Linux中断研究
ARM里的中断通常是指IRQ和FIQ，以IRQ来讲，ARM对IRQ的处理过程大概是这样：
外部设备遇到某一事件发出一个IRQ中断给中断控制器，中断控制器对这个IRQ进行硬件上的处理，把一些信息记在中断控制器的寄存器上，然后中断控制器通过IRQ中断线给ARM发一个信号。ARM收到信号，开始进行以下处理：
（1）将当前状态的cpsr拷贝到IRQ状态的spsr中。
（2）将pc拷贝到IRQ状态的lr中。
（3）屏蔽cpsr中的IRQ位和FIQ位。
（4）跳转入中断向量表的IRQ表项执行（改变pc的值）。
以上都是ARM cpu做的事，不需要程序员插手，程序员编的代码需要接在后面处理。
众所周知，Linux中断被分为上半部分和下半部分
中断上半部分的处理流程如下:1.硬件中断-->2.do_IRQ-->3.handle_IRQ_event-->4.handler
步骤1至步骤3之间（未进入步骤3），中断是被关闭的，系统无法响应中断，这段时间会造成中断丢失
步骤3至步骤4，其内部处理流程如下：
3.1.如果该中断申请时没有设定 IRQF_DISABLED，则打开中断local_irq_enable_in_hardirq(); 否则中断仍然关闭
3.2.调用具体的中断handler处理中断
3.3关闭中断
中断处理一般不是纯软件来实现的，需要硬件的支持。通过对中断的学习有助于更深入的了解系统的一些底层原理，特别是驱动程序的开发。
主要内容：
什么是中断
中断类型
中断相关函数
中断处理机制
中断控制方法
总结
1. 什么是中断
为了提高CPU和外围硬件(硬盘，键盘，鼠标等等)之间协同工作的性能，引入了中断的机制。
没有中断的话，CPU和外围设备之间协同工作可能只有轮询这个方法：CPU定期检查硬件状态，需要处理时就处理，否则就跳过。
当硬件忙碌的时候，CPU很可能会做许多无用功（每次轮询都是跳过不处理）。
中断机制是硬件在需要的时候向CPU发出信号，CPU暂时停止正在进行的工作，来处理硬件请求的一种机制。
2.中断类型
中断一般分为异步中断(一般由硬件引起)和同步中断(一般由处理器本身引起)。
异步中断：CPU处理中断的时间过长，所以先将硬件复位，使硬件可以继续自己的工作，然后在适当时候处理中断请求中耗时的部分。
举个例子：网卡的工作原理
1 网卡收到数据包后，向CPU发出中断信号，请求处理接收到的数据包
2 CPU将收到的数据包拷贝到内存后，即通知网卡继续工作
3 至于数据包拷贝至内存后的处理会在适当的时候进行
这样做避免了处理数据包时间过长导致网卡接收数据包速度变慢。
同步中断：CPU处理完中断请求的所有工作后才反馈硬件
举个例子：系统异常处理(比如运算中的除0操作)
1. 应用程序出现异常后，需要内核来处理
2. 内核调用相应的异常处理函数来处理异常
3. 处理完后终了应用程序或者给出message
同步中断应该处理能很快完成的一种中断。
3.中断相关函数
实现一个中断，主要需要知道3个函数：
· 注册中断的函数
· 释放中断的函数
· 中断处理程序的声明
3.1注册中断的函数
位置：<linux/interrupt.h> include/linux/interrupt.h
定义如下：
/*
* irg -表示要分配的中断号
* handler -实际的中断处理程序
* flags -标志位，表示此中断的具有特性
* name -中断设备名称的ASCII表示，这些会被/proc/irq和/proc/interrupts文件使用
* dev -用于共享中断线，多个中断程序共享一个中断线时(共用一个中断号)，依靠dev来区别各个中断程序
*返回值：
*执行成功：0
*执行失败：非0
*/
int request_irq(unsignedint irq,
irq_handler_thandler,
unsignedlong flags,
const char* name,
void *dev)
3.2释放中断的函数
定义比较简单：
void free_irq(unsignedint irq,void *dev)
如果不是共享中断线，则直接删除irq对应的中断线。
如果是共享中断线，则判断此中断处理程序是否中断线上的最后一个中断处理程序，
是最后一个中断处理程序 -> 删除中断线和中断处理程序
不是最后一个中断处理程序 -> 删除中断处理程序
3.3中断处理程序的声明
声明格式如下：
/*
*中断处理程序的声明
* @irp -中断处理程序(即request_irq()中handler)关联的中断号
* @dev -与 request_irq()中的dev一样，表示一个设备的结构体
*返回值：
* irqreturn_t - 执行成功：IRQ_HANDLED 执行失败：IRQ_NONE
*/
static irqreturn_t intr_handler(int, irq,void *dev)
4.中断处理机制
中断处理的过程主要涉及3函数：
· do_IRQ 与体系结构有关，对所接收的中断进行应答
· handle_IRQ_event调用中断线上所有中断处理
· ret_from_intr恢复寄存器，将内核恢复到中断前的状态
处理流程可以参见书中的图，如下：
5.中断控制方法
常用的中断控制方法见下表：
| 函数 |
说明 |
| local_irq_disable() |
禁止本地中断传递 |
| local_irq_enable() |
激活本地中断传递 |
| local_irq_save() |
保存本地中断传递的当前状态，然后禁止本地中断传递 |
| local_irq_restore() |
恢复本地中断传递到给定的状态 |
| disable_irq() |
禁止给定中断线，并确保该函数返回之前在该中断线上没有处理程序在运行 |
| disable_irq_nosync() |
禁止给定中断线 |
| enable_irq() |
激活给定中断线 |
| irqs_disabled() |
如果本地中断传递被禁止，则返回非0；否则返回0 |
| in_interrupt() |
如果在中断上下文中，则返回非0；如果在进程上下文中，则返回0 |
| in_irq() |
如果当前正在执行中断处理程序，则返回非0；否则返回0 |
总结
中断处理对处理时间的要求很高，如果一个中断要花费较长时间，那么中断处理一般分为2部分。
上半部只做一些必要的工作后，立即通知硬件继续自己的工作。
中断处理中耗时的部分，也就是下半部的工作，CPU会在适当的时候去完成。
之所以中断会分成上下两部分，是由于中断对时限的要求非常高，需要尽快的响应硬件。
主要内容：
· 中断下半部处理
· 实现中断下半部的机制
· 总结中断下半部的实现
· 中断实现示例
1.中断下半部处理
那么对于一个中断，如何划分上下两部分呢？哪些处理放在上半部，哪些处理放在下半部？
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
2.实现中断下半部的机制
实现下半部的方法很多，随着内核的发展，产生了一些新的方法，也淘汰了一些旧方法。
目前使用最多的是以下3中方法
· 2.1 软中断
· 2.2tasklet
· 2.3 工作队列
2.1软中断
软中断的代码在：kernel/softirq.c
软中断的流程如下：
流程图中几个步骤的说明：
① 注册软中断的函数 open_softirq参见 kernel/softirq.c文件)
/*
*将软中断类型和软中断处理函数加入到软中断序列中
* @nr -软中断类型
* @(*action)(struct softirq_action*) -软中断处理的函数指针
*/
void open_softirq(int nr,void (*action)(struct softirq_action *))
{
/* softirq_vec是个structsoftirq_action类型的数组 */
softirq_vec[nr].action =action;
}
软中断类型目前有10个，其定义在 include/linux/interrupt.h 文件中：
enum
{
HI_SOFTIRQ=0,
TIMER_SOFTIRQ,
NET_TX_SOFTIRQ,
NET_RX_SOFTIRQ,
BLOCK_SOFTIRQ,
BLOCK_IOPOLL_SOFTIRQ,
TASKLET_SOFTIRQ,
SCHED_SOFTIRQ,
HRTIMER_SOFTIRQ,
RCU_SOFTIRQ, /* Preferable RCU should always be the lastsoftirq */
NR_SOFTIRQS
};
struct softirq_action 的定义也在 include/linux/interrupt.h 文件中
/*
*这个结构体的字段是个函数指针，字段名称是action
*函数指针的返回指是void型
*函数指针的参数是 structsoftirq_action的地址，其实就是指向 softirq_vec 中的某一项
* 如果 open_softirq是这样调用的： open_softirq(NET_TX_SOFTIRQ, my_tx_action);
* 那么 my_tx_action的参数就是 softirq_vec[NET_TX_SOFTIRQ]的地址
*/
struct softirq_action
{
void (*action)(struct softirq_action*);
};
② 触发软中断的函数 raise_softirq 参见 kernel/softirq.c文件
/*
*触发某个中断类型的软中断
* @nr -被触发的中断类型
*从函数中可以看出，在处理软中断前后有保存和恢复寄存器的操作
*/
void raise_softirq(unsignedint nr)
{
unsigned long flags;
local_irq_save(flags);
raise_softirq_irqoff(nr);
local_irq_restore(flags);
}
③ 执行软中断 do_softirq 参见 kernel/softirq.c文件
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);
}
④ 执行相应的软中断 - 执行自己写的中断处理
linux中，执行软中断有专门的内核线程，每个处理器对应一个线程，名称ksoftirqd/n (n对应处理器号)
通过top命令查看我的单核虚拟机，CentOS系统中的ksoftirqd线程如下：
[root@vbox ~]# top |grep ksoftirq
4 root 20 0 0 0 0 S 0.0 0.0 0:00.02 ksoftirqd/0
2.2 tasklet
tasklet也是利用软中断来实现的，但是它提供了比软中断更好用的接口(其实就是基于软中断又封装了一下)，
所以除了对性能要求特别高的情况，一般建议使用tasklet来实现自己的中断。
tasklet对应的结构体在 <linux/interrupt.h> 中
struct tasklet_struct
{
struct tasklet_struct*next; /* 链表中的下一个tasklet */
unsigned long state; /* tasklet状态 */
atomic_t count; /*引用计数器 */
void (*func)(unsigned long); /* tasklet处理函数 */
unsigned long data; /* tasklet处理函数的参数 */
};
tasklet状态只有3种值：
1.值 0 表示该tasklet没有被调度
2.值 TASKLET_STATE_SCHED 表示该tasklet已经被调度
3.值 TASKLET_STATE_RUN 表示该tasklet已经运行
引用计数器count 的值不为0，表示该tasklet被禁止。
tasklet使用流程如下：
1. 声明tasklet (参见<linux/interrupt.h>)
/*静态声明一个tasklet */
#define DECLARE_TASKLET(name, func, data) \
struct tasklet_struct name = { NULL,0, ATOMIC_INIT(0), func, data }
#define DECLARE_TASKLET_DISABLED(name, func, data) \
struct tasklet_struct name = { NULL,0, ATOMIC_INIT(1), func, data }
/*动态声明一个tasklet传递一个tasklet_struct指针给初始化函数 */
externvoid tasklet_init(struct tasklet_struct *t,
void (*func)(unsignedlong), unsigned long data);
2. 编写处理程序
参照tasklet处理函数的原型来写自己的处理逻辑
void tasklet_handler(unsignedlong date)
3. 调度tasklet
中断的上半部处理完后调度tasklet，在适当时候进行下半部的处理
tasklet_schedule(&my_tasklet) /* my_tasklet就是之前声明的tasklet_struct*/
2.3工作队列
工作队列子系统是一个用于创建内核线程的接口，通过它可以创建一个工作者线程来专门处理中断的下半部工作。
工作队列和tasklet不一样，不是基于软中断来实现的。
缺省的工作者线程名称是 events/n (n对应处理器号)。
通过top命令查看我的单核虚拟机，CentOS系统中的events线程如下：
[root@vbox ~]# top |grep event
7 root 20 0 0 0 0 S 0.0 0.0 0:03.71 events/0
工作队列主要用到下面3个结构体，弄懂了这3个结构体的关系，也就知道工作队列的处理流程了。
/*在 include/linux/workqueue.h文件中定义 */
struct work_struct {
atomic_long_t data; /*这个并不是处理函数的参数，而是表示此work是否pending等状态的flag*/
#define WORK_STRUCT_PENDING 0 /* Tif work item pending execution */
#define WORK_STRUCT_FLAG_MASK (3UL)
#define WORK_STRUCT_WQ_DATA_MASK (~WORK_STRUCT_FLAG_MASK)
struct list_headentry; /* 中断下半部处理函数的链表 */
work_func_t func; /*处理中断下半部工作的函数 */
#ifdef CONFIG_LOCKDEP
struct lockdep_maplockdep_map;
#endif
};
/*在 kernel/workqueue.c文件中定义
*每个工作者线程对应一个cpu_workqueue_struct，其中包含要处理的工作的链表
* (即 work_struct的链表，当此链表不空时，唤醒工作者线程来进行处理)
*/
/*
* The per-CPU workqueue (if singlethread, we always use the first
* possible cpu).
*/
struct cpu_workqueue_struct {
spinlock_t lock; /* 锁保护这种结构 */
struct list_headworklist; /* 工作队列头节点 */
wait_queue_head_t more_work;
struct work_struct*current_work;
structworkqueue_struct *wq; /* 关联工作队列结构 */
struct task_struct*thread; /* 关联线程 */
} ____cacheline_aligned;
/*也是在 kernel/workqueue.c文件中定义的
*每个 workqueue_struct表示一种工作者类型，系统默认的就是 events 工作者类型
*每个工作者类型一般对应n个工作者线程，n就是处理器的个数
*/
/*
* The externally visible workqueueabstraction is an array of
* per-CPU workqueues:
*/
struct workqueue_struct {
structcpu_workqueue_struct *cpu_wq; /* 工作者线程 */
struct list_head list;
const char *name;
int singlethread;
int freezeable; /* Freeze threads duringsuspend */
int rt;
#ifdef CONFIG_LOCKDEP
struct lockdep_maplockdep_map;
#endif
};
使用工作者队列的方法见下图：
① 创建推后执行的工作 - 有静态创建和动态创建2种方法
/*静态创建一个work_struct
* @n - work_struct结构体，不用事先定义
* @f -下半部处理函数
*/
#define DECLARE_WORK(n, f) \
struct work_struct n =__WORK_INITIALIZER(n, f)
/*动态创建一个 work_struct
* @_work -已经定义好的一个work_struct
* @_func -下半部处理函数
*/
#ifdef CONFIG_LOCKDEP
#define INIT_WORK(_work, _func) \
do { \
static struct lock_class_key__key; \
\
(_work)->data =(atomic_long_t) WORK_DATA_INIT(); \
lockdep_init_map(&(_work)->lockdep_map, #_work, &__key,0);\
INIT_LIST_HEAD(&(_work)->entry); \
PREPARE_WORK((_work), (_func)); \
} while (0)
#else
#define INIT_WORK(_work, _func) \
do { \
(_work)->data =(atomic_long_t) WORK_DATA_INIT(); \
INIT_LIST_HEAD(&(_work)->entry); \
PREPARE_WORK((_work),(_func)); \
} while (0)
#endif
工作队列处理函数的原型：
typedef void (*work_func_t)(struct work_struct *work);
② 刷新现有的工作，这个步骤不是必须的，可以直接从第①步直接进入第③步
刷新现有工作的意思就是在追加新的工作之前，保证队列中的已有工作已经执行完了。
/*刷新系统默认的队列，即 events队列 */
void flush_scheduled_work(void);
/*刷新用户自定义的队列
* @wq -用户自定义的队列
*/
void flush_workqueue(struct workqueue_struct *wq);
③ 调度工作 - 调度新定义的工作，使之处于等待处理器执行的状态
/*调度第一步中新定义的工作，在系统默认的工作者线程中执行此工作
* @work -第一步中定义的工作
*/
schedule_work(struct work_struct *work);
/*调度第一步中新定义的工作，在系统默认的工作者线程中执行此工作
* @work -第一步中定义的工作
* @delay -延迟的时钟节拍
*/
int schedule_delayed_work(struct delayed_work *work, unsignedlong delay);
/*调度第一步中新定义的工作，在用户自定义的工作者线程中执行此工作
* @wq -用户自定义的工作队列类型
* @work -第一步中定义的工作
*/
int queue_work(struct workqueue_struct *wq,struct work_struct *work);
/*调度第一步中新定义的工作，在用户自定义的工作者线程中执行此工作
* @wq -用户自定义的工作队列类型
* @work -第一步中定义的工作
* @delay -延迟的时钟节拍
*/
int queue_delayed_work(struct workqueue_struct *wq,
struct delayed_work*work, unsigned long delay);
3.总结中断下半部的实现
下面对实现中断下半部工作的3种机制进行总结，便于在实际使用中决定使用哪种机制
| 下半部机制 |
上下文 |
复杂度 |
执行性能 |
顺序执行保障 |
| 软中断 |
中断 |
高 |
好 |
没有 |
| tasklet |
中断 |
中 |
中 |
同类型不能同时执行 |
| 工作队列 |
进程 |
低 |
差 |
没有 (和进程上下文一样被调度) |
4.中断实现示例
4.1软中断的实现
本来想用内核模块的方法来测试一下软中断的流程，但是编译时发现软中断注册函数(open_softirq)和触发函数(raise_softirq)
并没有用EXPORT_SYMBOL导出，所以自定义的内核模块中无法使用。
测试的代码如下：
#include <linux/interrupt.h>
#include "kn_common.h"
MODULE_LICENSE("Dual BSD/GPL");
staticvoid my_softirq_func(struct softirq_action*);
staticint testsoftirq_init(void)
{
// 注册softirq，这里注册的是定时器的下半部
open_softirq(TIMER_SOFTIRQ,my_softirq_func);
// 触发softirq
raise_softirq(TIMER_SOFTIRQ);
return 0;
}
staticvoid testsoftirq_exit(void)
{
printk(KERN_ALERT"*************************\n");
print_current_time(0);
printk(KERN_ALERT"testrbtreeis exited!\n");
printk(KERN_ALERT"*************************\n");
}
staticvoid my_softirq_func(struct softirq_action* act)
{
printk(KERN_ALERT"=========================\n");
print_current_time(0);
printk(KERN_ALERT"mysoftirq function is been called!....\n");
printk(KERN_ALERT"=========================\n");
}
module_init(testsoftirq_init);
module_exit(testsoftirq_exit);
由于内核没有用EXPORT_SYMBOL导出open_softirq和raise_softirq函数，所以编译时有如下警告：
WARNING: "open_softirq" [/root/chap08/mysoftirq.ko] undefined!
WARNING: "raise_softirq" [/root/chap08/mysoftirq.ko] undefined!
注：编译用的系统时centos6.3 (uname -r结果 - 2.6.32-279.el6.x86_64)
没办法，只能尝试修改内核代码(将open_softirq和raise_softirq用EXPORT_SYMBOL导出)，再重新编译内核，然后再尝试能否测试软中断。
主要修改2个文件，(既然要修改代码，干脆加了一种软中断类型)：
/*修改 kernel/softirq.c */
// ...略 ...
char *softirq_to_name[NR_SOFTIRQS] = {
"HI", "TIMER", "NET_TX", "NET_RX", "BLOCK", "BLOCK_IOPOLL",
"TASKLET", "SCHED", "HRTIMER", "RCU", "WYB"
}; /* 追加了一种新的softirq，即 "WYB"，我名字的缩写 ^_^ */
// ...略 ...
void raise_softirq(unsignedint nr)
{
unsigned long flags;
local_irq_save(flags);
raise_softirq_irqoff(nr);
local_irq_restore(flags);
}
EXPORT_SYMBOL(raise_softirq); /*追加的代码 */
void open_softirq(int nr,void (*action)(struct softirq_action *))
{
softirq_vec[nr].action =action;
}
EXPORT_SYMBOL(open_softirq); /*追加的代码 */
// ...略 ...
/*还修改了 include/linux/interrupt.h */
enum
{
HI_SOFTIRQ=0,
TIMER_SOFTIRQ,
NET_TX_SOFTIRQ,
NET_RX_SOFTIRQ,
BLOCK_SOFTIRQ,
BLOCK_IOPOLL_SOFTIRQ,
TASKLET_SOFTIRQ,
SCHED_SOFTIRQ,
HRTIMER_SOFTIRQ,
RCU_SOFTIRQ, /* Preferable RCU should always be the lastsoftirq */
WYB_SOFTIRQS, /*追加的一种中断类型 */
NR_SOFTIRQS
};
重新编译内核后，在新的内核上再次实验软中断代码：
测试软中断的代码：testsoftirq.c
#include <linux/interrupt.h>
#include "kn_common.h"
MODULE_LICENSE("Dual BSD/GPL");
staticvoid my_softirq_func(struct softirq_action*);
staticint testsoftirq_init(void)
{
printk(KERN_ALERT"interrupt'stop half!\n");
// 注册softirq，这里注册的是自定义的软中断类型
open_softirq(WYB_SOFTIRQS,my_softirq_func);
// 触发softirq
raise_softirq(WYB_SOFTIRQS);
return 0;
}
staticvoid testsoftirq_exit(void)
{
printk(KERN_ALERT"*************************\n");
print_current_time(0);
printk(KERN_ALERT"testsoftirqis exited!\n");
printk(KERN_ALERT"*************************\n");
}
staticvoid my_softirq_func(struct softirq_action* act)
{
printk(KERN_ALERT"=========================\n");
print_current_time(0);
printk(KERN_ALERT"mysoftirq function is been called!....\n");
printk(KERN_ALERT"=========================\n");
}
module_init(testsoftirq_init);
module_exit(testsoftirq_exit);
Makefile：
obj-m += mysoftirq.o
mysoftirq-objs := testsoftirq.o kn_common.o
#generate the path
CURRENT_PATH:=$(shellpwd)
#the current kernel version number
LINUX_KERNEL:=$(shelluname -r)
#the absolute path
LINUX_KERNEL_PATH:=/usr/src/kernels/$(LINUX_KERNEL)
#complie object
all:
make -C $(LINUX_KERNEL_PATH)M=$(CURRENT_PATH) modules
rm -rf modules.orderModule.symvers .*.cmd *.o *.mod.c .tmp_versions *.unsigned
#clean
clean:
rm -rf modules.orderModule.symvers .*.cmd *.o *.mod.c *.ko .tmp_versions *.unsigned
测试软中断的方法如下：
make
insmod mysoftirq.ko
rmmod mysoftirq
dmesg | tail -9
# 运行结果
interrupt's top half!
=========================
2013-4-2214:4:57
my softirq function is been called!....
=========================
*************************
2013-4-2214:5:2
testsoftirq is exited!
*************************
4.2 tasklet的实现
tasklet的实验用默认的内核即可，我们切换到centos6.3的默认内核(uname -r: 2.6.32-279.el6.x86_64)
从中我们也可以看出，内核之所以没有导出open_softirq和raise_softirq函数，可能还是因为提倡我们尽量用tasklet来实现中断的下半部工作。
tasklet测试代码：testtasklet.c
#include <linux/interrupt.h>
#include "kn_common.h"
MODULE_LICENSE("Dual BSD/GPL");
staticvoid my_tasklet_func(unsignedlong);
/* mytasklet必须定义在testtasklet_init函数的外面，否则会出错*/
DECLARE_TASKLET(mytasklet, my_tasklet_func,1000);
staticint testtasklet_init(void)
{
printk(KERN_ALERT"interrupt'stop half!\n");
// 如果在这里定义的话，那么 mytasklet是函数的局部变量，
//后面调度的时候会找不到mytasklet
// DECLARE_TASKLET(mytasklet,my_tasklet_func, 1000);
//调度tasklet，处理器会在适当时候执行这个tasklet
tasklet_schedule(&mytasklet);
return 0;
}
staticvoid testtasklet_exit(void)
{
printk(KERN_ALERT"*************************\n");
print_current_time(0);
printk(KERN_ALERT"testtaskletis exited!\n");
printk(KERN_ALERT"*************************\n");
}
staticvoid my_tasklet_func(unsignedlong data)
{
printk(KERN_ALERT"=========================\n");
print_current_time(0);
printk(KERN_ALERT"mytasklet function is been called!....\n");
printk(KERN_ALERT"parameterdata is %ld\n", data);
printk(KERN_ALERT"=========================\n");
}
module_init(testtasklet_init);
module_exit(testtasklet_exit);
Makefile：
obj-m += mytasklet.o
mytasklet-objs := testtasklet.o kn_common.o
#generate the path
CURRENT_PATH:=$(shellpwd)
#the current kernel version number
LINUX_KERNEL:=$(shelluname -r)
#the absolute path
LINUX_KERNEL_PATH:=/usr/src/kernels/$(LINUX_KERNEL)
#complie object
all:
make -C $(LINUX_KERNEL_PATH)M=$(CURRENT_PATH) modules
rm -rf modules.orderModule.symvers .*.cmd *.o *.mod.c .tmp_versions *.unsigned
#clean
clean:
rm -rf modules.orderModule.symvers .*.cmd *.o *.mod.c *.ko .tmp_versions *.unsigned
测试tasklet的方法如下：
make
insmod mytasklet.ko
rmmod mytasklet
dmesg | tail -10
# 运行结果
interrupt's top half!
=========================
2013-4-2214:53:14
my tasklet function is been called!....
parameter data is1000
=========================
*************************
2013-4-2214:53:20
testtasklet is exited!
*************************
4.3工作队列的实现
workqueue的例子的中静态定义了一个工作，动态定义了一个工作。
静态定义的工作由系统工作队列（events/n）调度，
动态定义的工作由自定义的工作队列（myworkqueue）调度。
测试工作队列的代码：testworkqueue.c
#include <linux/workqueue.h>
#include "kn_common.h"
MODULE_LICENSE("Dual BSD/GPL");
staticvoid my_work_func(struct work_struct *);
staticvoid my_custom_workqueue_func(struct work_struct *);
/*静态创建一个工作，使用系统默认的工作者线程，即 events/n */
DECLARE_WORK(mywork, my_work_func);
staticint testworkqueue_init(void)
{
/*自定义的workqueue*/
structworkqueue_struct *myworkqueue = create_workqueue("myworkqueue");
/* 动态创建一个工作 */
struct work_struct*mywork2;
mywork2 = kmalloc(sizeof(struct work_struct),GFP_KERNEL);
INIT_WORK(mywork2,my_custom_workqueue_func);
printk(KERN_ALERT"interrupt'stop half!\n");
/* 刷新系统默认的队列*/
flush_scheduled_work();
/* 调度工作 */
schedule_work(&mywork);
/* 刷新自定义的工作队列*/
flush_workqueue(myworkqueue);
/* 调度自定义工作队列上的工作 */
queue_work(myworkqueue,mywork2);
return 0;
}
staticvoid testworkqueue_exit(void)
{
printk(KERN_ALERT"*************************\n");
print_current_time(0);
printk(KERN_ALERT"myworkqueue test is exited!\n");
printk(KERN_ALERT"*************************\n");
}
staticvoid my_work_func(struct work_struct *work)
{
printk(KERN_ALERT"=========================\n");
print_current_time(0);
printk(KERN_ALERT"myworkqueue function is been called!....\n");
printk(KERN_ALERT"=========================\n");
}
staticvoid my_custom_workqueue_func(struct work_struct *work)
{
printk(KERN_ALERT"=========================\n");
print_current_time(0);
printk(KERN_ALERT"mycutomize workqueue function is been called!....\n");
printk(KERN_ALERT"=========================\n");
kfree(work);
}
module_init(testworkqueue_init);
module_exit(testworkqueue_exit);
Makefile:
obj-m += myworkqueue.o
myworkqueue-objs := testworkqueue.o kn_common.o
#generate the path
CURRENT_PATH:=$(shellpwd)
#the current kernel version number
LINUX_KERNEL:=$(shelluname -r)
#the absolute path
LINUX_KERNEL_PATH:=/usr/src/kernels/$(LINUX_KERNEL)
#complie object
all:
make -C $(LINUX_KERNEL_PATH)M=$(CURRENT_PATH) modules
rm -rf modules.orderModule.symvers .*.cmd *.o *.mod.c .tmp_versions *.unsigned
#clean
clean:
rm -rf modules.orderModule.symvers .*.cmd *.o *.mod.c *.ko .tmp_versions *.unsigned
测试workqueue的方法如下：
make
insmod myworkqueue.ko
rmmod myworkqueue
dmesg | tail -13
# 运行结果
interrupt's top half!
=========================
2013-4-239:55:29
my workqueue function is been called!....
=========================
=========================
2013-4-239:55:29
my cutomize workqueuefunction is been called!....
=========================
*************************
2013-4-239:55:29
my workqueue is exited!
*************************