc)
 183:	{
 184:	        struct irqaction *action = desc->action;
 185:	        irqreturn_t ret;
 186:	
 187:	        desc->istate &= ~IRQS_PENDING;
 188:	        irqd_set(&desc->irq_data, IRQD_IRQ_INPROGRESS);
...
 191:	        ret = handle_irq_event_percpu(desc, action);
...
 194:	        irqd_clear(&desc->irq_data, IRQD_IRQ_INPROGRESS);
 195:	        return ret;
 196:	}

状態desc->istateの IRQS_PENDING (保留)ビットをクリア。 (保留をクリアで処理しましたという意味。)
状態desc->irq_dataのIRQD_IRQ_INPROGRESS(実行中)をセット。
handle_irq_event_percpu() を呼び出す。
IRQD_IRQ_INPROGRESSをクリア。

linux-3.6.8/kernel/irq/handle.c

 132:	irqreturn_t
 133:	handle_irq_event_percpu(struct irq_desc *desc, struct irqaction *action)
 134:	{
 135:	        irqreturn_t retval = IRQ_NONE;
 136:	        unsigned int flags = 0, irq = desc->irq_data.irq;
 137:	
 138:	        do {
 139:	                irqreturn_t res;
...
 142:	                res = action->handler(irq, action->dev_id);
...
 149:	                switch (res) {
...
 163:	                case IRQ_HANDLED:
 164:	                        flags |= action->flags;
 165:	                        break;
 167:	                default:
 168:	                        break;
 169:	                }
 171:	                retval |= res;
 172:	                action = action->next;
 173:	        } while (action);
...
 179:	        return retval;
 180:	}

struct irqaction *action は、 action->next でリスト構造を作っている。
各構造体に含まれている action->handler() を順に呼び出す。

■割り込みハンドラのプログラミングの注意点

◆割り込みコンテキスト

割り込みハンドラが実行されるのは、「割り込みコンテキスト」。普通のシステム・コールの処理が実行される「プロセス・コンテキスト」とは異なる。

プロセス・コンテキストでできること。

current により、現在実行中のプロセスの task 構造体がアクセスできる。
sleep できる。
スケジューラを呼んで、他のプロセスへ切替えることができる。

割り込みコンテキストでは、このうようなことはできない。速やかに終了すべきである。busy loop はできるが、あまりやらない方がよい。他の割り込みは、実行される可能性もある。

◆割り込みの許可・禁止

マクロをつかって保存したり回復したりする。

unsigned long flags;

local_irq_save(flags); /* 割り込み禁止 */
...
local_irq_restore(flags); /* 割り込み許可 (save の時の状態にもどる) */

単一CPUの x86 では、cli() と sti() で割り込みの禁止と許可を設定する方法があった。それそれ同名の CPU の命令を実行して、全ての割り込みを禁止/許可する。マルチプロセッサ(マルチコア含む)では、1つのCPU で割り込みを禁止しても、他の CPU では許可されていることがあるので、cli()/sti() の方法は使えない。

特定の割り込み番号の割り込みを禁止する方法もある。

void disable_irq(unsigned ing irq);
    // 全CPUの割り込みを禁止する

void disable_irq_nosync(unsigned ing irq);
    // 同上。ただし、割り込みハンドラの終了を待たない。

void enable_irq(unsigned ing irq);
    // 割り込みを許可する。

void synchronize_irq(unsigned ing irq);
    // 割り込みハンドラの終了を待つ。

Yasushi Shinjo / <yas@cs.tsukuba.ac.jp>