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中斷上半部、下半部的概念??設(shè)備的中斷會打斷內(nèi)核進程中的正常調(diào)度和運行，系統(tǒng)對更高吞吐率的追求勢必要求中斷服務(wù)程序盡量短小精悍。但是，這個良好的愿望往往與現(xiàn)實并不吻合。在大多數(shù)真實的系統(tǒng)中，當(dāng)中斷到來時，要完成的工作往往并不會是短小的，它可能要進行較大量的耗時處理。 ??頂半部用于完成盡量少的比較緊急的功能，它往往只是簡單地讀取寄存器中的中斷狀態(tài)，并在清除中斷標(biāo)志后就進行“登記中斷”的工作?！暗怯浿袛唷币馕吨鴮⒌装氩刻幚沓绦驋斓皆撛O(shè)備的底半部執(zhí)行隊列中去。這樣，頂半部執(zhí)行的速度就會很快，從而可以服務(wù)更多的中斷請求。 ??現(xiàn)在，中斷處理工作的重心就落在了底半部的頭上，需用它來完成中斷事件的絕大多數(shù)任務(wù)。底半部幾乎做了中斷處理程序所有的事情，而且可以被新的中斷打斷，這也是底半部和頂半部的最大不同，因為頂半部往往被設(shè)計成不可中斷。底半部相對來說并不是非常緊急的，而且相對比較耗時，不在硬件中斷服務(wù)程序中執(zhí)行。 ??盡管頂半部、底半部的結(jié)合能夠善系統(tǒng)的響應(yīng)能力，但是，僵化地認(rèn)為Linux設(shè)備驅(qū)動中的中斷處理一定要分兩個半部則是不對的。如果中斷要處理的工作本身很少，則完全可以直接在頂半部全部完成。 ??其他操作系統(tǒng)中對中斷的處理也采用了類似于 Linux的方法，真正的硬件中斷服務(wù)程序都斥盡量短。因此，許多操作系統(tǒng)都提供了中斷上下文和非中斷上下文相結(jié)合的機制，將中斷的耗時工作保留到非中斷上下文去執(zhí)行。 實現(xiàn)中斷下半部的三種方法軟中斷??軟中斷（ Softirq）也是一種傳統(tǒng)的底半部處理機制，它的執(zhí)行時機通常是頂半部返回的時候， tasklet是基于軟中斷實現(xiàn)的，因此也運行于軟中斷上下文。 ??在Linux內(nèi)核中，用 softing_action結(jié)構(gòu)體表征一個軟中斷，這個結(jié)構(gòu)體包含軟中斷處理函數(shù)指針和傳遞給該函數(shù)的參數(shù)。使用 open_softirq（）函數(shù)可以注冊軟中斷對應(yīng)的處理函數(shù)，而 raise_softirq（）函數(shù)可以觸發(fā)一個軟中斷。 ??軟中斷和 tasklet運行于軟中斷上下文，仍然屬于原子上下文的一種，而工作隊列則運行于進程上下文。因此，在軟中斷和 tasklet處理函數(shù)中不允許睡眠，而在工作隊列處理函數(shù)中允許睡眠。 ??local_bh_disable（）和 llocal_bh_enable（）是內(nèi)核中用于禁止和使能軟中斷及 tasklet底半部機制的函數(shù)
軟中斷模版asmlinkage void do_softirq(void){__u32 pending;unsigned long flags;/* 判斷是否在中斷處理中，如果正在中斷處理，就直接返回 */if (in_interrupt())return;/* 保存當(dāng)前寄存器的值 */local_irq_save(flags);/* 取得當(dāng)前已注冊軟中斷的位圖 */pending = local_softirq_pending();/* 循環(huán)處理所有已注冊的軟中斷 */if (pending)__do_softirq();/* 恢復(fù)寄存器的值到中斷處理前 */local_irq_restore(flags);}tasklet??tasklet的使用較簡單，它的執(zhí)行上下文是軟中斷，執(zhí)行時機通常是頂半部返回的時候。我們只需要定義 tasklet及其處理函數(shù)，并將兩者關(guān)聯(lián)則可，例如 void my_tasklet_func(unsigned long); /*定義一個處理函數(shù)*/DECLARE_TASKLET(my_tasklet, my_tasklet_func, data);/*定義一個tasklet結(jié)構(gòu)my_tasklet，與my_tasklet_func(data)函數(shù)相關(guān)聯(lián)*/ ??代碼DECLARE_TASKLET（my_tasklet，my_tasklet_func，data）實現(xiàn)了定義名稱為my_tasklet的tasklet，并將其與my_tasklet_func（）這個函數(shù)綁定，而傳入這個函數(shù)的參數(shù)為data。 tasklet_schedule(&my_tasklet); ??使用tasklet作為底半部處理中斷的設(shè)備驅(qū)動程序模板下所示（僅包含與中斷相關(guān)的部 tasklet函數(shù)模版/* 定義tasklet和底半部函數(shù)并將它們關(guān)聯(lián) */void xxx_do_tasklet(unsigned long);DECLARE_TASKLET(xxx_tasklet, xxx_do_tasklet, 0);/* 中斷處理底半部 */void xxx_do_tasklet(unsigned long).../* 中斷處理頂半部 */
irqreturn_t xxx_interrupt(int irq, void *dev_id){
...
tasklet_schedule(&xxx_tasklet);
...}/* 設(shè)備驅(qū)動模塊加載函數(shù) */
int __init xxx_init(void){
...
/* 申請中斷 */
result = request_irq(xxx_irq, xxx_interrupt,
0, "xxx", NULL);
...
return IRQ_HANDLED;}/* 設(shè)備驅(qū)動模塊卸載函數(shù) */
void __exit xxx_exit(void){
...
/* 釋放中斷 */
free_irq(xxx_irq, xxx_interrupt);
...}??上述程序在模塊加載函數(shù)中申請中斷（第24~25行），并在模塊卸載函數(shù)free_irq(xxx_irq, xxx_interrupt);中釋放它。對應(yīng)于xxx_irq的中斷處理程序被設(shè)置為xxx_interrupt（）函數(shù)，在這個函數(shù)中，tasklet_schedule（&xxx_tasklet）調(diào)度被定義的tasklet函數(shù)xxx_do_tasklet（）在適當(dāng)?shù)臅r候執(zhí)行。 工作隊列??工作隊列的使用方法和tasklet非常相似，但是工作隊列的執(zhí)行上下文是內(nèi)核線程，因此可以調(diào)度和睡眠。下面的代碼用于定義一個工作隊列和一個底半部執(zhí)行函數(shù) struct work_struct my_wq; /* 定義一個工作隊列 */void my_wq_func(struct work_struct *work); /* 定義一個處理函數(shù) */ ??通過INIT_WORK（）可以初始化這個工作隊列并將工作隊列與處理函數(shù)綁定： INIT_WORK(&my_wq, my_wq_func);/* 初始化工作隊列并將其與處理函數(shù)綁定 */ ??與tasklet_schedule（）對應(yīng)的用于調(diào)度工作隊列執(zhí)行的函數(shù)為schedule_work（），如： schedule_work(&my_wq); /* 調(diào)度工作隊列執(zhí)行 */ 工作隊列函數(shù)模版/* 定義工作隊列和關(guān)聯(lián)函數(shù) */struct work_struct xxx_wq;void xxx_do_work(struct work_struct *work);/* 中斷處理底半部 */void xxx_do_work(struct work_struct *work).../*中斷處理頂半部*/
irqreturn_t xxx_interrupt(int irq, void *dev_id){
...
schedule_work(&xxx_wq);
...
return IRQ_HANDLED;}/* 設(shè)備驅(qū)動模塊加載函數(shù) */
int xxx_init(void){
...
/* 申請中斷 */
result = request_irq(xxx_irq, xxx_interrupt,
0, "xxx", NULL);
...
/* 初始化工作隊列 */
INIT_WORK(&xxx_wq, xxx_do_work);
...}/* 設(shè)備驅(qū)動模塊卸載函數(shù) */
void xxx_exit(void){
...
/* 釋放中斷 */
free_irq(xxx_irq, xxx_interrupt);
...}??工作隊列早期的實現(xiàn)是在每個CPU核上創(chuàng)建一個worker內(nèi)核線程，所有在這個核上調(diào)度的工作都在該worker線程中執(zhí)行，其并發(fā)性顯然差強人意。在Linux 2.6.36以后，轉(zhuǎn)而實現(xiàn)“Concurrency-managedworkqueues”，簡稱cmwq，cmwq會自動維護工作隊列的線程池以提高并發(fā)性，同時保持了API的向后兼容。 進程上下文和中斷上下文談?wù)勥M程上下文、中斷上下文及原子上下文的一些概念 軟中斷和硬中斷的區(qū)別硬中斷： ??1. 硬中斷是由硬件產(chǎn)生的，比如，像磁盤，網(wǎng)卡，鍵盤，時鐘等。每個設(shè)備或設(shè)備集都有它自己的IRQ（中斷請求）。基于IRQ，CPU可以將相應(yīng)的請求分發(fā)到對應(yīng)的硬件驅(qū)動上（注：硬件驅(qū)動通常是內(nèi)核中的一個子程序，而不是一個獨立的進程）。 ??2. 處理中斷的驅(qū)動是需要運行在CPU上的，因此，當(dāng)中斷產(chǎn)生的時候，CPU會中斷當(dāng)前正在運行的任務(wù)，來處理中斷。在有多核心的系統(tǒng)上，一個中斷通常只能中斷一顆CPU（也有一種特殊的情況，就是在大型主機上是有硬件通道的，它可以在沒有主CPU的支持下，可以同時處理多個中斷。）。 ??3. 硬中斷可以直接中斷CPU。它會引起內(nèi)核中相關(guān)的代碼被觸發(fā)。對于那些需要花費一些時間去處理的進程，中斷代碼本身也可以被其他的硬中斷中斷。 ??4. 對于時鐘中斷，內(nèi)核調(diào)度代碼會將當(dāng)前正在運行的進程掛起，從而讓其他的進程來運行。它的存在是為了讓調(diào)度代碼（或稱為調(diào)度器）可以調(diào)度多任務(wù)。 軟中斷： ??1. 軟中斷的處理非常像硬中斷。然而，它們僅僅是由當(dāng)前正在運行的進程所產(chǎn)生的。 ??2. 通常，軟中斷是一些對I/O的請求。這些請求會調(diào)用內(nèi)核中可以調(diào)度I/O發(fā)生的程序。對于某些設(shè)備，I/O請求需要被立即處理，而磁盤I/O請求通?？梢耘抨牪⑶铱梢陨院筇幚?/strong>。根據(jù)I/O模型的不同，進程或許會被掛起直到I/O完成，此時內(nèi)核調(diào)度器就會選擇另一個進程去運行。I/O可以在進程之間產(chǎn)生并且調(diào)度過程通常和磁盤I/O的方式是相同。 ??3. 軟中斷僅與內(nèi)核相聯(lián)系。而內(nèi)核主要負(fù)責(zé)對需要運行的任何其他的進程進行調(diào)度。一些內(nèi)核允許設(shè)備驅(qū)動的一些部分存在于用戶空間，并且當(dāng)需要的時候內(nèi)核也會調(diào)度這個進程去運行。 ??4. 軟中斷并不會直接中斷CPU。也只有當(dāng)前正在運行的代碼（或進程）才會產(chǎn)生軟中斷。這種中斷是一種需要內(nèi)核為正在運行的進程去做一些事情（通常為I/O）的請求。有一個特殊的軟中斷是Yield調(diào)用，它的作用是請求內(nèi)核調(diào)度器去查看是否有一些其他的進程可以運行。 硬中斷、軟中斷和信號的區(qū)別??硬中斷是外部設(shè)備對CPU的中斷，軟中斷是中斷底半部的一種處理機制，而信號則是由內(nèi)核（或其他進程）對某個進程的中斷。在涉及系統(tǒng)調(diào)用的場合，人們也常說通過軟中斷（例如ARM為swi）陷入內(nèi)核，此時軟中斷的概念是指由軟件指令引發(fā)的中斷，和我們這個地方說的softirq是兩個完全不同的概念，一個是software，一個是soft。 |
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