中断下半部的三种机制

 
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，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：

Created with Raphaël 2.1.0 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 yes no

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（我认为不能睡眠原因是它们内部有 spin lock）。
 

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

 

下半部	上下文	顺序执行保障
软中断	中断	随意，同类型都可以在不同处理器同时执行
tasklet	中断	同类型不能同时执行
工作队列	进程	不保障，可能被调度和抢占

 
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。