Linux内核实现中断和中断处理（二）

上回说了Linux内核实现中断会把中断分为两部分进行处理，上回讲了上部分，这回讲下部分的设计思路

• 下半部的实现机制
• • 软中断
  • tasklet：是通过软中断实现的，但和软中断有所不同
  • 工作队列

讲上面几个实现机制之前先讲一个古老的方法，现在版本的内核虽然已经不再食用了，但是思想还在继续使用

最早的Linux只提供了“bottom half”这种机制实现下半部分，被称为BH，实现简单粗暴，设置一个全局变量（32位整数），表示一个32个节点的链表队列，哪位设置为1证明哪个bottom half就可以执行了。

• 软中断

第一个先将软中断实现下半部分机制，要想将这个机制，必须得先说明软中断的实现方式，软中断实在编译期间静态分配的，kernel/softirq.c中定义了一个包含有32个结构体的数组static struct softirq_action softirq_vec[NR_SOFTIRQS]，并且有一个对应的32位整数u32 pending，用来表示每个软中断的状态（不要嫌少，一般根本用不了那么多，一般9个10个就够用了，为什么这么少？很少有用软中断处理下半部分的，能用tasklet的地方绝不会使用软中断）

把软中断放进刚才说的32个长度的结构体数组中就完成了软中断的注册，想要执行软中断必须先标记注册好的软中断，这个过程被称为触发软中断，通常，中断处理程序（就是上半部分）会在返回之前标记它的软中断，所以不必担心，然后在合适的时刻就会执行该软中断

合适的时刻：1.从一个硬件中断代码处返回时；2.在ksoftirqd内核线程中；3.在那些显示检查和执行待处理的软中断的代码中；

不管是上面哪个时刻，软中断最终都是会被执行的，调用do_softirq()该函数会循环遍历（循环检查pending的每一个位，所以循环最多只能执行32次）

• tasklet

因为takslet是使用软中断实现的，所以tasklet本身就是个软中断，我们是通过tasklet来实现下半部的机制的，所以在处理方式上和软中断十分的相似，tasklet由tasklet结构体表示，每一个结构体单独代表一个tasklet，它的定义如下

1 struct tasklet_struct2 {3   stauct tasklet_struct *next;//链表中的下一个节点4   unsigned long state;//tasklet的状态5   atomic_t count;//引用计数器6   void (*func)(unsigned long);//tasklet处理函数7   unsigned long data;//给tasklet处理函数的参数8 };

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原标题：Linux内核实现中断和中断处理（二）

关键词：linux