Linux中断下半部实现的三种机制

https://blog.csdn.net/qq_33166886/article/details/88171802

之前提到过，之所以中断会分成上下两部分，Linux 的上半部就是中断处理程序，将一些对时间敏感的放在中断上部去处理，将一些不是太紧急的事件放在中断下部去处理，中断上部不允许休眠，中断下部允许休眠。下半部采用三种机制来实现，这样分两部执行的策略有利于缩短响应硬件的时限。

中断下半部的处理
 
对于一个中断，如何划分出上下两部分呢？哪些处理放在上半步，哪些放在下半部？
这里有一些经验可供借鉴：

1. 如果一个任务对时间十分敏感，将其放在上半部。
2. 如果一个任务和硬件有关，将其放在上半部。
3. 如果一个任务要保证不被其他中断打断，将其放在上半部。
4. 其他所有任务，考虑放在下半部。

实现下半部中断的三种机制
 
目前使用下面三种方法：

1. 软中断
2. tasklet
3. 工作队列

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。

软中断的流程如下：

注册软中断 open_softirq触发软中断 raise_softirq执行软中断 do_softirq是否还有未执行的中断函数执行相应的软中断结束本次中断yesno

软中断执行函数如下：

asmlinkage void do_softirq(void)
 
{
    
    
 
    __u32 pending;
 
    unsigned long flags;
 
    /* 判断是否在中断处理中，如果正在中断处理，就直接返回 */
    
    if (in_interrupt())
 
        return;
 
    /* 保存当前寄存器的值 */
 
    local_irq_save(flags);
 
    /* 取得当前已注册软中断的位图 */
 
    pending = local_softirq_pending();
 
    /* 循环处理所有已注册的软中断 */
 
    if (pending)
 
    __do_softirq();
 
    /* 恢复寄存器的值到中断处理前 */
    
    local_irq_restore(flags);
 
}​​​​​​​​​​​​​​

代码之中第一次就判断是否在中断处理中，如果在立刻退出函数。这说明了什么？说明了如果有其他软中断触发，执行到此处由于先前的软中断已经在处理，则其他软中断会返回。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。

软中断留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。

Tasklet
 
注意，这第二种机制是基于软中断实现的，灵活性强，动态创建的下半部实现机制。两个不同类型的 tasklet 可以在不同处理器上运行，但相同的不可以，可以通过代码动态注册。

在 SMP 上，调用 tasklet 是会检测 TASKLET_STATE_SCHED 标志，如果同类型在运行，就退出函数。

tasklet 由于是基于软中断实现的，所以也允许响应中断。但不能睡眠。

工作队列
 
将下半部功能交由内核线程执行，有着线程上下文环境，可以睡眠。
提供接口把需要推后执行的任务排列到队列里，提供默认的工作者线程处理排到队列里的下半部工作。

工作队列实际上是一个链表，工作线程作为死循环，链表空时休眠，不空是执行每一个工作。

各种机制的比较

选择：

• 工作队列：适用于任务推后到进程上下文完成，可以休眠
• tasklet：任务接口简单，支持中断响应，但有同种类型不能同时执行的限制
• 软中断：提供的执行顺序保障最少，支持中断响应，由于同类型软中断在其他处理器可同时执行，所以要采取措施保护共享数据。