中断下半部 tasklet

中断下半部任务：处理耗时操作

最新推荐文章于 2025-09-11 23:26:37 发布

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#linux #嵌入式硬件

中断下半部 tasklet

当一个中断要耗费很多时间来处理时，它的坏处是：在这段时间内，其他中断无法被处理。也就是说这段时间内，系统是关中断的。

如果某个中断就是要做那么多事，我们能不能把它拆分成两部分：紧急的、不紧急的？

中断下半部的实现有很多种方法，主要有两种

tasklet（小任务）
work queue（工作队列）

当下半部比较耗时是能忍受的，并且它的处理比较简单时，可以用 tasklet 来处理下半部。tasklet 是使用软件中断来实现。
在这里插入图片描述
假设硬件中断A 的上半部函数为 irq_top_half_A ，下半部为 irq_bottom_half_A 。

使用情景分析，才能理解上述代码：

硬件中断A 处理过程中，没有其他中断发生：
一开始，preempt_count = 0;
上述流程图①～⑨依次执行，上半部、下半部的代码各执行一次
硬件中断 A 处理过程中，又再次发生了中断 A：
一开始， preempt_count = 0；
执行到第⑥时，一开中断后，中断 A 又再次使得 CPU 跳到中断向量表。

注意：

这时 preempt_count 等于1，并且中断下半部的代码并未执行。
CPU 又从①开始再次执行中断 A 的上半部代码；
在第①步 preempt_count 等于 2；
在第③步 preempt_count 等于 1；
在第④步发现 preempt_count 等于 1，所以直接结束当前第 2 次中断的处理；

注意：重点来了

第2次中断发生后，打断了第一次中断的第⑦步处理。当第2次中断处理完毕， CPU 会继续去执行第⑦步。可以看到，发生 2 次硬件中断 A 时，它的上半部代码执行了 2 次，但是下半部代码只执行了一次。

所以，同一个中断的上半部、下半部，在执行时是多对一的关系。

硬件中断 A 处理过程中，又再次发生了中断 B：
一开始， preempt_count = 0；
执行到第⑥时，一开中断后，中断 B 又再次使得 CPU 跳到中断向量表。

注意： 这时 preempt_count 等于 1，并且中断 A 下半部的代码并未执行。
CPU 又从①开始再次执行中断 B 的上半部代码：
在第①步 preempt_count 等于 2；
在第③步 preempt_count 等于 1；
在第④步发现 preempt_count 等于 1，所以直接结束当前第 2 次中断的处理；

注意：重点来了， 第2次中断发生后，打断了第一次中断A的第⑦步处理。当第2次中断B处理完毕， CPU 会继续去执行第⑦步。在第⑦步里，它会去执行中断 A 的下半部，也会去执行中断 B 的下半部。

所以，多个中断的下半部，是汇集在一起处理的。

总结：

中断的处理可以分为上半部，下半部
中断上半部，用来处理紧急的事，它是在关中断的状态下执行的
中断下半部，用来处理耗时的、不那么紧急的事，它是在开中断的状态下执行的
中断下半部执行时，有可能会被多次打断，有可能会再次发生同一个中断
中断上半部执行完后，触发中断下半部的处理
中断上半部、下半部的执行过程中，不能休眠：中断休眠的话，以后谁来调度进程啊？

在这里插入图片描述
当发生某一个硬件中断时，内核会调用对应的硬件中断处理函数，处理完之后，会去处理软件中断；从类似soft数组中取出action函数，对于lastlet这种软件中断，对应的函数是tasklet_action，这个函数会从某个队列/链表里取出每一个tasklet结构体，执行里面的函数。

处理硬件中断是上半部（中断禁止）；处理软件中断的是下半部（中断打开，有可能被打断）。

上半部可以使能/调用下半部：把一个tasklet结构体放进队列/链表。
在这里插入图片描述
软件中断不会叠加
下半部就是构造tasklet结构体，提供函数。

内核函数

定义 tasklet，中断下半部使用结构体tasklet_struct来表示，它在内核源码include\linux\interrupt.h 中定义：

struct tasklet_struct
{
   
   
    struct tasklet_struct *next;
    unsigned long state;
    atomic_t count;
    void (*func)(unsigned long);
    unsigned long data;
};

其中的 state 有 2 位：
- bit0 表示 TASKLET_STATE_SCHED等于 1 时表示已经执行了 tasklet_schedule 把该 tasklet 放入队列了；tasklet_schedule 会判断该位，如果已经等于 1 那么它就不会再次把tasklet 放入队列。
- bit1 表示 TASKLET_STATE_RUN等于 1 时，表示正在运行 tasklet 中的 func 函数；函数执行完后内核会把该位清 0。
其中的 count 表示该 tasklet 是否使能：等于 0 表示使能了，非 0 表示被禁止了。对于 count 非 0 的 tasklet，里面的 func 函数不会被执行。

使用下半部执勤，要实现一个 tasklet_struct 结构体，这可以用2个宏来定义结构体：

#define DECLARE_TASKLET(name, func, data) \
struct tasklet_struct name = {
     
      NULL, 0, ATOMIC_INIT(0), func, data }
 
 
#define DECLARE_TASKLET_DISABLED(name, func, data) \
struct tasklet_struct name = {
     
      NULL, 0, ATOMIC_INIT(1), func, data }

使用 DECLARE_TASKLET 定义的 tasklet 结构体，他是使能的；
使用 DECLARE_TASKLET_DISABLED 定义 tasklet 结构体，它是禁止的；使用之前要先调用 tasklet_enable 使能它。

也可以使用函数来初始化 tasklet 结构体

extern void tasklet_init(struct tasklet_struct *t,
                         void (*func)(unsigned long), unsigned long data);

使能/禁止 tasklet

static inline void tasklet_enable(struct tasklet_struct *t);
static inline void tasklet_disable(struct tasklet_struct *t);

tasklet_enable 把 count 减1；
tasklet_disable 把 count 增1。

调度 tasklet

static inline void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t);

把 tasklet 放入链表，并且设置它的 TASKLET_STATE_SCHED 状态为 1

kill tasklet

extern void tasklet_kill(struct tasklet_struct *t);

如果一个 tasklet 未被调度， tasklet_kill 会把它的TASKLET_STATE_SCHED 状态清 0；
如果一个 tasklet 已被调度， tasklet_kill 会等待它执行完华，再把它的TASKLET_STATE_SCHED 状态清 0。

通常在卸载驱动程序时调用 tasklet_kill。

tasklet 使用方法

先定义 tasklet，需要使用时调用 tasklet_schedule，驱动卸载前调用tasklet_kill。tasklet_schedule 只是把 tasklet 放入内核队列，它的 func 函数会在软件中断的执行过程中被调用。

驱动程序

驱动程序在定时器的基础上修改。

在原来的gpio_key结构体中添加一个tasklet属性，每个按键都有一个tasklet；在probe函数中初始化tasklet；在remove函数中删除tasklet；
在tasklet处理函数中打印数据；
在中断服务程序，启动一个下半部。

#include <linux/module.h>
#include <linux/poll.h>

#include <linux/fs.h>
#include <linux/errno.h>
#include <linux/miscdevice.h>
#include <linux/kernel.h>
#include <linux/major.h>
#include <linux/mutex.h>