Linux驱动中止下半部的三种要领
什么是中止下半部
当爆发一其中止时，会进入中止处理程序 。
但中止处理程序必需快速、异步、简朴的对硬件做出迅速响应并完成那些时间要求很严酷的操作 。
因此，关于那些其他的、对时间要求相对宽松的使命，就应该推后到中止被激活以后再去运行 。
这样，整其中止处理流程就被分为了两个部分：
第一个部分是中止处理程序( 上半部)，内核通过对它的异步执行完成对硬件中止的即时响应 。
中止处理流程中的另外那一部分， 下半部(bottom half)
下半部的使命主要是执行与中止相关的事情，这些事情没有被中止效劳程序自己完成 。
下半部并不需要指明一个确切时间，只要把这些使命推迟一点，让它们在系统不太忙碌并且中止恢复后执行就可以了 。
上半部和下半部的主要区别：
上半部指的是中止处理程序，下半部则指的是一些虽然与中止有相关性可是可以延后执行的使命 。
上半部中止不可被相同类型的中止打断，而下半部依然可以被中止打断 。
通常下半部在中止处理程序一返回就会马上运行 。
上半部分简朴快速，执行的时间榨取一些或者所有中止 。
下半部分稍后执行，并且执行时代可以响应所有的中止 。
Linux中，对中止下半部的实现主要有三种：
软中止
tasklet
事情行列
softirq
softirq即软中止，代码位于kernel/softirq.c文件中；
每个软中止由softirq_action结构体现：
在softirq.c中界说了一个软中止向量数组softirq_vec：
static struct softirq_action softirq_vec[NR_SOFTIRQS] __cacheline_aligned_in_smp;
enum
{
HI_SOFTIRQ=0, /*用于高优先级的tasklet*/
TIMER_SOFTIRQ, /*用于准时器的下半部*/
NET_TX_SOFTIRQ, /*用于网络层发包*/
NET_RX_SOFTIRQ, /*用于网络层收报*/
BLOCK_SOFTIRQ,
BLOCK_IOPOLL_SOFTIRQ,
TASKLET_SOFTIRQ, /*用于低优先级的tasklet*/
SCHED_SOFTIRQ,
HRTIMER_SOFTIRQ,
RCU_SOFTIRQ, /* Preferable RCU should always be the last softirq */
NR_SOFTIRQS
};
登录后复制
数组的成员数由NR_SOFTIRQS决议，是一个枚举常量 。
新增一个软中止时，需要在文件include/linux/interrupt.h 中添加一个枚举常量 。
软中止使用的几个要点：
一个软中止不会抢占另外一个软中止 。
惟一可以抢占软中止的是中止处理程序 。
其他的软中止可以在其他处理器上同时执行 。
相关接口
注册软中止
void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action *))
登录后复制
即注册对应类型的处理函数到全局数组softirq_vec中 。
触发软中止
void raise_softirq(unsigned int nr)
登录后复制
现实上即以软中止类型nr作为偏移量会置位irq_stat[cpu_id]的成员变量__softirq_pending.
__softirq_pending字段中的每一个bit，对应着某一个软中止，某个bit被置位，说明有响应的软中止期待处理 。
这也是统一类型软中止可以在多个cpu上并行运行的基础缘故原由 。
软中止实例
以一个按键驱动的中止处理为例，将按键驱动的中止处理分成上下两部分：
上半部：读取键值，触发软中止
下半部：叫醒历程
软中止的注册，在驱动的入口函数，注册软中止：
添加的枚举常量：
可以看到，使用软中止是需要修改内核，添加一个枚举的，有些繁琐 。
以是，通常我们不建议私自增添软中止的数目，若是需要新的软中止，尽可能把它们实现为基于软中止的tasklet形式 。
tasklet
tasklet是使用软中止实现的一种下半部机制 。
那是用软中止照旧tasklet好呢？
选择究竟是用软中止照旧tasklet着实很简朴：
通常你应该用tasklet 。就像我们在前面看到的，软中止资源有限，也贫困，并且软中止的使用者屈指可数 。它只在那些执行频率很高和一连性要求很高的情形下才需要 。
而 tasklet却有更普遍的用途 。大大都情形下用tasklet效果都不错，并且它们还很是容易使用 。
由于 tasklet是通过软中止实现的，以是它们 自己也是软中止 。
tasklet使用
tasklet的使用办法如下：
1、编写tasklet处理函数（下半部）
void my_tasklet_fun (unsigned long data)
登录后复制
2、声明tasklet
//静态 DECLARE_TASKLET(my_tasklet,my_tasklet_fun,data); //动态 Struct tasklet_struct xxx; tasklet_init(&xxx,tasklet_handler,dev)
登录后复制
3、调理 tasklet
tasklet_schedule(&my_tasklet);
登录后复制
挂号my_tasklet, 然后允许系统在合适的时间调理它 。
tasklet实例
以按键中止驱动为例：
先使用DECLARE_TASKLET静态声明一个tasklet，指定其下半部函数为btn_tasklet_func，在中止效劳函数（上半部）获取按键值后，挪用tasklet_schedule调理 。
work queue
work queue即事情行列，也是中止下半部的一种 。
Work queue将下半部事情推迟给一个内核线程去执行 ——work 总是运行于历程上下文.
两个要点：
若是推迟的事情需要 睡眠，则使用work queues 。不然使用softirq或tasklets.
Work queues适用于需要分派大宗的内存，获得一个信号量，或者执行壅闭的I/O的情形.
事情行列的相关接口函数：
在使用上，事情行列与tasklet是类似的：
以上就是Linux驱动中止下半部的三种要领的详细内容，更多请关注本网内其它相关文章！
