Linux Kernel中断下半部分实现的三种方式

目录
1、软中断
2、tasklet
3、工作队列
总结
目前有三种中断的三种机制：

软中断

tasklet

工作队列

1、软中断

软中断是一组静态定义的下半部接口，有 32 个，可以在所有处理器上同时执行，类型相同也可以；在编译时静态注册。

软中断的相关函数：

注册软中断 open_softirq
触发软中断 raise_softirq
执行软中断 do_softirq
Linux Kernel中定义的软中断：

1. (linux/include/linux/interrupt.h)
2. enum
3. {
4. HI_SOFTIRQ=0,
5. TIMER_SOFTIRQ,
6. NET_TX_SOFTIRQ,
7. NET_RX_SOFTIRQ,
8. BLOCK_SOFTIRQ,
9. IRQ_POLL_SOFTIRQ,
10. TASKLET_SOFTIRQ,
11. SCHED_SOFTIRQ,
12. HRTIMER_SOFTIRQ,
13. RCU_SOFTIRQ, / Preferable RCU should always be the last softirq /
14. NR_SOFTIRQS
15. };

软中断执行函数如下：

1. (linux/kernel/softirq.c)
2. asmlinkage __visible void do_softirq(void)
3. {
4. __u32 pending;
5. unsigned long flags;
6. if (in_interrupt())
7. return;
8. local_irq_save(flags);
9. pending = local_softirq_pending();
10. if (pending && !ksoftirqd_running(pending))
11. do_softirq_own_stack();
12. local_irq_restore(flags);
13. }

代码一上来就判断是否在中断处理中，如果在立刻退出函数。这说明如果有其他软中断触发，则立即返回。所以，软中断不能被另外一个软中断抢占！唯一可以抢占软中断的是中断处理程序，所以软中断允许响应中断。虽然不能在本处理器上抢占，但是其他的软中断甚至同类型可以再其他处理器上同时执行。由于这点，所以对临界区需要加锁保护。

软中断给对时间要求最严格的下半部使用。目前只有网络，内核定时器和 tasklet 建立在软中断上。

2、tasklet

Tasklet是建立在软中断之上的下半部机制，tasklet和软中断很类似，但是tasklet的接口更简单，也不需要严格的锁机制。因为tasklet是使用软中断来实现的，所以tasklet本身就是软中断。

tasklet使用两种软中断来实现：HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ。两者的唯一区别在于优先级，前者优先级更高，总是先于后者执行。

tasklet使用tasklet_struct结构来表示，每个结构体表示一个唯一的tasklet，定义在<linux/interrupt.h>中

1. (linux/include/linux/interrupt.h)
2. struct tasklet_struct
3. {
4. struct tasklet_struct *next;
5. unsigned long state;
6. atomic_t count;
7. bool use_callback;
8. union {
9. void (*func)(unsigned long data);
10. void (callback)(struct tasklet_struct t);
11. };
12. unsigned long data;
13. };

Tasklet的使用：
(1)、声明一个新的tasklet

struct tasklet_struct my_tasklet = { NULL, 0, ATOMIC_INIT(0), my_tasklet_handler, dev };
或者
tasklet_init(t, tasklet_handler, dev); / dynamically as opposed to statically /
(2)、tasklet的处理程序
void tasklet_handler(unsigned long data)
注意：和软中断类似，tasklet不能睡眠（阻塞），因为软中断是运行在中断上下文中的，而tasklet是使用软中断来实现的。

(3)、tasklet的调度

使用tasklet_schedule()进行调度（类似软中断的触发），传入参数为指向tasklet_struct的指针。tasklet被调度后，内核会在合适的时机执行该taskelt。（详见前面的tasklet调度的实现）。如果一个tasklet在执行前被调度了多次，还是只会执行一次（tasklet链表中不会有重复的tasklet）。如果一个tasklet在运行中被调度了（比如被另一个处理器上执行的代码调度了），那么这个tasklet会被重新调度并在下次内核处理tasklet的时候再次执行。

3、工作队列

工作队列是和软中断或者tasklet不同的一种下半部机制。工作队列将工作推迟，交给内核线程执行（所以工作队列总是运行在进程上下文中）。工作队列的这种实现可以很好的利用进程上下文的优势，最重要的就是可以睡眠也可以被调度（抢占）。与之相反的是，软中断和tasklet是不能睡眠和被调度的。

可以自己创建工作队列，但是大部分驱动都会使用系统提供的缺省的工作队列类型events，该类型的工作队列的内核线程名字为 events/n，n为处理器编号，每个处理器对应一个内核线程。如果下半部的工作是处理器密集型并且对性能敏感的，可以考虑创建自己的内核线程。比如XFS文件系统就自己创建了两种内核线程。

工作队列的使用：–(缺省工作队列events)

(1)、创建工作（Creaing Work）

1. DECLARE_WORK(name, void (func)(void ), void *data); //静态
2. INIT_WORK(struct work_struct work, void (func)(void ), void data); //动态

(2)、定义工作队列处理函数
void work_handler(void *data)
(3)、对工作（work）进行调度

内核提供了两个函数对使用缺省工作队列events的工作进行调度

schedule_work(&work);

schedule_delayed_work(&work, delay);

这个函数会创建所有的内核线程（每个处理器一个），并且做些准备好让这些内核线程可以处理工作

(2)、工作队列调度

1. int queue_work(struct workqueue_struct wq, struct work_struct work)
2. int queue_delayed_work(struct workqueue_struct *wq,
3. struct work_struct *work,
4. unsigned long delay)

总结

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