Linux中断下半部分：软中断，tasklet和工作队列

为什么要有下半部分

1. 中断会打断其他程序，为了打断其他程序时间短，就需要中断处理程序快。
2. 执行中断处理程序后，相同中断不会触发，甚至所有中断都不能触发（设置IRQF_DISABLED，其他硬件与操作系统无法通信)
3. 中断上下文下不能阻塞
   所以将中断分为上下部分，上部分处理反应很快的部分，下半部分处理对时间要求宽松的事件。
   上半部分需要处理硬件，比如将网卡接收的数据包复制到操作系统的缓存区。
   上半部分保证不被中断。
   其他所有都放在下部分。

下半部分的运行时机

通常下半部分在中断处理程序一返回就会马上运行，下半部分执行的关键是，它们运行时允许中断。
如果我们需要在一段时间后允许，我们可以使用内核定时器实现下半部分的任务。

内核提供的下半部分的实现方式

现在能用的有软中断，tasklet，工作队列。

软中断

软中断使用较少（相对于tasklet），但是tasklet是基于软中断实现的。
软中断是在编译期间静态分配的，不像tasklet那样能动态地注册或者注销。
内核可以注册32个软中断，而当前内核版本只注册了9个。

软中断结构体：
struct softirq_action{
	void (*action)(struct softirq_action*);
};
内核中的全局变量：
static struct softirq_action softirq_vec[NR_SOFTIRQS];//32个软中断
软中断处理函数action函数原型：
void softirq_handler(struct softirq_action *);

当只有一个处理器上，一个软中断不会抢占另一个软中断，唯一可以抢占软中断的是中断处理程序。不过，软中断可以在不同处理器上执行。

触发软中断

一个注册的软中断只有在标记后才会执行，中断处理程序会在返回前标记它的软中断，使其在稍后执行。
在下列地方，会遍历寻找待处理的软中断并且执行：

• 从中断处理程序返回后
• 在ksoftirqd内核线程中
• 在那些主动执行检查软中断的代码中

具体代码

u32 pending;
pending=local_softirq_pending();
if(pending){
struct softirq_action *h;
set_softirq_pending(0);
h=softirq_vec;
	do{
		if(pending & 1)
			h->action(h);
		h++;
		pending>>=1;
	}while(pending);
}

1. 是执行do_softirq()，通过将宏local_softirq_pending()的返回值保存到局部变量pending，它是一个32位的位图（如果第n位设置为1，则执行n位的软中断处理程序）。
2. 重置宏为全0
3. 依次遍历位图，遇到1则执行相应的软中断处理程序。

使用软中断

软中断保留给系统中对时间最敏感最严格的下半部分使用。目前，只有两个子系统（网络和SCSI）直接使用软中断。此外，内核定时器和tasklet都是建立在软中断上的。相比之下，tasklet可以动态生成，使用更方便。

分配索引

软中断有32位，因为do_softirq()是从下到大的遍历位图，所以小的索引会在大的索引之前执行，索引具有优先级。

tasklet	优先级	软中断描述
HI_SOFTIRQ	0	优先级高的tasklet
TIMER_SOFTIRQ	1	定时器的下半部
NET_TX_SOFTIRQ	2	发送网络数据包
NET_RX_SOFTIRQ	3	接收网络数据包
BLOCK_SOFTIRQ	4	BLOCK装置
TASKLET_SOFTIRQ	5	正常优先级的tasklet
SCHED_SOFTIRQ	6	调度程序
HRTIMER_SOFTIRQ	7	高分辨率定时器
RCU_SOFTIRQ	8	RCU锁定

注册软中断处理程序

open_softirq(NET_TX_SOFTIRQ,net_t_action);//网络子系统注册自己的软中断处理函数。
有两个参数，第一个是索引号，第二个是处理函数。

触发软中断

raise_softirq(NET_TX_SOFTIRQ);//将中断号为2的网络发送标志设置为1
在do_softirq()中会触发其函数net_t_action();

tasklet

只在高频率使用软中断，大多数情况使用tasklet。
tasklet本质上也是软中断，只不过同一个处理程序的多个实例不能在多处理器上同时运行。所以软中断需要考虑多个处理器同时运行软中断执行函数。而tasklet不需要考虑并发问题。

struct tasklet_struct {
	struct tasklet_struct *next;		//链表下一个
	unsigned long state;		//状态
	atomic_t count;		//引用计数
	void (*func)(unsigned long);	//核心处理函数
	unsigned long data;			//给func的参数
}

state状态有：0,TASKLET_STATE_SCHED（已被调度）,TASKLET_STATE_RUN（正在运行，只在多处理器上使用）
每个tasklet都存放在两个链表中的其一: tasklet_vec(普通tasklet),tasklet_hi_vec(高优先级tasklet).

创建tasklet

静态创建：
DECLARE_TASKLET(tasklet_name,tasklet_func,tasklet_data);
tasklet不能睡眠，所以不能使用阻塞，信号量等。

两个相同的tasklet绝不会在多个处理器上同时执行，这点和软中断不同

tasklet的调度：tasklet_schedule()或者tasklet_hi_schdule()（高优先级tasklet）;

tasklet_schedule（）执行步骤：

1. 检查tasklet的状态，如果不是0，直接返回。
2. 调用_tasklet_schedule()，将tasklet状态设置为scheduled。
3. 保存中断状态，禁止本地中断。
4. 把需要调度的tasklet加到每个处理器的tasklet_vec链表表头。
5. 将软中断的TASKLET_SOFTIRQ(5)设置为1，这样下次do_softirq()会执行这个tasklet。
6. 恢复中断（中断返回会触发do_softirq() )

tasklet的执行

do_softirq()检测到位图的TASKLET_SOFTIRQ为1，则执行tasklet_action().
tasklet_action():

1. 此时处于禁止中断的状态（因为do_softirq()禁止中断），并且为当前处理器检查tasklet_vec链表，检索完后清楚tasklet_vec链表。
2. 允许中断，执行下半部分，执行每一个待处理的tasklet。
3. 如果是多处理器，每个处理器都会检查tasklet是否为TASKLET_STATE_RUN状态（其他处理器已经运行了），如果正在其他处理器上运行那么就不运行了。
4. 将tasklet状态改为TASKLET_STATE_RUN.
5. 执行func函数（tasklet数据结构中的）
6. 清楚tasklet的状态。
7. 运行下一个tasklet，直到结束。

工作队列

当需要睡眠时，那么就使用工作队列。
将工作推后，交由一个内核进程去执行（在进程上下文中执行）。