中断处理

From article 所谓lockup，是指某段内核代码占着CPU不放。Lockup严重的情况下会导致整个系统失去响应。Lockup有几个特点： 首先只有内核代码才能引起lockup，因为用户代码是可以被抢占的，不可能形成lockup； 其次内核代码必须处于禁止内核抢占的状态(preemption disabled)，因为Linux是可抢占式的内核，只在某些特定的代码区才禁止抢占，在这些代码区才有可能形成lockup。 Soft lockup是指CPU被内核代码占据，以至于无法执行其它进程。检测soft lockup的原理是给每个CPU分配一个定时执行的内核线程[watchdog/x]，如果该线程在设定的期限内没有得到执行的话就意味着发生了soft lockup。 Hard lockup比soft lockup更加严重，CPU不仅无法执行其它进程，而且不再响应中断。检测hard lockup的原理利用了PMU的NMI perf event，因为NMI中断是不可屏蔽的，在CPU不再响应中断的情况下仍然可以得到执行，它再去检查时钟中断的计数器hrtimer_interrupts是否在保持递增，如果停滞就意味着时钟中断未得到响应，也就是发生了hard lockup。 Linux kernel设计了一个检测lockup的机制，称为NMI Watchdog，是利用NMI中断实现的

（一）优先级看： 022_STM32中断优先级分组解析 （二）FreeRTOS的中断配置中没有处理亚优先级（响应优先级）的情况，所以只能配置成组4，16个都为抢占优先级 （三）此宏用来设置 MCU 使用几位优先级，STM32 使用的是 4 位，因此此宏为 4！ 2^4=16,那么就有16个优先级 #define configPRIO_BITS 4 （四）设置系统的优先级。最低优先级就是15，系统能管理的最高优先级是5，也就是说小于5的优先级FreeRTOS不能管理 #define configLIBRARY_LOWEST_INTERRUPT_PRIORITY 15 //中断最低优先级 #define configLIBRARY_MAX_SYSCALL_INTERRUPT_PRIORITY 5 //系统可管理的最高中断优先级 （五）关中断和开中断，vPortRaiseBASEPRI() 是 向 寄 存 器 BASEPRI 写 入 宏configMAX_SYSCALL_INTERRUPT_PRIORITY ， 那 么 优 先 级 低 于 configMAX_SYSCALL_INTERRUPT_PRIORITY 的中断就会被屏蔽！ #define portDISABLE_INTERRUPTS() vPortRaiseBASEPRI()　　　　/*关中断*/ #define

本文主要针对 GKarch 相关文章留作笔记，仅在原文基础上记录了自己的理解与摘抄部分片段。 遵循原作者的 CC 3.0 协议 。 如果想要了解更加详细的文章信息内容，请访问下列地址进行学习。 原文章地址： https://blog.gkarch.com/threading/part3.html 基于事件的异步模式 (event-based asynchronous pattern) 提供了简单的方式，让类型提供多线程的能力而不需要显式启动线程。 协作取消模型。 工作线程完成时安全更新 UI 的能力。 转发异常到完成事件。 EAP 仅是一个模式，需要开发人员自己实现。 EAP 一般会提供一组成员，在其内部管理工作线程，例如 WebClient 类型就使用的 EAP 模式进行设计。 // 下载数据的同步版本。 public byte[] DownloadData (Uri address); // 下载数据的异步版本。 public void DownloadDataAsync (Uri address); // 下载数据的异步版本，支持传入 token 标识任务。 public void DownloadDataAsync (Uri address, object userToken); // 完成时候的事件，当任务取消，出现异常或者更新 UI 操作都可以才该事件内部进行操作。

Linux内核从3.x开始引入设备树的概念，用于实现 驱动代码与设备信息相分离 。在设备树出现以前，所有关于设备的具体信息都要写在驱动里，一旦外围设备变化，驱动代码就要重写。引入了设备树之后，驱动代码只负责处理驱动的逻辑，而关于设备的具体信息存放到设备树文件中，这样，如果只是硬件接口信息的变化而没有驱动逻辑的变化，驱动开发者只需要修改设备树文件信息，不需要改写驱动代码。比如在ARM Linux内，一个 .dts(device tree source)文件 对应一个ARM的machine，一般放置在内核的 "arch/arm/boot/dts/" 目录内，比如exynos4412参考板的板级设备树文件就是 "arch/arm/boot/dts/exynos4412-origen.dts" 。这个文件可以通过 $make dtbs 命令 编译成二进制的 .dtb文件 供内核驱动使用。 基于同样的软件分层设计的思想，由于一个SoC可能对应多个machine，如果每个machine的设备树都写成一个完全独立的 .dts文件 ，那么势必相当一些 .dts 文件有重复的部分，为了解决这个问题，Linux设备树目录把一个SoC公用的部分或者多个machine共同的部分提炼为相应的 .dtsi文件 。这样每个 .dts 就只有自己差异的部分，公有的部分只需要 "include"相应的.dtsi文件

sched_init() set_tss_desc() & set_ldt_desc() ltr() & lldt() LATCH do_timer() 璺宠浆 文章写的有些长，把相关的、用到的函数都列出来了，看完应该能对进程调度相关的代码有一定了解 sched_init() kernel/sched.c : 385 该函数只有36~40行与进程调度有关，只想了解进程调度的同学可以忽略该函数其他部分 void sched_init( void ) { int i; struct desc_struct * p; if ( sizeof ( struct sigaction) != 16 ) panic( "Struct sigaction MUST be 16 bytes" ); //以下两行初始化init任务(任务0)的任务状态段描述符和局部数据表描述符 //详细介绍见下文 set_tss_desc(gdt+FIRST_TSS_ENTRY,&(init_task.task.tss)); set_ldt_desc(gdt+FIRST_LDT_ENTRY,&(init_task.task.ldt)); p = gdt+ 2 +FIRST_TSS_ENTRY; //指向gtd表中init任务的后一个任务的任务状态段描述符 for (i= 1 ;i<NR_TASKS;i++) { /

1. 了解Linux的那个驱动？举例讲讲。 a .驱动注册过程：通过 platform_bus , register_platform_device 和 register_platform_driver 时都会在总线查询是否有匹配的设备或驱动，如果有就会调用 driver 的 probe 函数。 <延伸问题： device 和 driver 通过什么匹配的？ name 或 id_table ( dtsi 里面 compatable 字段)> b .驱动类型：字符设备( fb 显示设备)、块儿设备、网络设备 c .字符设备为例，驱动需要实现的函数 fops :( open , read , write , release , store , show 实现暴露给 usr space 的设备节点, suspend , resume 并不是都实现这些) 2. 中断上半部下半部 top half : spinlock_irqsave 做很少的工作，需要快速处理完，一般是关中断，清中断标志位，保存数据，调用中断下半部，开中断。 botomm half : tasklet , workque （可以睡眠可以调度）。 中断里用 spin lock ，不能用 semphore （可以调度可以睡眠） 3. spinlock semphore mutex 区别 4. 内核空间和用户空间通信方式 5.

Ŀ¼ Unix/Linux的体系架构 用户态和内核态的切换 Unix/Linux的体系架构 宏观上来看，Linux操作系统的体系架构分为用户态和内核态（或者用户空间和内核）。 下图是对上图的一个细分结构，从这个图上可以更进一步对内核所做的事有一个“全景式”的印象。主要表现为：向下控制硬件资源，向内管理操作系统资源：包括进程的调度和管理、内存的管理、文件系统的管理、设备驱动程序的管理以及网络资源的管理，向上则向应用程序提供系统调用的接口。从整体上来看，整个操作系统分为两层：用户态和内核态，这种分层的架构极大地提高了资源管理的可扩展性和灵活性，而且方便用户对资源的调用和集中式的管理，带来一定的安全性。 用户态的应用程序可以通过三种方式来访问内核态的资源： 系统调用 内核从本质上看是一种软件――控制计算机的硬件资源，并提供上层应用程序运行的环境。 用户态即上层应用程序的活动空间，应用程序的执行必须依托于内核提供的资源，包括CPU资源、存储资源、I/O资源等。为了使上层应用能够访问到这些资源，内核必须为上层应用提供访问的接口：即系统调用。 系统调用的本质其实也是中断，相对于外围设备的硬中断，这种中断称为软中断，这是操作系统为用户特别开放的一种中断，如Linux int 80h中断。 从触发方式上来看，系统调用是进程主动请求切换的，而异常和硬中断则是被动的。 系统调用是操作系统的最小功能单位

前言 　　在我们进行开发的时候，为了充分利用系统资源，我们通常会进行多线程开发，实现起来非常简单，需要使用线程的时候就去创建一个线程（继承Thread类、实现Runnable接口、使用Callable和Future），但是这样也有一点问题，就是如果并发的线程数量很多，创建线程、销毁线程都是需要消耗时间、资源，这个时候线程池就派上用场了 一、四种线程池的介绍 　　Java通过Executors提供了四种线程池，分别是 　 　1.newSingleThreadExecutor() 　　创建一个单线程化的线程池，它只会用唯一的工作线程来执行任务，保证所有任务都是按照指定的顺序（FIFO，LIFO，优先级）执行 public static ExecutorService newSingleThreadExecutor() { return new FinalizableDelegatedExecutorService ( new ThreadPoolExecutor( 1 , 1 , 0L , TimeUnit.MILLISECONDS, new LinkedBlockingQueue<Runnable> ())); } 　 　2.newFixedThreadExecutor() 　　创建一个定长线程池，可控制线程最大并发数，超出的线程会在队列中等待 public static

Java内存模型是什么？ Java内存模型规定和指引Java程序在不同的内存架构、CPU和操作系统间有确定性地行为。它在多线程的情况下尤其重要。Java内存模型对一个线程所做的变动能被其它线程可见提供了保证，它们之间是先行发生关系。这个关系定义了一些规则让程序员在并发编程时思路更清晰。比如，先行发生关系确保了： 线程内的代码能够按先后顺序执行，这被称为程序次序规则。 对于同一个锁，一个解锁操作一定要发生在时间上后发生的另一个锁定操作之前，也叫做管程锁定规则。 前一个对volatile的写操作在后一个volatile的读操作之前，也叫volatile变量规则。 一个线程内的任何操作必需在这个线程的start()调用之后，也叫作线程启动规则。 一个线程的所有操作都会在线程终止之前，线程终止规则。 一个对象的终结操作必需在这个对象构造完成之后，也叫对象终结规则。 可传递性 更多介绍可以移步并发编程网： （深入理解java内存模型系列文章：http://ifeve.com/java-memory-model-0） Java中interrupted 和isInterruptedd方法的区别？ interrupted() 和 isInterrupted()的主要区别是前者会将中断状态清除而后者不会。Java多线程的中断机制是用内部标识来实现的，调用Thread.interrupt(

什么是线程 线程是操作系统调度的最小单位，在一个进程中，一般至少有一个线程在运行。一个进程中包含的多个线程，在多核处理器中，操作系统可以将多个线程调度到不同的CPU核心上运行，多个线程可以并行运行。 在同一个进程中的多个线程，共享同一个进程空间，这意味着，线程间通信的成本相对进程间会低很多，但是由于可以同时访问同一个内存地址，所以不正确的同步可能会导致数据竞争而发生错误。 3. 创建一个线程 在Java中，创建一个线程最简单的方式是继承 java.lang.Thread 类。通过重写Thread类的run()方法，可以将线程中需要执行的代码放到run()方法中，这样，当这个线程被启动以后，可以在新启动的线程中执行这些逻辑。 public class SimpleThread extends Thread { @Override 上面的代码中，我们通过继承Thread创建了一个SimpleThread类，然后重写了Thread的run()方法，把需要在新的线程中执行的逻辑放到run()方法中，当通过Thread的start()方法启动线程以后，run()方法就会在新线程中被执行。 如果采用这种方式创建线程，那么当我们有多个不同的逻辑需要并行执行，那么我们需要像上面一样，通过继承的方式创建多个Thread的子类，然后重写run()方法来实现。这样看来，我们其实是创建了多个不同类型的线程