В то время, когда выполняется программный код режима ядра, приоритет которого имеет наибольшее значение, никакой другой код на данном процессоре стартовать не может. Разумеется, если слишком большие объемы программного кода будут выполняться при слишком высоких значениях IRQL, то это неминуемо приведет к общей деградации системы.

Для разрешения такого типа проблем, программный код, предназначенный для работы в режиме ядра, должен быть сконструирован таким образом, чтобы избегать продолжительной работы при повышенных уровнях IRQL. Одним из самых важных компонентов этой стратегии являются Deferred Procedure Calls (DPC) — отложенные процедурные вызовы.

Функционирование DPC

Схема применения отложенных процедурных вызовов позволяет построить процесс выполнения таким образом, что задача может быть запланирована кодом, работающим на высоком уровне IRQL, но она еще не выполняется . Такая отсрочка выполнения применима, если производится обслуживание прерывания в драйвере, и при этом нет никаких причин блокировать выполнение другого программного кода более низкого уровня IRQL. Иными словами — когда обработка данной ситуации может быть безболезненно перенесена на более позднее время.

Для учета заявок на вызов DPC процедур операционная система поддерживает очередь объектов DPC.

Для начала, ограничимся рассмотрением более простого случая работы с DPC процедурами, предназначенными для использования совместно с процедурами обработки прерываний. Данный тип DPC процедур получил в литературе специальное название DpcForIsr.

Объект DPC для использования в процедурах обработки прерываний создается по вызову IoInitializeDpcRequest , выполняемому обычно в стартовых процедурах драйвера. Данный вызов регистрирует предлагаемую драйвером DpcForIsr процедуру и ассоциирует ее с создаваемым объектом — достаточно распространенная методика в Windows. Следует особо отметить, что DPC объект, созданный данным вызовом так и останется в недрах операционной системы, недоступным разработчику драйвера. (Отличие DpcForIsr от других DPC процедур состоит только в том, что работа с последними проходит при помощи вызовов Ke...Dpc , а создаваемые для них DPC объекты доступны разработчику драйвера.)

Если драйвер зарегистрировал свою процедуру DpcForIsr, то во время обработки прерывания ISR процедурой в системную очередь DPC может быть помещен соответствующий DPC объект (фактически, запрос на вызов этой DpcForIsr процедуры позже) — при помощи вызова IoRequestDpc . Процедура DpcForIsr и завершит позже обработку полученного ISR процедурой запроса, что будет выполнено в менее критичных условиях и при низком уровне IRQL.

В общих чертах, функционирование DPC процедур (в данном случае, DpcForIsr) складывается из следующих операций:

• Когда некоторый фрагмент программного кода, работающий на высоком (аппаратном) уровне IRQL желает запланировать выполнение части своей работы так, чтобы она была выполнена при низком значении IRQL, то он добавляет DPC объект в системную очередь отложенных процедурных вызовов.
• Рано или поздно, значение IRQL процессора падает ниже DISPATCH_LEVEL, и работа, которая была отложена прерыванием, обслуживается DPC функцией. Диспетчер DPC извлекает каждый DPC объект из очереди и вызывает соответствующую функцию, указатель на которую хранится в этом объекте. Вызов этой функции выполняется в то время, когда процессор работает на уровне DISPATCH_LEVEL.

Особенности механизма DPC

Как правило, работа с отложенными процедурными вызовами не является сложной, поскольку операционные системы Windows 2000/XP/Server 2003 предлагают большой набор системных вызовов, скрывающих большую часть деталей этого процесса. Тем не менее, особо следует выделить два наиболее обманчивых момента в работе с DPC.

Во-первых, Windows NT 5 устанавливает ограничение, состоящее в том, что один экземпляр DPC объекта может быть помещен в системную DPC очередь в определенный временной промежуток. Попытки поместить в очередь DPC объект, в точности совпадающий с уже там присутствующим, отвергаются. В результате, происходит только один вызов DPC процедуры, даже если драйвер ожидает выполнение двух вызовов. Это может произойти, если два прерывания были вызваны обслуживаемым устройством, а обработка первого отложенного процедурного вызова еще не начиналась. Первый экземпляр DPC объекта еще пребывает в очереди, в то время как драйвер уже приступил к обработке второго прерывания.

Конструкция драйвера должна предусматривать такой ход работы DPC механизма. Возможно, следует предусмотреть дополнительно счетчик DPC запросов, либо драйвер может реализовать собственную реализацию очереди запросов. В момент выполнения реальной отложенной процедуры можно проверять счетчик и собственную очередь запросов для того, чтобы определить, какую конкретно работу следует выполнять.

Во-вторых, существуют значительные синхронизационные проблемы при работе на многопроцессорных платформах. Предположим, программный код, выполняемый на одном процессоре, выполняет обслуживание прерывания и планирует вызов DPC процедуры (размещая DPC объект в системной очереди). Тем не менее, еще до момента полного завершения обработки прерывания, другой процессор может начать обработку DPC объекта, помещенного в системную очередь. Таким образом, возникает ситуация, в которой программный код обслуживания прерываний выполняется параллельно и одновременно с кодом DPC процедуры. По этой причине необходимо предусмотреть меры по надежной синхронизации доступа программного кода DPC процедуры к ресурсам, используемым совместно с драйверной процедурой обслуживания прерывания.

Если присмотреться к списку параметров вызовов IoInitializeDpcRequest и IoRequestDpc (предназначенных для работы с DpcForIsr процедурами), то нетрудно заметить, что DPC объект "привязан" к объекту устройства. При размещении этого объекта в DPC очереди в момент работы ISR процедуры также указывается объект устройства. Этим и достигается определенность, вызов какой конкретно DPC процедуры "заказан" ISR процедурой (соотнесение по объекту устройства). Это же говорит о том, что драйвер, который создал несколько объектов устройств (достаточно редкий случай), может эксплуатировать и несколько процедур DpcForIsr — по одной для каждого объекта устройства.

Системный DPC механизм предотвращает возможность одновременной обработки DPC объектов из системной очереди, даже в условиях многопроцессорной конфигурации. Таким образом, если ресурсы используются совместно несколькими отложенными процедурами, то нет необходимости заботиться о синхронизации доступа к ним.

Выше было рассмотрено использование DPC процедур для завершения обработки прерываний, то есть DpcForIsr. Однако DPC процедуры можно использовать и в другом ключе, например, совместно с таймерами для организации ожидания. Для этого создастся объект DPC при помощи вызова KeInitializeDPC , который связывает этот объект с DPC процедурой, входящей в состав драйвера. После этого можно выполнять установку времени ожидания в предварительно инициализированном (используя KeInitializeTimer или KeInitializeEx ) объекте таймера. Для установки интервала ожидания используется вызов KeSetTimer , которому в качестве одного из параметров необходимо передать указатель на инициализированный DPC объект. Пo истечении интервала ожидания DPC объект будет внесен в системную DPC очередь, и DPC процедура, ассоциированная с ним, будет вызвана так скоро, насколько этo будет возможно. Процедуры DPC данного, второго, типа обозначены в документации DDK термином "Custom DPC". (Этот вариант использования DPC процедур делает их весьма напоминающими APC вызовы пользовательского режима.)

Для размещения в системной DPC очереди объектов, соответствующих второму типу DPC процедур (не связанных с прерываниями), следует использовать вызов KeInsertQueueDpc . Соответственно, код-инициатор вызова должен работать на уровне IRQL не ниже DISPATCH_LEVEL.

Для очистки системной DPC очереди от Custom DPC процедур, например, если драйвер должен срочно завершить работу, предназначен вызов KeRemoveQueueDpc , который может быть вызван из кода любого уровня IRQL.

Обработка прерываний таймера

Каждый компьютер имеет аппаратный таймер или системные часы, которые генерируют аппаратное прерывание через фиксированные интервалы времени. Временной интервал между соседними прерываниями называется тиком процессора или просто тиком (CPU tick, clock tick). Как правило, системный таймер поддерживает несколько значений тиков, но в UNIX это значение обычно устанавливается равным 10 миллисекундам, хотя это значение может отличаться для различных версий операционной системы. Большинство систем хранят это значение в константе HZ, которая определена в файле заголовков Например, для тика в 10 миллисекунд значение HZ устанавливается равным 100.

Обработчик прерываний ядра вызывается аппаратным прерыванием таймера, приоритет которого обычно самый высокий. Таким образом, обработка прерывания должна занимать минимальное количество времени. В общем случае, обработчик решает следующие задачи:

1. Обновление статистики использования процессора для текущего процесса

2. Выполнение ряда функций, связанных с планированием процессов, например пересчет приоритетов и проверку истечения временного кванта для процесса

3. Проверка превышения процессорной квоты для данного процесса и отправка этому процессу сигнала SIGXCPU в случае превышения

4. Обновление системного времени (времени дня) и других связанных с ним таймеров

5. Обработка отложенных вызовов

6. Обработка алармов

7. Пробуждение в случае необходимости системных процессов, например диспетчера страниц и свопера

Часть задач не требует выполнения на каждом тике. Большинство систем вводят нотацию главного тика (major tick), который происходит каждые тиков, где зависит от конкретной версии системы. Определенный набор функций выполняется только на главных тиках. Например, производит пересчет приоритетов каждые 4 тика, a SVR4 обрабатывает и производит пробуждение системных процессов раз в секунду МакКузик М. К., Невилл-Нил Дж. В. FreeBSD: архитектура и реализация. -- М.: КУДИЦ-ОБРАЗ, 2006. -- 800 с...

Отложенные вызовы

Отложенный вызов определяет функцию, вызов которой будет произведен ядром системы через некоторое время. Например, в SVR4 любая подсистема ядра может зарегистрировать отложенный вызов следующим образом:

int co_ID = timeout(void (*fn)(), caddr_t arg, long delta)

где fn определяет адрес функции, которую необходимо вызвать, при этом ей будет передан аргумент arg, а сам вызов будет произведен через delta тиков. Ядро производит вызов fn() в системном контексте, таким образом функция отложенного вызова не должна обращаться к адресному пространству текущего процесса (поскольку не имеет к нему отношения), а также не должна переходить в состояние сна.

Отложенные вызовы применяются для выполнения многих функций, например:

1. Выполнение ряда функций планировщика и подсистемы управления памятью.

2. Выполнение ряда функций драйверов устройств для событий, вероятность ненаступления которых относительно велика. Примером может служить модуль протокола TCP, реализующий таким образом повторную передачу сетевых пакетов по таймауту.

3. Опрос устройств, не поддерживающих прерывания.

Заметим, что функции отложенных вызовов выполняются в системном контексте, а не в контексте прерывания. Вызов этих функций выполняется не обработчиком прерывания таймера, а отдельным обработчиком отложенных вызовов, который запускается после обработки прерывания таймера. При обработке прерывания таймера система проверяет необходимость запуска тех или иных функций отложенного вызова и устанавливает соответствующий флаг для них. В свою очередь обработчик отложенных вызовов проверяет флаги и запускает необходимые в системном контексте МакКузик М. К., Невилл-Нил Дж. В. FreeBSD: архитектура и реализация. -- М.: КУДИЦ-ОБРАЗ, 2006. -- 800 с...

Контекст процесса

Контекст процесса включает в себя содержимое адресного пространства задачи, выделенного процессу, а также содержимое относящихся к процессу аппаратных регистров и структур данных ядра. С формальной точки зрения, контекст процесса объединяет в себе пользовательский контекст, регистровый контекст и системный контекст.

Пользовательский контекст состоит из команд и данных процесса, стека задачи и содержимого совместно используемого пространства памяти в виртуальных адресах процесса. Те части виртуального адресного пространства процесса, которые периодически отсутствуют в оперативной памяти вследствие выгрузки или замещения страниц, также включаются в пользовательский контекст.

Регистровый контекст состоит из следующих компонент:

1. Счетчика команд, указывающего адрес следующей команды, которую будет выполнять центральный процессор; этот адрес является виртуальным адресом внутри пространства ядра или пространства задачи.

2. Регистра состояния процессора (PS), который указывает аппаратный статус машины по отношению к процессу. Регистр PS, например, обычно содержит подполя, которые указывают, является ли результат последних вычислений нулевым, положительным или отрицательным, переполнен ли регистр с установкой бита переноса и т. д. Операции, влияющие на установку регистра PS, выполняются для отдельного процесса, потому-то в регистре PS и содержится аппаратный статус машины по отношению к процессу. В других имеющих важное значение подполях регистра PS указывается текущий уровень прерывания процессора, а также текущий и предыдущий режимы выполнения процесса (режим ядра/задачи). По значению подполя текущего режима выполнения процесса устанавливается, может ли процесс выполнять привилегированные команды и обращаться к адресному пространству ядра.

3. Указателя вершины стека, в котором содержится адрес следующего элемента стека ядра или стека задачи, в соответствии с режимом выполнения процесса. В зависимости от архитектуры машины указатель вершины стека показывает на следующий свободный элемент стека или на последний используемый элемент. От архитектуры машины также зависит направление увеличения стека (к старшим или младшим адресам), но для нас сейчас эти вопросы несущественны.

4. Регистров общего назначения, в которых содержится информация, сгенерированная процессом во время его выполнения.

Системный контекст процесса имеет «статическую часть» (первые три элемента в нижеследующем списке) и «динамическую часть» (последние два элемента). На протяжении всего времени выполнения процесс постоянно располагает одной статической частью системного контекста, но может иметь переменное число динамических частей. Динамическую часть системного контекста можно представить в виде стека, элементами которого являются контекстные уровни, которые помещаются в стек ядром или выталкиваются из стека при наступлении различных событий. Системный контекст включает в себя следующие компоненты:

1. Запись в таблице процессов, описывающая состояние процесса (раздел 6.1) и содержащая различную управляющую информацию, к которой ядро всегда может обратиться.

2. Часть адресного пространства задачи, выделенная процессу, где хранится управляющая информация о процессе, доступная только в контексте процесса. Общие управляющие параметры, такие как приоритет процесса, хранятся в таблице процессов, поскольку обращение к ним должно производиться за пределами контекста процесса.

3. Записи частной таблицы областей процесса, общие таблицы областей и таблицы страниц, необходимые для преобразования виртуальных адресов в физические, в связи с чем в них описываются области команд, данных, стека и другие области, принадлежащие процессу. Если несколько процессов совместно используют общие области, эти области входят составной частью в контекст каждого процесса, поскольку каждый процесс работает с этими областями независимо от других процессов. В задачи управления памятью входит идентификация участков виртуального адресного пространства процесса, не являющихся резидентными в памяти.

4. Стек ядра, в котором хранятся записи процедур ядра, если процесс выполняется в режиме ядра. Несмотря на то, что все процессы пользуются одними и теми же программами ядра, каждый из них имеет свою собственную копию стека ядра для хранения индивидуальных обращений к функциям ядра. Пусть, например, один процесс вызывает функцию creat и приостанавливается в ожидании назначения нового индекса, а другой процесс вызывает функцию read и приостанавливается в ожидании завершения передачи данных с диска в память. Оба процесса обращаются к функциям ядра и у каждого из них имеется в наличии отдельный стек, в котором хранится последовательность выполненных обращений. Ядро должно иметь возможность восстанавливать содержимое стека ядра и положение указателя вершины стека для того, чтобы возобновлять выполнение процесса в режиме ядра. В различных системах стек ядра часто располагается в пространстве процесса, однако этот стек является логически-независимым и, таким образом, может помещаться в самостоятельной области памяти. Когда процесс выполняется в режиме задачи, соответствующий ему стек ядра пуст.

5. Динамическая часть системного контекста процесса, состоящая из нескольких уровней и имеющая вид стека, который освобождается от элементов в порядке, обратном порядку их поступления. На каждом уровне системного контекста содержится информация, необходимая для восстановления предыдущего уровня и включающая в себя регистровый контекст предыдущего уровня.

Ядро помещает контекстный уровень в стек при возникновении прерывания, при обращении к системной функции или при переключении контекста процесса. Контекстный уровень выталкивается из стека после завершения обработки прерывания, при возврате процесса в режим задачи после выполнения системной функции, или при переключении контекста. Таким образом, переключение контекста влечет за собой как помещение контекстного уровня в стек, так и извлечение уровня из стека: ядро помещает в стек контекстный уровень старого процесса, а извлекает из стека контекстный уровень нового процесса. Информация, необходимая для восстановления текущего контекстного уровня, хранится в записи таблицы процессов Робачевский А. М. Операционная система UNIX. -- СПб.: БХВ- Петербург, 2002. -- 528 с. .

Важной особенностью процедур, выполняемых по запросам прерываний, является то, что они выполняют работу, чаще всего никак не связанную с текущим процессом.

Например, драйвер диска может получить управление после того, как контроллер диска записал в соответствующие сектора информацию, полученную от процесса А, но этот момент времени, не совпадет с периодом очередной итерации выполнения процесса А или его потока.

В наиболее типичном случае процесс А будет находиться в состоянии ожидания завершения операции ввода-вывода (при синхронном режиме выполнения этой операции) и драйвер диска прервет какой-либо другой процесс.

В некоторых случаях вообще трудно однозначно определить, для какого процесса выполняет работу тот или иной программный модуль ОС, например планировщик потоков. Поэтому для такого рода процедур вводятся ограничения - они не имеют права использовать ресурсы (память, открытые файлы и т.п.), с которыми работает текущий процесс.

Процедуры обработки прерываний работают с ресурсами, которые были выделены им при инициализации соответствующего драйвера или инициализации самой операционной системы. Эти ресурсы принадлежат ОС, а не конкретному процессу. Так память драйверам выделяется из системной области. Поэтому обычно говорят, что процедуры обработки прерывании работают вне контекста процесса.

Диспетчеризация прерываний является важной функцией ОС, и эта функция реализована практически во всех мультипрограммных ОС. Как правило, в ОС реализуется двухуровневый механизм планирования работ. Верхний уровень планирования выполняется диспетчером прерываний, который распределяет процессорное время между потоком поступающих запросов на прерывания различных типов - внешних, внутренних и программных. Оставшееся процессорное время распределяется другим диспетчером - диспетчером потоков, на основании дисциплин квантования и других, которые мы рассматривали.

Системные вызовы

Системный вызовпозволяет приложению обратиться к ОС с просьбой выполнить то или иное действие, оформленное как процедура (или набор процедур) кодового сегмента ОС.

Для прикладного программиста ОС выглядит как некая библиотека, реализующая полезные функции, облегчающие управление прикладной задачей или выполнение действий, запрещенных в пользовательском режиме, например обмен данными с устройством ввода-вывода.

Реализация системных вызовов должна удовлетворять следующим требованиям:

· обеспечивать переключение в привилегированный режим;

· обладать высокой скоростью вызова процедур ОС;

· обеспечивать единообразное обращение к системным вызовам для всех аппаратных платформ, на которых работают ОС;

· допускать легкое расширение набора системных вызовов;

· обеспечивать контроль со стороны ОС за корректным использованием системных вызовов

В большинстве ОС системные вызовы обслуживаются по централизованной схеме, основанной на существовании диспетчера системных вызовов.

При любом системном вызове приложение выполняет программное прерывание с определенным и единственным номером вектора.

Перед выполнением программного прерывания приложение передает ОС номер системного вызова. Способ передачи зависит от реализации. Например, номер можно поместить в определенный регистр процессора или передать через стек. Также некоторым способом передаются аргументы системного вызова, они могут помешаться как, в регистры общего назначения, так и передаваться через стек или массив, оперативной памяти.

…

Адрес процедуры 21h

Адрес процедуры 22h

Адрес процедуры 23h

…

Адрес диспетчера системных вызовов

Диспетчер системных вызовов

Процедура обработки Системного вызова 21h

Процедура обработки Системного вызова 22h

Процедура обработки Системного вызова 23h

После завершения работы системного вызова управление возвращается диспетчеру, при этом он получает также код завершения этого вызова. Диспетчер восстанавливает регистры процессора, помещает в определенный регистр код возврата и выполняет инструкцию возврата из прерывания, которая восстанавливает непривилегированный режим работы процессора.

Описанный табличный способ организации системных вызовов принят практически во всех операционных системах. Он позволяет легко модифицировать со­став системных вызовов, просто добавив в таблицу новый адрес и расширив диа­пазон допустимых номеров вызовов.

ОС может выполнять системные вызовы в синхронном или асинхронном режимах.

Синхронный системный вызов означает, что процесс, сделавший такой вызов, приостанавливается до тех пор, пока системный вызов не выполнит всю требуемую работу. После этого планировщик переводит процесс в состояние готовности.

Асинхронный системный вызов не приводит к переводу процесса в режим ожидания после выполнения некоторых начальных системных действий, например запуска операции вывода-вывода, управление возвращается прикладному процессу.

Большинство системных вызовов в ОС являются синхронными.

Распространенной проблемой операционной системы Windows любой редакции является загрузка ресурсов компьютера «внутренними» процессами. Одним из таких процессов является системное прерывание, которое может серьезно нагружать ресурсы компьютера, что будет отображаться в «Диспетчере задач». Наиболее часто приходится сталкиваться с ситуацией, когда системное прерывание грузит процессор, из-за чего компьютер серьезно теряет в производительности. В рамках данной статьи мы рассмотрим, почему это происходит, а также можно ли отключить системные прерывания в Windows.

Системные прерывания: что это за процесс

Процесс «Системные прерывания» по умолчанию в операционной системе Windows запущен постоянно, но при обычной работе он не должен нагружать компоненты системы более чем на 5%. Если данный процесс более серьезно воздействует на ресурсы компьютера, это говорит о наличии аппаратной проблемы, а именно о нарушении в работе одного из компонентов компьютера.

Когда «Системные прерывания» грузят процессор, это может сигнализировать о неполадках в работе видеокарты, материнской платы, оперативной памяти или другого элемента системного блока. Центральный процессор старается дополнить недостающую мощность, возникшую из-за неправильной работы компонента, при помощи собственных ресурсов, о чем свидетельствует процесс «Системные прерывания». Чаще всего проблема неправильной работы компонентов компьютера связана с полной или частичной несовместимостью запущенной программы (или игры) с драйверами компонентов компьютера.

Как отключить системные прерывания

Как было отмечено выше, системные прерывания являются не более чем указателем, что со стороны Windows идет дополнительное обращение к ресурсам центрального процессора. Отключить системные прерывания, чтобы повысить производительность компьютера, не получится, и нужно искать проблему в работе компонентов PC. Для этого удобно использовать приложение DPC Latency Checker, которое можно загрузить бесплатно в интернете с сайта разработчиков. Программа позволяет определить неисправные компоненты компьютера.

Чтобы провести диагностику системы приложением DPC Latency Checker, запустите его и подождите. Некоторое время уйдет на проверку компьютера, после чего пользователь увидит на графике, если имеются проблемы в работе компонентов системы. Также приложение укажет на возможные ошибки и посоветует их поискать, отключая устройства.

Для этого перейдите в «Диспетчер устройств», нажав правой кнопкой мыши на «Пуск» и выбрав соответствующий пункт, и начните по одному отключать устройства. После каждого отключения проверяйте в «Диспетчере задач» и приложении DPC Latency Checker, устранена ли проблемы с загрузкой процессора системными прерываниями. Если проблема сохранилась, включайте устройство обратно и переходите к следующему.

Важно: В процессе отключения компонентов в «Диспетчере устройств», не отключайте «Компьютер», «Процессор» и «Системные устройства», иначе это приведет к экстренной перезагрузке компьютера.

Когда будет найдено устройство, при отключении которого нагрузка на процессор снизится до нормального состояния, обновите драйвера для этого компонента с официального сайта разработчиков.

Обратите внимание: Если были предприняты попытки отключить все компоненты системы, но процесс «Системные прерывания» продолжает нагружать систему, попробуйте обновить драйвера для процессора.

В ситуации, когда советы, приведенные выше, не помогают справиться с проблемой загрузки процессора системными прерываниями, можно опробовать еще следующие способы исправления ситуации:

Стоит отметить, что отключать системные прерывания через «Диспетчер задач» не следует, это приведет к сбою системы, но не решит проблему.

Объекты управления включают объекты-примитивы для потоков, прерываний, таймеров, синхронизации, профилирования, а также два специальных объекта для реализации DPC и APC. Объекты DPC (Deferred Procedure Call - отложенный вызов процедуры) используются для уменьшения времени выполнения ISR (Interrupt Service Routines - процедура обслуживания прерываний), которая запускается по прерыванию от устройства. Ограничение времени, затрачиваемого на ISR-процедуры, сокращает шансы утраты прерывания.

Оборудование системы присваивает прерываниям аппаратный уровень приоритета. Процессор также связывает уровень приоритета с выполняемой им работой. Процессор реагирует только на те прерывания, которые имеют более высокий приоритет, чем используемый им в данный момент. Нормальный уровень приоритета (в том числе уровень приоритета всего пользовательского режима) - это 0. Прерывания устройств происходят с уровнем 3 или более высоким, а ISR для прерывания устройства обычно выполняется с тем же уровнем приоритета, что и прерывание (чтобы другие менее важные прерывания не происходили при обработке более важного прерывания).

Если ISR выполняется слишком долго, то обслуживание прерываний более низкого приоритета будет отложено, что, возможно, приведет к потере данных или замедлит ввод-вывод системы. В любой момент времени может выполняться несколько ISR, при этом каждая последующая ISR будет возникать от прерываний со все более высоким уровнем приоритета.

Для уменьшения времени обработки ISR выполняются только критические операции, такие как запись результатов операций ввода-вывода и повторная инициализация устройства. Дальнейшая обработка прерывания откладывается до тех пор, пока уровень приоритета процессора не снизится и не перестанет блокировать обслуживание других прерываний. Объект DPC используется для представления подлежащей выполнению работы, а ISR вызывает уровень ядра для того, чтобы поставить DPC в список DPC конкретного процессора. Если DPC является первым в списке, то ядро регистрирует специальный аппаратный запрос на прерывание процессора с уровнем 2 (на котором NT вызывает уровень DISPATCH). Когда завершается последняя из существующих ISR, уровень прерывания процессора падает ниже 2, и это разблокирует прерывание для обработки DPC. ISR для прерывания DPC обработает каждый из объектов DPC (которые ядро поставило в очередь).

Методика использования программных прерываний для откладывания обработки прерываний является признанным методом уменьшения латентности ISR. UNIX и другие системы начали использовать отложенную обработку в 1970-х годах (для того, чтобы справиться с медленным оборудованием и ограниченным размером буферов последовательных подключений к терминалам). ISR получала от оборудования символы и ставила их в очередь. После того как вся обработка прерываний высшего уровня была закончена, программное прерывание запускало ISR с низким приоритетом для обработки символов (например, для реализации возврата курсора на одну позицию - для этого на терминал посылался управляющий символ для стирания последнего отображенного символа, и курсор перемещался назад).

Аналогичным примером в современной системе Windows может служить клавиатура. После нажатия клавиши клавиатурная ISR читает из регистра код клавиши, а затем опять разрешает клавиатурное прерывание, но не делает обработку клавиши немедленно. Вместо этого она использует DPC для постановки обработки кода клавиши в очередь (до того момента, пока все подлежащие обработке прерывания устройства не будут отработаны).

Поскольку DPC работают на уровне 2, они не мешают выполнению ISR для устройств, но мешают выполняться любым потокам до тех пор, пока все поставленные в очередь DPC не завершатся и уровень приоритета процессора не упадет ниже 2. Драйверы устройств и система не должны слишком долго выполнять ISR или DPC. Поскольку потокам не разрешается выполняться, то ISR и DPC могут сделать систему медлительной и породить сбои при проигрывании музыки (затормаживая те потоки, которые пишут музыку из буфера в звуковое устройство). Другой частый случай использования DPC - это выполнение процедур по прерыванию таймера. Во избежание блокирования потоков события таймера (которые должны выполняться продолжительное время) должны ставить в очередь запросы к пулу рабочих потоков (который ядро поддерживает для фоновой работы).