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第五章--下半部和退后执行的工作

上一篇文章提到中断分为上半部和下半部，上半部称作中断处理程序。下半部处理的则是比较耗时的工作。那么为什么会出现下半部呢？

我们知道，中断是异步发生的，一旦CPU接收了中断，那么就必须处理，所以，就要打断当前执行的代码，如果当前执行的代码很重要，那么中断处理就不应该占据很长的时间，所以，在中断处理中把需要紧急处理的工作放在处理程序中，而把耗时的工作放在下半部执行。下半部执行的时机是不确定的，只是保证它不在当前执行就可以了，一般是放在中断处理程序返回后就会立即执行。这是出现下半部原因的第一个方面。

中断在执行时，最好的情况是屏蔽掉它那一条中断线，可是，很不幸的事总是会发生，有些中断会使用IRQF_DISABLED标志，那么，所有的中断都会被屏蔽。如果，中断处理是一项很耗时的工作，且这时会不停的出现中断，那么用户进程就会因此而饥饿，所以，需要找个方法来应付这种情况。

1.下半部执行的策略

下半部的执行在Linux内核不断完善的过程中，出现了一系列方法，由于有些方法早已经被淘汰了，所以，这里仅介绍在2.6内核中出现的处理方法。

在2.6内核中出现了三种策略。

软中断，tasklet，工作队列

下面，我就对这三种策略进行介绍。

2.软中断

这种策略最为高效，但是实际在使用中却用到的不多，因为我们需要处理同步问题，且不能在中断上下文中睡眠，所以，实现难度比较大。

它是在内核编译期间静态指定的，存在32个软中断，但是实际用到的只有9个。

软中断保留给系统中对时间要求最为严格以及最重要的下半部使用。

一个注册的软中断必须被标记以后才能够得到处理，最终系统会调用 do_softirq()，执行软中断，下面，让我们来看看它的执行代码：

void do_softirq(void)
{
__u32 pending;
unsigned long flags;

if (in_interrupt())
return;

local_irq_save(flags);

pending = local_softirq_pending();

if (pending)
__do_softirq();

local_irq_restore(flags);
}

可以看到，首先它会检查软中断位图，看看哪一位会被标记，如果那一位被标记，那么它所对应的处理程序就会执行，因为位图中存在32位，所以，这段程序是循环执行的，且最多会循环32次。

软中断允许同类型的软中断同时执行，这也是不好控制它的原因，这里牵扯到了内核同步的问题，这在以后的文章中会有所介绍。

3.tasklet

tasklet 其实也是软中断，只是它实现的方式可能会有不同，存在两种tasklet，一种是高优先级的，一种是普通的，它们之间的区别只是优先级，是谁先执行和谁后执行的差别。

和软中断不同的是，即使是在不同的处理器上也不能同时执行相同类型的tasklet，这样使得驱动开发人员易于编写下半部程序，也更方便的操作。

它的实现可以使静态的，也可以是动态加载的，它不是以位图的方式显示被标记，而是以链表的形式存放下半部程序，等待执行。

4.ksoftirqd

这是一个内核线程，每个CPU上存在一个，它是作为辅助线程而存在的，是用来辅助处理软中断的。我们考虑下面这个问题。

软中断一旦被触发，除了中断处理程序之外，不会被任何的任务所抢占，软中断也不可以抢占软中断。不过，有时，软中断会在程序中触发它自己，这样就会出现软中断会一直执行下去，用户进程得不到处理，这时，就需要有一种解决方案。ksoftirqd 由此出现，这个线程一般处于睡眠状态，一旦某个软中断触发了它自己，那么这个线程就会被唤醒执行下半部。

5.工作队列

它是一种区别于软中断和tasklet的下半部执行方案。它处于进程上下文中，所以，它是可以睡眠的。由于处于进程上下文中，所以，它是由内核线程处理的。一般情况下，我们不定义自己的内核线程，而用的是默认的内核线程，叫做 event。同样也是每个CPU都有一个实例。一旦工作队列上存在任务，那么内核线程会被唤醒以执行下半部。

6.preempt_count

这个字段是不是很熟悉呢？没错，第一次对他的介绍出现在内核抢占中，内核可以抢占的时机是 preempe_count这个字段为0，且调度标志被置位。而这里表达的意思是下半部是否被禁止，由于内核中同步的需要，下半部是可能被禁止的，一旦这个标志不是 0 ，那么下半部是不允许执行的。

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