linux内核学习笔记：中断的下半部分

linux内核学习笔记：中断的下半部分

        因为中断的处理过程中，同种类型的中断是被禁止的。并且中断处理应该越短越好，这样才能减少丢失的中断。所以linux将中断处理分为两部分。关键紧急的事情在中断上下文处理，不紧急或者花费时间较多的事情在所谓的下半部分中执行。中断的下半部分是一种内核机制，它运行的时候允许中断的产生，可以分为软中断与工作队列。软中断又包含：tasklet 与内核定时器。软中断是一种特殊的内核控制路径，它不属于任何进程，所以不能被抢占，不可以睡眠。而工作队列是一种内核线程，有工作的时候醒来工作，没事的时候处于睡眠状态。
一. 软中断
        软中断是静态分配的，这也就意味这如果想定义新的软中断就必须重新编译内核。软中断可以并发的运行在多处理器上，即使同一个软中断也是这样。所以，软中断函数必须是可重入函数，而且需要使用自选锁来保护数据结构。linux使用有限数量的软中断，一般而言不需要定义新的软中断，因为tasklet就足够用了。而且tasklet不必是可重入的。目前linux使用以下几种软中断：搞优先级的tasklet，内核定时器，网卡接收软中断，网卡发送软中断，SCSI命令处理软中断，低优先级的软中断。
        软中断使用的数据结构是softirq_vec数组，该数组包含softirq_action的32个元素，也就意味着linux总共可以有32个软中断。softirq_action结构有两个域：一个是action指针一个是data。与软中断相关的进程描述符的字段是thread_info里面的preempt_count。它包含：抢占计数器，软中断计数器，中断计数器。内核用来了解进程运行的环境。in_interupt函数读取这个字段，只要有一个计数器不为0,那么就返回1.说明进程运行在中断上下文，这时是禁止内核抢占的。
        内核处理软中断需要三步：（1）初始化软中断，初始化softirq_vec数组，初始化软中断处理函数以及所使用的数据结构。（2）激活软中断。raise_softirq激活软中断。（3）周期性检查，并处理软中断。内核在do_IRQ完成中断处理调用irq_exit的时候会检查未处理的软中断。或者在ksoftirqd/n线程被唤醒时检查软中断。
        如果确实有未处理的软中，那么内核调用do_softirq函数处理软中断。这个函数依次处理激活的软中断，执行注册的函数。主要完成以下几步：
（1）调用in_interrupt，如果返回1说明处于中断上下文。函数返回。
（2）调用__do_softirq函数
        这个函数是处理软中断的基本函数，它主要吧软中断的位掩码复制到局部变量pending中，清除本地CPU的软中断位图。根据pending的每一位执行对应的软中断处理函数。注意在软中断处理过程中可能产生新的软中断。所以，这个函数会循环执行，直到没有新的软中断。
         在软中断处理过程中，__do_softirq是循环执行的，如果有软中断不停的产生新的软中断，那么会带来一个问题就是__do_softirq会一直占用CPU，用户进程没有机会运行。但是如果__do_softirq不循环检查新的软中断，那么软中断就会延迟很久执行。为了解决这个问题，linux采用ksoftirqd内核线程的办法。__do_softirq会循环有限次来处理新的软中断，如果还有新的软中断就会唤醒ksoftirqd内核线程来执行，这个内核线程的优先级比较低，所以即使有大量的软中断需要处理，对用户进程的影响也比较小。
二. tasklet
       tasklet也是一种软中断，但是tasklet比软中断有着更好的并发特性。是io驱动程序首选的可延迟函数方法。tasklet有如下的特性：
（1）tasklet可以在内核运行的时候定义
（2）相同类型的tasklet不能在用一个CPU上并发运行，也不能在不同的CPU上并发运行
（1）不同类型的tasklet不能在同一个CPU上并发运行，但是可以在不同的CPU上并发运行。所以如果不同的tasklet访问相同的数据结构，需要加一定的锁保护
三. 工作队列
    工作队列由内核线程来执行。主要的数据结构是workqueue_struct结构。这个结构是是一个cpu_workqueue_struct的数组。cpu_workqueue_struct结构是工作哦队列的基本结构。主要有此工作队列工作的链表，还有内核线程的进程描述符的指针。工作队列的工作是由work_struct结构组成，这个结构有需要执行的函数，以及传输的数据等字段。建立工作队列是一项非常耗时的操作，因为它会建立一个内核线程。所以linux默认建立了一个工作队列来供使用。每一个CPU一个这样的工作队列。