linux中断处理之IRQ中断

一:前言

在前一个专题里曾分析过所有IRQ中断处理流程,经过SAVE_ALL保存硬件环境后,都会进入do_IRQ()进行处理,今天接着分析do_IRQ()处理的相关东西.分为两部中断处理程序与软中断两个大的部份进行介绍.

二:中断处理程序

在驱动程序中,通常使用request_irq()来注册中断处理程序.我们先从注册中断处理程序的实现说起.

/*

irq:可断号

handler:中断处理程序

irqflags:中断处理标志.SA_SHIRQ:共享中断线 SA_INTERRUPT:快速处理中断

必须在关中断的情况下运行.SA_SAMPLE_RANDOM:该中断可能用于产生一个随机数

devname dev_id:设备名称与ID     

*/

int request_irq(unsigned int irq,

irqreturn_t (*handler)(int, void *, struct pt_regs *),

unsigned long irqflags,

const char * devname,

void *dev_id)

{

int retval;

struct irqaction * action;

#if 1

if (irqflags & SA_SHIRQ) {

if (!dev_id)

printk("Bad boy: %s (at 0x%x) called us without a dev_id!\n", devname, (&irq)[-1]);

}

#endif

//参数有效性判断

if (irq >= NR_IRQS)

return -EINVAL;

if (!handler)

return -EINVAL;

// 分配一个irqaction

action = (struct irqaction *)

kmalloc(sizeof(struct irqaction), GFP_ATOMIC);

if (!action)

return -ENOMEM;

action->handler = handler;

action->flags = irqflags;

cpus_clear(action->mask);

action->name = devname;

action->next = NULL;

action->dev_id = dev_id;

//将创建并初始化完在的action加入irq_desc[NR_IRQS]

retval = setup_irq(irq, action);

if (retval)

kfree(action);

return retval;

}

上面涉及到的irqaction结构与irq_desc[]的关系我们在上一节我们已经详细分析过了,这里不再赘述.

转进setup_irq():

int setup_irq(unsigned int irq, struct irqaction * new)

{

int shared = 0;

unsigned long flags;

struct irqaction *old, **p;

irq_desc_t *desc = irq_desc + irq;

//如果hander == no_irq_type:说明中断控制器不支持该IRQ线

if (desc->handler == &no_irq_type)

return -ENOSYS;

sif (new->flags & SA_SAMPLE_RANDOM) {

rand_initialize_irq(irq);

}

/*

* The following block of code has to be executed atomically

*/

spin_lock_irqsave(&desc->lock,flags);

p = &desc->action;

if ((old = *p) != NULL) {

//判断这条中断线上的中断处理程序是否允许SHARE

/* Can't share interrupts unless both agree to */

if (!(old->flags & new->flags & SA_SHIRQ)) {

spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags);

return -EBUSY;

}

/* add new interrupt at end of irq queue */

do {

p = &old->next;

old = *p;

} while (old);

shared = 1;

}

//将其添加到中断处理函数链的末尾

*p = new;

//如果这一条线还没有被占用,初始化这条中断线

//包含清标志,在8259A上启用这条中断线

if (!shared) {

desc->depth = 0;

desc->status &= ~(IRQ_DISABLED | IRQ_AUTODETECT | IRQ_WAITING | IRQ_INPROGRESS);

desc->handler->startup(irq);

}

spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags);

//在proc下建立相关的文件

register_irq_proc(irq);

return 0;

}

现在知道怎么打一个中断处理程序挂到irq_desc[NR_IRQS]数组上了,继续分析中断处理中如何调用中断处理函数.从我们开篇时说到的do_IRQ()说起.

asmlinkage unsigned int do_IRQ(struct pt_regs regs)

{    

//屏蔽高位,取得中断号

int irq = regs.orig_eax & 0xff; /* high bits used in ret_from_ code  */

//取得中断号对应的desc结构

irq_desc_t *desc = irq_desc + irq;

struct irqaction * action;

unsigned int status;

irq_enter();

// 调试用,忽略

#ifdef CONFIG_DEBUG_STACKOVERFLOW

/* Debugging check for stack overflow: is there less than 1KB free? */

{

long esp;

__asm__ __volatile__("andl %%esp,%0" :

"=r" (esp) : "0" (THREAD_SIZE - 1));

if (unlikely(esp < (sizeof(struct thread_info) + STACK_WARN))) {

printk("do_IRQ: stack overflow: %ld\n",

esp - sizeof(struct thread_info));

dump_stack();

}

}

#endif

//更新统计计数

kstat_this_cpu.irqs[irq]++;

spin_lock(&desc->lock);

//给8259 回一个ack.回ack之后,通常中断控制会屏蔽掉此条IRQ线

desc->handler->ack(irq);

//清除IRQ_REPLAY IRQ_WAITING标志

status = desc->status & ~(IRQ_REPLAY | IRQ_WAITING);

//设置IRQ_PENDING:表示中断被应答,但没有真正被处理

status |= IRQ_PENDING; /* we _want_ to handle it */

/*

* If the IRQ is disabled for whatever reason, we cannot

* use the action we have.

*/

action = NULL;

//中断被屏蔽或者正在处理

//IRQ_DIASBLED:中断被禁用

//IRQ_INPROGRESS:这个类型的中断已经在被另一个CPU处理了

if (likely(!(status & (IRQ_DISABLED | IRQ_INPROGRESS)))) {

action = desc->action;

status &= ~IRQ_PENDING; /* we commit to handling */

//置位,表示正在处理中...

status |= c; /* we are handling it */

}

desc->status = status;

//没有挂上相应的中断处理例程或者不满足条件

if (unlikely(!action))

goto out;

for (;;) {

irqreturn_t action_ret;

u32 *isp;

union irq_ctx * curctx;

union irq_ctx * irqctx;

curctx = (union irq_ctx *) current_thread_info();

irqctx = hardirq_ctx[smp_processor_id()];

spin_unlock(&desc->lock);

//通常curctx == irqctx.除非中断程序使用独立的4K堆栈.

if (curctx == irqctx)

action_ret = handle_IRQ_event(irq, ®s, action);

else {

/* build the stack frame on the IRQ stack */

isp = (u32*) ((char*)irqctx + sizeof(*irqctx));

irqctx->tinfo.task = curctx->tinfo.task;

irqctx->tinfo.real_stack = curctx->tinfo.real_stack;

irqctx->tinfo.virtual_stack = curctx->tinfo.virtual_stack;

irqctx->tinfo.previous_esp = current_stack_pointer();

*--isp = (u32) action;

*--isp = (u32) ®s;

*--isp = (u32) irq;

asm volatile(

"       xchgl   %%ebx,%%esp     \n"

"       call    handle_IRQ_event \n"

"       xchgl   %%ebx,%%esp     \n"

: "=a"(action_ret)

: "b"(isp)

: "memory", "cc", "edx", "ecx"

);

}

spin_lock(&desc->lock);

//调试用,忽略

if (!noirqdebug)

note_interrupt(irq, desc, action_ret, ®s);

if (curctx != irqctx)

irqctx->tinfo.task = NULL;

//如果没有要处理的中断了,退出

if (likely(!(desc->status & IRQ_c)))

break;

//又有中断到来了,继续处理

desc->status &= ~c;

}

//处理完了,清除IRQ_INPROGRESS标志

desc->status &= ~IRQ_INPROGRESS;

out:

/*

* The ->end() handler has to deal with interrupts which got

* disabled while the handler was running.

*/

//处理完了,调用中断控制器的end.通常此函数会使中断控制器恢复IRQ线中断

desc->handler->end(irq);

spin_unlock(&desc->lock);

//irq_exit():理论上中断处理完了,可以处理它的下半部了

irq_exit();

return 1;

}

这段代码比较简单,但里面几个标志让人觉的很迷糊,列举如下:

IRQ_DISABLED:相应的IRQ被禁用.既然中断线被禁用了,也就不会产生中断,进入do_IRQ()了?因为电子器件的各种原因可能会产生 “伪中断”上报给CPU.

IRQ_PENDING:CPU收到这个中断信号了,已经给出了应答,但并末对其进行处理.回顾上面的代码,进入do_IRQ后,发送ack,再设置此标志.

IRQ_ INPROGRESS:表示这条IRQ线的中断正在被处理.为了不弄脏CPU的高速缓存.把相同IRQ线的中断放在一起处理可以提高效率,且使中断处理程序不必重入

举例说明:如果CPU A接收到一个中断信号.回一个ACK,设置c,假设此时末有这个中断线的中断处理程序在处理,继而会将标志位设为IRQ_ INPROGRESS.转去中断处理函数执行.如果此时,CPU B检测到了这条IRQ线的中断信号.它会回一个ACK.设置

IRQ_PENDING.但时此时这条IRQ线的标志为IRQ_ INPROGRESS.所以,它会进经过goto out退出.如果cpu A执行完了中断处理程序,判断它的标志线是否为IRQ_PENDING.因为CPU B已将其设为了IRQ_PENDING.所以继续循环一次.直到循环完后,清除IRQ_INPROGRESS标志

注意上述读写标志都是加锁的.linux采用的这个方法,不能不赞一个 *^_^*

继续看代码:

asmlinkage int handle_IRQ_event(unsigned int irq,

struct pt_regs *regs, struct irqaction *action)

{

int status = 1;  /* Force the "do bottom halves" bit */

int ret, retval = 0;

//如果没有设置SA_INTERRUPT.将CPU 中断打开

//应该尽量的避免CPU关中断的情况,因为CPU屏弊本地中断,会使

//中断丢失

if (!(action->flags & SA_INTERRUPT))

local_irq_enable();

//遍历运行中断处理程序

do {

ret = action->handler(irq, action->dev_id, regs);

if (ret == IRQ_HANDLED)

status |= action->flags;

retval |= ret;

action = action->next;

} while (action);

if (status & SA_SAMPLE_RANDOM)

add_interrupt_randomness(irq);

//关中断

local_irq_disable();

return retval;

}

可能会有这样的疑问.如果在一根中断线上挂上了很多个中断处理程序,会不会使这一段程序的效率变得很低下呢?事实上,我们在写驱动程序的过程中,都会首先在中断处理程序里判断设备名字与设备ID,只有条件符合的设备中断才会变处理.

三:软中断

为了提高中断的响应速度,很多操作系统都把中断分成了两个部份,上半部份与下半部份.上半部份通常是响应中断,并把中断所得到的数据保存进下半部.耗时的操作一般都会留到下半部去处理.

接下来,我们看一下软中断的处理模型:

Start_kernel() à softirq_init();

在softirq_init()中会注册两个常用类型的软中断,看具体代码:

void __init softirq_init(void)

{

open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action, NULL);

open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action, NULL);

}

//参数含义:nr:软中断类型 action:软中断处理函数    data:软中断处理函数参数

void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action*), void *data)

{

softirq_vec[nr].data = data;

softirq_vec[nr].action = action;

}

static struct softirq_action softirq_vec[32] __cacheline_aligned_in_smp;

struct softirq_action

{

void  (*action)(struct softirq_action *);

void  *data;

};

在上面的代码中,我们可以看到:open_softirq()中.其实就是对softirq_vec数组的nr项赋值.softirq_vec是一个32元素的数组,实际上linux内核只使用了六项. 如下示:

enum

{

HI_SOFTIRQ=0,

TIMER_SOFTIRQ,

NET_TX_SOFTIRQ,

NET_RX_SOFTIRQ,

SCSI_SOFTIRQ,

TASKLET_SOFTIRQ

}

另外.如果使软中断能被CPU调度,还得要让它激活才可以.激活所使用的函数为__raise_softirq_irqoff()

代码如下:

#define __raise_softirq_irqoff(nr) do { local_softirq_pending() |= 1UL << (nr); } while (0)

这个宏使local_softirq_pending的nr位置1

好了,经过open_softirq()à local_softirq_pending()后,我们来看下软中断怎么被CPU调度.

继续上面中断处理的代码.在处理完硬件中断后,会调用irq_exit().这就是软中断的入口点了,我们来看下

#define irq_exit()                                      \

do {                                              \

preempt_count() -= IRQ_EXIT_OFFSET;               \

//注意了,软中断不可以在硬件中断上下文或者是在软中断环境中使用哦 ^_^

//softirq_pending()的判断,注意我们上面分析过的_raise_softirqoff().它判断当前cpu有没有激活软中断

if (!in_interrupt() && softirq_pending(smp_processor_id())) \

do_softirq();                          \

preempt_enable_no_resched();                      \

} while (0)

跟踪进do_softirq()

asmlinkage void do_softirq(void)

{

__u32 pending;

unsigned long flags;

//在硬件中断环境中,退出

if (in_interrupt())

return;

//禁止本地中断,不要让其受中断的影响

local_irq_save(flags);

pending = local_softirq_pending();

//是否有软中断要处理?

if (pending)

__do_softirq();

//恢复CPU中断

local_irq_restore(flags);

}

转入__do_softirq()

asmlinkage void __do_softirq(void)

{

struct softirq_action *h;

__u32 pending;

int max_restart = MAX_SOFTIRQ_RESTART;

int cpu;

pending = local_softirq_pending();

//禁止软中断,不允许软中断嵌套

local_bh_disable();

cpu = smp_processor_id();

restart:

/* Reset the pending bitmask before enabling irqs */

//把挂上去的软中断清除掉,因为我们在这里会全部处理完

local_softirq_pending() = 0;

//开CPU中断

local_irq_enable();

//softirq_vec:32元素数组

h = softirq_vec;

//依次处理挂上去的软中断

do {

if (pending & 1) {

//调用软中断函数

h->action(h);

rcu_bh_qsctr_inc(cpu);

}

h++;

pending >>= 1;

} while (pending);

//关CPU 中断

local_irq_disable();

pending = local_softirq_pending();

//在规定次数内，如果有新的软中断了，可以继续在这里处理完

if (pending && --max_restart)

goto restart;

//依然有没有处理完的软中断,为了提高系统响应效率，唤醒softirqd进行处理

if (pending)

wakeup_softirqd();

//恢复软中断

__local_bh_enable();

}

从上面的处理流程可以看到，软中断处理就是调用open_ softirq()的action参数.这个函数对应的参数是软中断本身（h->action(h)），采用这样的形式，可以在改变softirq_action结构的时候，不会重写软中断处理函数

在进入了软中断的时候，使用了in_interrupt()来防止软中断嵌套，和抢占硬中断环境。然后软中断以开中断的形式运行，软中断的处理随时都会被硬件中断抢占，由于在软中断运行之前调用了local_bh_disable()，所以in_interrupt（）为真，不会执行软中断.

来看下in_interrupt() local_bh_disable() __local_bh_enable()的具体代码：

#define in_interrupt()      (irq_count())

#define irq_count()   (preempt_count() & (HARDIRQ_MASK | SOFTIRQ_MASK))

#define local_bh_disable() \

do { preempt_count() += SOFTIRQ_OFFSET; barrier(); } while (0)

#define __local_bh_enable() \

do { barrier(); preempt_count() -= SOFTIRQ_OFFSET; } while (0)

相当于local_bh_disable设置了preempt_count的SOFTIRQ_OFFSET。In_interrupt判断就会返回一个真值

相应的__local_bh_enable()清除了SOFTIRQ_OFFSET标志

还有几个常用的判断，列举如下：

in_softirq()：判断是否在一个软中断环境

hardirq_count()：判断是否在一个硬中断环境

local_bh_enable()与__local_bh_enable()作用是不相同的：前者不仅会清除SOFTIRQ_OFFSET，还会调用do_softirq()，进行软中断的处理

上述几个判断的代码都很简单，可自行对照分析

四：几种常用的软中断分析

经过上面的分析，看到了linux的软中断处理模式，我们具体分析一下2.6kernel中常用的几种软中断

1:tasklet分析

Tasklet也是俗称的小任务机制，它使用比较方法，另外，还分为了高优先级tasklet与一般tasklet。还记得我们刚开始分析过的softirq_init()这个函数吗

void __init softirq_init(void)

{

//普通优先级

open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action, NULL);

//高优先级

open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action, NULL);

}

它们的软中断处理函数其实是tasklet_action与tasklet_hi_action.

static void tasklet_action(struct softirq_action *a)

{

struct tasklet_struct *list;

//禁止本地中断

local_irq_disable();

//per_cpu变量

list = __get_cpu_var(tasklet_vec).list;

//链表置空

__get_cpu_var(tasklet_vec).list = NULL;

//恢复本地中断

local_irq_enable();

//接下来要遍历链表了

while (list) {

struct tasklet_struct *t = list;

list = list->next;

//为了避免竞争，下列操作都是在加锁情况下进行的

if (tasklet_trylock(t)) {

//t->count为零才会调用task_struct里的函数

if (!atomic_read(&t->count)) {

//t->count 为1。但又没有置调度标志。系统BUG

if (!test_and_clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state))

BUG();

//调用tasklet函数

t->func(t->data);

tasklet_unlock(t);

continue;

}

tasklet_unlock(t);

}

//注意 :所有运行过的tasklet全被continue过去了,只有没有运行的tasklet才会重新加入到链表里面

//禁本地中断

local_irq_disable();

//把t放入队列头，准备下一次接收调度

t->next = __get_cpu_var(tasklet_vec).list;

__get_cpu_var(tasklet_vec).list = t;

//置软中断调用标志。下次运行到do_softirq的时候，可以继续被调用

__raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ);

//启用本地中断

local_irq_enable();

}

}

高优先级tasklet的处理其实与上面分析的函数是一样的，只是per_cpu变量不同而已。

另外，有几个问题值得考虑：

1)       cpu怎么计算软中断优先级的

在do_softirq()à__do_softirq()有：

{

pending = local_softirq_pending();

......

do {

if (pending & 1) {

h->action(h);

rcu_bh_qsctr_inc(cpu);

}

h++;

pending >>= 1;

} while (pending);

......

}

从上面看到，从softirq_vec[]中取项是由pending右移位计算的。

另外，在激活软中断的操作中：

#define __raise_softirq_irqoff(nr) do { local_softirq_pending() |= 1UL << (nr); } while (0)

可以看到 nr越小的就会越早被do_softirq遍历到

2)       在什么条件下才会运行tasklet 链表上的任务

我们在上面的代码里看到只有在t->count为零，且设置了TASKLET_STATE_SCHED标志才会被遍历到链表上对应的函数

那在我们自己的代码里该如何使用tasklet呢？举个例子:

#include

#include

#include

#include

static void tasklet_test_handle(unsigned long arg)

{

printk("in tasklet test\n");

}

//声明一个tasklet

DECLARE_TASKLET(tasklet_test,tasklet_test_handle,0);

MODULE_LICENSE("GPL xgr178@163.com");

int kernel_test_init()

{

printk("test_init\n");

//调度这个tasklet

tasklet_schedule(&tasklet_test);

}

int kernel_test_exit()

{

printk("test_exit\n");

//禁用这个tasklet

tasklet_kill(&tasklet_test);

return 0;

}

module_init(kernel_test_init);

module_exit(kernel_test_exit);

示例模块里涉及到tasklet通用的三个API.分别是DECLARE_TASKLET(), tasklet_schedule(),tasklet_kill()

跟踪一下内核代码:

#define DECLARE_TASKLET(name, func, data) \

struct tasklet_struct name = { NULL, 0, ATOMIC_INIT(0), func, data }

struct tasklet_struct

{

struct tasklet_struct *next;

unsigned long state;

atomic_t count;

void (*func)(unsigned long);

unsigned long data;

};

实际上,DECLARE_TASKLET就是定义了一个tasklet_struct的变量.相应的tasklet调用函数为func().函数参数为data

static inline void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)

{

//如果tasklet没有置调度标置,也就是说该tasklet没有被调度

if (!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state))

__tasklet_schedule(t);

}

void fastcall __tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)

{

unsigned long flags;

//把tasklet加到__get_cpu_var(tasklet_vec).list链表头

local_irq_save(flags);

t->next = __get_cpu_var(tasklet_vec).list;

__get_cpu_var(tasklet_vec).list = t;

//激活相应的软中断

raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ);

local_irq_restore(flags);

}

这个函数比较简单,不详细分析了

void tasklet_kill(struct tasklet_struct *t)

{

//不允许在中断环境中进行此操作

if (in_interrupt())

printk("Attempt to kill tasklet from interrupt\n");

//一直等待tasklet被调度完

while (test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state)) {

do

yield();

while (test_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state));

}

//一直等待tasklet被运行完

tasklet_unlock_wait(t);

//清除调度标志

clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state);

}

该函数会一直等待该tasklet调度并运行完,可能会睡眠,所以不能在中断环境中使用它

2:网络协议栈里专用软中断

在前面分析网络协议协的时候分析过,网卡有两种模式,一种是中断,即数据到来时给CPU上传中断,等到CPU处理中断.第二种是轮询,即在接收到第一个数据包之后,关闭中断,CPU每隔一定时间就去网卡DMA缓冲区取数据.其实,所谓的轮询就是软中断.接下来就来研究一下网络协议栈的软中断

static int __init net_dev_init(void)

{

……

open_softirq(NET_TX_SOFTIRQ, net_tx_action, NULL);

open_softirq(NET_RX_SOFTIRQ, net_rx_action, NULL);

……

}

在这里注册了两个软中断,一个用于接收一个用于发送,函数大体差不多,我们以接收为例.从前面的分析可以知道,软中断的处理函数时就是它调用open_softirq的action参数.在这里即是net_rx_action.代码如下:

static void net_rx_action(struct softirq_action *h)

{

//per_cpu链表.所有网卡的轮询处理函数都通过napi_struct结构存放在这链表里面

struct list_head *list = &__get_cpu_var(softnet_data).poll_list;

unsigned long start_time = jiffies;

int budget = netdev_budget;

void *have;

//关中断

local_irq_disable();

//遍历链表

while (!list_empty(list)) {

struct napi_struct *n;

int work, weight;

if (unlikely(budget <= 0 || jiffies != start_time))

goto softnet_break;

local_irq_enable();

// 取链表里的相应数据

n = list_entry(list->next, struct napi_struct, poll_list);

have = netpoll_poll_lock(n);

weight = n->weight;

work = 0;

//如果允许调度,则运行接口的poll函数

if (test_bit(NAPI_STATE_SCHED, &n->state))

work = n->poll(n, weight);

WARN_ON_ONCE(work > weight);

budget -= work;

//关中断

local_irq_disable();

if (unlikely(work == weight)) {

//如果被禁用了,就从链表中删除

if (unlikely(napi_disable_pending(n)))

__napi_complete(n);

Else

//否则加入链表尾,等待下一次调度

list_move_tail(&n->poll_list, list);

}

netpoll_poll_unlock(have);

}

out:

//启用中断

local_irq_enable();

//选择编译部份,忽略

#ifdef CONFIG_NET_DMA

/*

* There may not be any more sk_buffs coming right now, so push

* any pending DMA copies to hardware

*/

if (!cpus_empty(net_dma.channel_mask)) {

int chan_idx;

for_each_cpu_mask(chan_idx, net_dma.channel_mask) {

struct dma_chan *chan = net_dma.channels[chan_idx];

if (chan)

dma_async_memcpy_issue_pending(chan);

}

}

#endif

return;

softnet_break:

__get_cpu_var(netdev_rx_stat).time_squeeze++;

__raise_softirq_irqoff(NET_RX_SOFTIRQ);

goto out;

}

一般在接口驱动中,会调用__napi_schedule.将其添加进遍历链表.代码如下示:

void fastcall __napi_schedule(struct napi_struct *n)

{

unsigned long flags;

local_irq_save(flags);

//加至链表末尾

list_add_tail(&n->poll_list, &__get_cpu_var(softnet_data).poll_list);

//激活软中断

__raise_softirq_irqoff(NET_RX_SOFTIRQ);

local_irq_restore(flags);

}

关于网卡选择哪一种模式最为合适,我们在前面已经讲述过,这里不再赘述.

五:小结

本节主要分析了中断程序的处理过程与软中断的实现.虽然软中断实现有很多种类,究其模型都是一样的,就是把中断的一些费时操作在响应完中断之后再进行.另外,中断与软中断处理中有很多临界区,需要关闭CPU中断和打开CPU中断.其中的奥妙还需要慢慢的体会