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說明：
在默認情況下，本文講述的都是ARMV8-aarch64架構，linux kernel 5.14

目錄

• • • • 1、軟中斷
      • 2、tasklet
      • 3、工作隊列
      • 總結

目前有三種中斷的三種機制：

• 軟中斷
• tasklet
• 工作隊列

1、軟中斷

軟中斷是一組靜態定義的下半部接口，有 32 個，可以在所有處理器上同時執行，類型相同也可以；在編譯時靜態注冊。
軟中斷的相關函數：

• 注冊軟中斷 open_softirq
• 觸發軟中斷 raise_softirq
• 執行軟中斷 do_softirq

Linux Kernel中定義的軟中斷：

(linux/include/linux/interrupt.h)enum {HI_SOFTIRQ=0,TIMER_SOFTIRQ,NET_TX_SOFTIRQ,NET_RX_SOFTIRQ,BLOCK_SOFTIRQ,IRQ_POLL_SOFTIRQ,TASKLET_SOFTIRQ,SCHED_SOFTIRQ,HRTIMER_SOFTIRQ,RCU_SOFTIRQ, /* Preferable RCU should always be the last softirq */NR_SOFTIRQS };

軟中斷執行函數如下：

(linux/kernel/softirq.c)asmlinkage __visible void do_softirq(void){__u32 pending;unsigned long flags;if (in_interrupt())return;local_irq_save(flags);pending = local_softirq_pending();if (pending && !ksoftirqd_running(pending))do_softirq_own_stack();local_irq_restore(flags);}

代碼一上來就判斷是否在中斷處理中，如果在立刻退出函數。這說明如果有其他軟中斷觸發，則立即返回。所以，軟中斷不能被另外一個軟中斷搶占！唯一可以搶占軟中斷的是中斷處理程序，所以軟中斷允許響應中斷。雖然不能在本處理器上搶占，但是其他的軟中斷甚至同類型可以再其他處理器上同時執行。由于這點，所以對臨界區需要加鎖保護。

軟中斷給對時間要求最嚴格的下半部使用。目前只有網絡，內核定時器和 tasklet 建立在軟中斷上。

2、tasklet

Tasklet是建立在軟中斷之上的下半部機制，tasklet和軟中斷很類似，但是tasklet的接口更簡單，也不需要嚴格的鎖機制。因為tasklet是使用軟中斷來實現的，所以tasklet本身就是軟中斷。

tasklet使用兩種軟中斷來實現：HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ。兩者的唯一區別在于優先級，前者優先級更高，總是先于后者執行。

tasklet使用tasklet_struct結構來表示，每個結構體表示一個唯一的tasklet，定義在<linux/interrupt.h>中

(linux/include/linux/interrupt.h)struct tasklet_struct {struct tasklet_struct *next;unsigned long state;atomic_t count;bool use_callback;union {void (*func)(unsigned long data);void (*callback)(struct tasklet_struct *t);};unsigned long data; };

Tasklet的使用：

(1)、聲明一個新的tasklet

struct tasklet_struct my_tasklet = { NULL, 0, ATOMIC_INIT(0), my_tasklet_handler, dev };

或者

tasklet_init(t, tasklet_handler, dev); /* dynamically as opposed to statically */

(2)、tasklet的處理程序

void tasklet_handler(unsigned long data)

注意：和軟中斷類似，tasklet不能睡眠（阻塞），因為軟中斷是運行在中斷上下文中的，而tasklet是使用軟中斷來實現的。

(3)、tasklet的調度
使用tasklet_schedule()進行調度（類似軟中斷的觸發），傳入參數為指向tasklet_struct的指針。tasklet被調度后，內核會在合適的時機執行該taskelt。（詳見前面的tasklet調度的實現）。如果一個tasklet在執行前被調度了多次，還是只會執行一次（tasklet鏈表中不會有重復的tasklet）。如果一個tasklet在運行中被調度了（比如被另一個處理器上執行的代碼調度了），那么這個tasklet會被重新調度并在下次內核處理tasklet的時候再次執行。

3、工作隊列

工作隊列是和軟中斷或者tasklet不同的一種下半部機制。工作隊列將工作推遲，交給內核線程執行（所以工作隊列總是運行在進程上下文中）。工作隊列的這種實現可以很好的利用進程上下文的優勢，最重要的就是可以睡眠也可以被調度（搶占）。與之相反的是，軟中斷和tasklet是不能睡眠和被調度的。

可以自己創建工作隊列，但是大部分驅動都會使用系統提供的缺省的工作隊列類型events，該類型的工作隊列的內核線程名字為 events/n，n為處理器編號，每個處理器對應一個內核線程。如果下半部的工作是處理器密集型并且對性能敏感的，可以考慮創建自己的內核線程。比如XFS文件系統就自己創建了兩種內核線程。

工作隊列的使用：–(缺省工作隊列events)

(1)、創建工作（Creaing Work）

DECLARE_WORK(name, void (*func)(void *), void *data); //靜態 INIT_WORK(struct work_struct *work, void (*func)(void *), void *data); //動態

(2)、定義工作隊列處理函數

void work_handler(void *data)

(3)、對工作（work）進行調度

內核提供了兩個函數對使用缺省工作隊列events的工作進行調度

schedule_work(&work); schedule_delayed_work(&work, delay);

• schedule_work()會立刻對工作（work）進行調度，一旦其所在的處理器上的events內核線程被喚醒，該工作就會被執行。
• schedule_delayed_work()會延后一定數量的（由dealy指定）的timer tick后再進行調度。

創建自己的內核線程工作隊列

(1)、創建內核線程工作隊列
如果需要利用單獨的內核線程的（不用events的內核線程）的性能優勢，可以通過函數struct workqueue_struct *create_workqueue(const char *name)創建一個新的工作隊列，參數是工作隊列的名字。比如缺省的events工作隊列的創建：

struct workqueue_struct *keventd_wq; keventd_wq = create_workqueue(“events”);

這個函數會創建所有的內核線程（每個處理器一個），并且做些準備好讓這些內核線程可以處理工作

(2)、工作隊列調度

int queue_work(struct workqueue_struct *wq, struct work_struct *work) int queue_delayed_work(struct workqueue_struct *wq,struct work_struct *work,unsigned long delay)

總結

下半部上下文說明

軟中斷	中斷上下文	不能睡眠、不能被搶占
tasklet	中斷上下文	不能睡眠、不能搶占、同類型tasklet不能并行
工作隊列	進程上下文	可以睡眠、可以被搶占

總結

以上是生活随笔為你收集整理的Linux Kernel中断下半部分实现的三种方式的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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