Linux内核设计基础（一）之中断处理

如果让内核定期对设备进行轮询，以便处理设备，那会做很多无用功，如果能让设备在需要内核时主动通知内核，会是一个聪明的方式，这便是中断。

在响应一个特定中断时，内核会执行一个函数——中断处理程序。中断处理程序与其他内核函数的区别在于，中断处理程序是被内核调用来响应中断的，而它们运行于我们称之为中断上下文的特殊上下文中。

我们期望让中断处理程序运行得快，并想让它完成的工作量多，这两个目标相互制约，如何解决——上下半部机制。

我们把中断处理切为两半。我们用网卡来解释一下这两半。当网卡接受到数据包时，通知内核，触发中断，所谓的上半部就是，及时读取数据包到内存，防止因为延迟导致丢失，这是很急迫的工作。读到内存后，对这些数据的处理不再紧迫，此时内核可以去执行中断前运行的程序，而对网络数据包的处理则交给下半部处理。

我们先来看一下上半部的处理过程。

中断处理程序的注册与注销

设备驱动程序利用request_irq()注册中断处理程序，并激活给定的中断线。

int request_irq(unsigned int irq,
                         irq_handler_t handler,
                         unsigned long flags,
                         const char *name,
                         void *dev)

irq表示中断号，handler是指向中断处理程序的指针。request_irq()成功执行返回0，当返回非0值时，表示有错误发生，中断处理程序不会被注册。

卸载设备驱动程序时，需要注销相应的中断处理程序，并释放中断线，这时需要调用free_irq——如果在给定的中断线上没有中断处理程序，则注销响应的处理程序，并禁用其中断线。

中断处理机制

下半部严格来说不属于中断处理程序（因为中断返回后再执行下半部），它是中断处理程序用来缩减自身工作的分担者。

上下半部划分原则

（1）如果一个任务对时间非常敏感，将其放在中断处理程序中执行；

（2）如果一个任务和硬件有关，将其放在中断处理程序中执行；

（3）如果一个任务要保证不被其他中断打断，将其放在中断处理程序中执行；

（4）其他所有任务，考虑放置在下半部执行。

上下半部的意义

上半部简单快速，执行时禁止一些或者全部中断。下半部稍后执行，而且执行期间可以响应所有的中断。这种设计可以使系统处于中断屏蔽状态的时间尽可能的短，以此来提高系统的响应能力。

下半部实现机制之软中断

在中断处理程序中触发软中断是最常见的形式。在这种情况下，中断处理程序执行硬件设备的相关操作，然后触发相应的软中断，最后退出。内核在执行完中断处理程序后，马上就会调用do_softirq()函数，于是软中断开始执行中断处理程序留给它去完成的剩余任务。

软中断注册方式如下：

open_softirq(NET_TX_SOFTIRQ, net_tx_action);

前面的参数是软中断的索引号，后面的是处理函数。软中断处理程序执行时，允许响应中断，但它自己不能休眠。

下半部实现机制之tasklet

tasklet是通过软中断实现的，所以它本身也是软中断。

首先声明自己的tasklet，DECLARE_TASKLET(name, func, data)，当该tasklet被调度后，给定的函数func会被执行，它的参数由data给出。接下来定义tasklet处理程序void tasklet_handler(unsigned long data)，然后开始调度。tasklet由tasklet_schedule()和tasklet_hi_schedule()进行调度。

tasklet_schedule()的执行步骤：

（1）检查tasklet的状态是否为TASKLET_STATE_SCHED。如果是，说明tasklet已经被调度过了，函数立即返回。

（2）调用_tasklet_schedule()。

（3）保存中断状态，然后禁止本地中断。在我们执行tasklet代码时，这么做能够保证当tasklet_schedule()处理这些tasklet时，处理器上的数据不会弄乱。

（4）把需要调度的tasklet加到每个处理器一个的tasklet_vec链表或tasklet_hi_vec链表的表头上。

（5）唤醒TASKLET_SOFTIRQ或HI_SOFTIRQ软中断，这样在下一次调用do_softirq()时就会执行该tasklet。

（6）恢复中断到原状态并返回。

下半部实现机制之工作队列（work queue）

如果推后执行的任务需要睡眠，那么就选择工作队列，如果不需要睡眠，那么就选择软中断或tasklet。工作队列能运行在进程上下文，它将工作托付给一个内核线程。我们用结构体workqueue_struct表示工作者线程，工作者线程是用内核线程实现的。而工作者线程是如何执行被推后的工作——有这样一个链表，它由结构体work_struct组成，而这个work_struct则描述了一个工作，一旦这个工作被执行完，相应的work_struct对象就从链表上移去，当链表上不再有对象时，工作者线程就会继续休眠。这些逻辑是通过函数worker_thread()实现的：

（1）线程将自己设置为休眠状态，并把自己加入到等待队列中。

（2）如果工作链表是空的，线程调用schedule()函数进入休眠状态。

（3）如果链表中有对象，线程不会休眠。相反，它会脱离等待队列。

（4）如果链表非空，调用run_workqueue()执行被推后的工作。

另外，cpu_workqueue_struct表示一个工作者线程，而workqueue_struct表示一类工作者线程。

创建工作者线程，DECLARE_WORK(name, void (*func) (void *), void *data)或INIT_WORK(struct work_struct *work, void (*func) (void *), void *data)，前者是静态创建，后者在运行时通过指针创建。工作者线程创建了，接下来应该定义它要执行的函数work_handler。之后就是用schedule_work(&work)来调度工作线程的唤醒与休眠。