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中斷上半部、下半部的概念

??設備的中斷會打斷內核進程中的正常調度和運行，系統對更高吞吐率的追求勢必要求中斷服務程序盡量短小精悍。但是，這個良好的愿望往往與現實并不吻合。在大多數真實的系統中，當中斷到來時，要完成的工作往往并不會是短小的，它可能要進行較大量的耗時處理。??下圖描述了Linux內核的中斷處理機制。為了在中斷執行時間盡量短和中斷處理需完成的工作盡量大之間找到一個平衡點，Linux將中斷處理程序分解為兩個半部：頂半部和底半部。

??頂半部用于完成盡量少的比較緊急的功能，它往往只是簡單地讀取寄存器中的中斷狀態，并在清除中斷標志后就進行“登記中斷”的工作。“登記中斷”意味著將底半部處理程序掛到該設備的底半部執行隊列中去。這樣，頂半部執行的速度就會很快，從而可以服務更多的中斷請求。

??現在，中斷處理工作的重心就落在了底半部的頭上，需用它來完成中斷事件的絕大多數任務。底半部幾乎做了中斷處理程序所有的事情，而且可以被新的中斷打斷，這也是底半部和頂半部的最大不同，因為頂半部往往被設計成不可中斷。底半部相對來說并不是非常緊急的，而且相對比較耗時，不在硬件中斷服務程序中執行。

??盡管頂半部、底半部的結合能夠善系統的響應能力，但是，僵化地認為Linux設備驅動中的中斷處理一定要分兩個半部則是不對的。如果中斷要處理的工作本身很少，則完全可以直接在頂半部全部完成。

??其他操作系統中對中斷的處理也采用了類似于 Linux的方法，真正的硬件中斷服務程序都斥盡量短。因此，許多操作系統都提供了中斷上下文和非中斷上下文相結合的機制，將中斷的耗時工作保留到非中斷上下文去執行。

實現中斷下半部的三種方法

軟中斷

??軟中斷( Softirq)也是一種傳統的底半部處理機制，它的執行時機通常是頂半部返回的時候， tasklet是基于軟中斷實現的，因此也運行于軟中斷上下文。

??在Linux內核中，用 softing_action結構體表征一個軟中斷，這個結構體包含軟中斷處理函數指針和傳遞給該函數的參數。使用 open_softirq()函數可以注冊軟中斷對應的處理函數，而 raise_softirq()函數可以觸發一個軟中斷。

??軟中斷和 tasklet運行于軟中斷上下文，仍然屬于原子上下文的一種，而工作隊列則運行于進程上下文。因此，在軟中斷和 tasklet處理函數中不允許睡眠，而在工作隊列處理函數中允許睡眠。

??local_bh_disable()和 llocal_bh_enable()是內核中用于禁止和使能軟中斷及 tasklet底半部機制的函數

軟中斷模版

asmlinkage void do_softirq(void){ __u32 pending; unsigned long flags; /* 判斷是否在中斷處理中，如果正在中斷處理，就直接返回 */ if (in_interrupt()) return; /* 保存當前寄存器的值 */ local_irq_save(flags); /* 取得當前已注冊軟中斷的位圖 */ pending = local_softirq_pending(); /* 循環處理所有已注冊的軟中斷 */ if (pending) __do_softirq(); /* 恢復寄存器的值到中斷處理前 */ local_irq_restore(flags);}

tasklet

??tasklet的使用較簡單，它的執行上下文是軟中斷，執行時機通常是頂半部返回的時候。我們只需要定義 tasklet及其處理函數，并將兩者關聯則可，例如

void my_tasklet_func(unsigned long); /*定義一個處理函數*/DECLARE_TASKLET(my_tasklet, my_tasklet_func, data);/*定義一個tasklet結構my_tasklet，與my_tasklet_func(data)函數相關聯*/

??代碼DECLARE_TASKLET(my_tasklet，my_tasklet_func，data)實現了定義名稱為my_tasklet的tasklet，并將其與my_tasklet_func()這個函數綁定，而傳入這個函數的參數為data。在需要調度tasklet的時候引用一個tasklet_schedule()函數就能使系統在適當的時候進行調度運行：

tasklet_schedule(&my_tasklet);

??使用tasklet作為底半部處理中斷的設備驅動程序模板下所示(僅包含與中斷相關的部分)。

tasklet函數模版

/* 定義tasklet和底半部函數并將它們關聯 */void xxx_do_tasklet(unsigned long);DECLARE_TASKLET(xxx_tasklet, xxx_do_tasklet, 0);/* 中斷處理底半部 */void xxx_do_tasklet(unsigned long).../* 中斷處理頂半部 */ irqreturn_t xxx_interrupt(int irq, void *dev_id){ ... tasklet_schedule(&xxx_tasklet); ...}/* 設備驅動模塊加載函數 */ int __init xxx_init(void){ ... /* 申請中斷 */ result = request_irq(xxx_irq, xxx_interrupt, 0, "xxx", NULL); ... return IRQ_HANDLED;}/* 設備驅動模塊卸載函數 */ void __exit xxx_exit(void){ ... /* 釋放中斷 */ free_irq(xxx_irq, xxx_interrupt); ...}

??上述程序在模塊加載函數中申請中斷(第24~25行)，并在模塊卸載函數free_irq(xxx_irq, xxx_interrupt);中釋放它。對應于xxx_irq的中斷處理程序被設置為xxx_interrupt()函數，在這個函數中，tasklet_schedule(&xxx_tasklet)調度被定義的tasklet函數xxx_do_tasklet()在適當的時候執行。

工作隊列

??工作隊列的使用方法和tasklet非常相似，但是工作隊列的執行上下文是內核線程，因此可以調度和睡眠。下面的代碼用于定義一個工作隊列和一個底半部執行函數

struct work_struct my_wq; /* 定義一個工作隊列 */void my_wq_func(struct work_struct *work); /* 定義一個處理函數 */

??通過INIT_WORK()可以初始化這個工作隊列并將工作隊列與處理函數綁定：

INIT_WORK(&my_wq, my_wq_func);/* 初始化工作隊列并將其與處理函數綁定 */

??與tasklet_schedule()對應的用于調度工作隊列執行的函數為schedule_work()，如：

schedule_work(&my_wq); /* 調度工作隊列執行 */

工作隊列函數模版

/* 定義工作隊列和關聯函數 */struct work_struct xxx_wq;void xxx_do_work(struct work_struct *work);/* 中斷處理底半部 */void xxx_do_work(struct work_struct *work).../*中斷處理頂半部*/ irqreturn_t xxx_interrupt(int irq, void *dev_id){ ... schedule_work(&xxx_wq); ... return IRQ_HANDLED;}/* 設備驅動模塊加載函數 */ int xxx_init(void){ ... /* 申請中斷 */ result = request_irq(xxx_irq, xxx_interrupt, 0, "xxx", NULL); ... /* 初始化工作隊列 */ INIT_WORK(&xxx_wq, xxx_do_work); ...}/* 設備驅動模塊卸載函數 */ void xxx_exit(void){ ... /* 釋放中斷 */ free_irq(xxx_irq, xxx_interrupt); ...}

??工作隊列早期的實現是在每個CPU核上創建一個worker內核線程，所有在這個核上調度的工作都在該worker線程中執行，其并發性顯然差強人意。在Linux 2.6.36以后，轉而實現“Concurrency-managedworkqueues”，簡稱cmwq，cmwq會自動維護工作隊列的線程池以提高并發性，同時保持了API的向后兼容。

進程上下文和中斷上下文

談談進程上下文、中斷上下文及原子上下文的一些概念

軟中斷和硬中斷的區別

硬中斷：

??1. 硬中斷是由硬件產生的，比如，像磁盤，網卡，鍵盤，時鐘等。每個設備或設備集都有它自己的IRQ(中斷請求)。基于IRQ，CPU可以將相應的請求分發到對應的硬件驅動上(注：硬件驅動通常是內核中的一個子程序，而不是一個獨立的進程)。

??2. 處理中斷的驅動是需要運行在CPU上的，因此，當中斷產生的時候，CPU會中斷當前正在運行的任務，來處理中斷。在有多核心的系統上，一個中斷通常只能中斷一顆CPU(也有一種特殊的情況，就是在大型主機上是有硬件通道的，它可以在沒有主CPU的支持下，可以同時處理多個中斷。)。

??3. 硬中斷可以直接中斷CPU。它會引起內核中相關的代碼被觸發。對于那些需要花費一些時間去處理的進程，中斷代碼本身也可以被其他的硬中斷中斷。

??4. 對于時鐘中斷，內核調度代碼會將當前正在運行的進程掛起，從而讓其他的進程來運行。它的存在是為了讓調度代碼(或稱為調度器)可以調度多任務。

軟中斷：

??1. 軟中斷的處理非常像硬中斷。然而，它們僅僅是由當前正在運行的進程所產生的。

??2. 通常，軟中斷是一些對I/O的請求。這些請求會調用內核中可以調度I/O發生的程序。對于某些設備，I/O請求需要被立即處理，而磁盤I/O請求通常可以排隊并且可以稍后處理。根據I/O模型的不同，進程或許會被掛起直到I/O完成，此時內核調度器就會選擇另一個進程去運行。I/O可以在進程之間產生并且調度過程通常和磁盤I/O的方式是相同。

??3. 軟中斷僅與內核相聯系。而內核主要負責對需要運行的任何其他的進程進行調度。一些內核允許設備驅動的一些部分存在于用戶空間，并且當需要的時候內核也會調度這個進程去運行。

??4. 軟中斷并不會直接中斷CPU。也只有當前正在運行的代碼(或進程)才會產生軟中斷。這種中斷是一種需要內核為正在運行的進程去做一些事情(通常為I/O)的請求。有一個特殊的軟中斷是Yield調用，它的作用是請求內核調度器去查看是否有一些其他的進程可以運行。

硬中斷、軟中斷和信號的區別

??硬中斷是外部設備對CPU的中斷，軟中斷是中斷底半部的一種處理機制，而信號則是由內核(或其他進程)對某個進程的中斷。在涉及系統調用的場合，人們也常說通過軟中斷(例如ARM為swi)陷入內核，此時軟中斷的概念是指由軟件指令引發的中斷，和我們這個地方說的softirq是兩個完全不同的概念，一個是software，一個是soft。??需要特別說明的是，軟中斷以及基于軟中斷的tasklet如果在某段時間內大量出現的話，內核會把后續軟中斷放入ksoftirqd內核線程中執行。總的來說，中斷優先級高于軟中斷，軟中斷又高于任何一個線程。軟中斷適度線程化，可以緩解高負載情況下系統的響應。

總結

以上是生活随笔為你收集整理的上下文保存 中断_Linux内核中断顶半部和底半部的理解的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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