队列处理中断底半部

如果用一个词来形容底半部的功能,就是“延迟执行”

 对于中断底半部的实现方式一共有三种:

采用软中断的方式

采用tasklet微线程

采用队列

 

因为现在碰到的几个中断处理方式都是使用工作队列来实现的,所以这里主要讲解队列:

 一、 工作队列

      Linux内核中,对下半部(或者说推后执行的工作)的处理方式有好几种,包括BHbottom half),软中断,Tasklets和工作队列等等。在2.6内核中,大名鼎鼎的BH处理被废除,新增了更方便的工作队列。工作队列的方便之处在于它把 工作推后,交由一个内核线程去执行,这个内核线程总会在进程上下文执行,因此,它就可以很方便的持有信号量(semaphore),当然也可以允许睡眠

      内核对工作队列的处理是通过工作者线程完成的。工作者线程在一般情况下处于睡眠状态,当我们把需要推迟执行的工作注册到工作队列中之后,唤醒工作者线程会遍历工作队列中的每个待处理的工作,并执行工作队列结构work_struct中的func函数。

这里涉及到两个概念:工作者线程和工作队列。

首先看看我们最关心的工作队列。

      struct work_struct*delayed_work;

      INIT_WORK(delayed_work,delayed_work_handler, data);

      schedule_work(delayed_work);

      delayed_work是我们声明的工作队列;通过INIT_WORK对工作队列进行初始化,delayed_work_handler是工作队列的处 理函数,data是传递给处理函数的参数;最后调用schedule_work唤醒工作者线程处理推后执行的工作。如果需要经过一段延迟以后再执行工作, 可以调用:

      schedule_delayed_work(delayed_work,delay);   //delay 是需要延迟的节拍数

      另外还有一种静态创建工作队列的方式:

      DECLARE_WORK(name, void (*func) (void *),void *data);

      大部分情况下我们了解到这里已经足够了。工作者线程可以放心的交给内核去完成。

对于工作者线程的使用有两种方式,一是直接使用内核中每个CPU对应的一个 缺省工作者线程envents/nn代表CPU的序号,从0开始);

再者就是自己创建一个专用的工作者线程。

对于通常情况下,驱动开发者是不必关心工作者线程的,缺省的工作者线程能够做的很好。如果缺省的队列不能满足要求,自己创建一个工作者线程也很简单,只需要调用:

      structworkqueue_struct *create_workqueue(const char *name);

      调度时使用如下函数:

      intqueue_work(struct workqueue_struct *wq, struct work_struct *work);

      

      intqueue_delayed_work(struct workqueue_struct *wq, struct work_struct

      *work,unsigned long delay);

      它们与schedule_work()以及schedule_delayed_work()是类似的。

 

二、等待队列

 

staticDECLARE_WAIT_QUEUE_HEAD(waiter);      //定义并初始化waiter

   wake_up_interruptible(&waiter);                 //唤醒等待队列

 

   set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);        

   wait_event_interruptible(waiter, tpd_flag != 0); //判断执行条件

 

 

Linux 工作队列和等待队列的区别:

对这2个容易混淆的队列做简单概念上的区别: 

     等待队列在内核中有很多用途,尤其适合用于中断处理,进程同步及定时。我们在这里只说,进程经常必须等待某些事件的发生。例如,等待一个磁盘操作的终止,等待释放系统资源,或者等待时间经过固定的间隔。 

         等待队列实现了在事件上的条件等待,希望等待特定事件的进程把自己放进合适的等待队列,并放弃控制权。因此。等待队列表示一组睡眠的进程,当某一条件为真时,由内核唤醒它们。 

等待队列由循环链表实现,其元素包括指向进程描述符的指针。每个等待队列都有一个等待队列头,等待队列头是一个类型为wait_queue_head_t的数据结构。 

等待队列链表的每个元素代表一个睡眠进程,该进程等待某一事件的发生,它的描述符地址存放在task字段中。然而,要唤醒等待队列中所有的进程有时并不方便。例如,如果两个或多个进程在等待互斥访问某一个要释放的资源,仅唤醒等待队列中一个才有意义。这个进程占有资源,而其他进程继续睡眠可以用DECLARE_WAIT_QUEUE_HEAD(name)宏定义一个新的等待队列,该宏静态地声明和初始化名为name的等待队列头变量。 init_waitqueue_head()函数用于初始化已动态分配的wait queue head变量等待队列可以通过DECLARE_WAITQUEUE()静态创建,也可以用init_waitqueue_head()动态创建。进程把自己放入等待队列并设置成不可执行状态。 

 

工作队列,workqueue,它允许内核代码来请求在将来某个时间调用一个函数。用来处理不是很紧急事件的回调方式处理方法。

工作队列的作用就是把工作推后,交由一个内核线程去执行,更直接的说就是如果您写了一个函数,而您现在不想马上执行它,您想在将来某个时刻去执行它,那您用工作队列准没错 

如果需要用一个可以重新调度的实体来执行你的下半部处理,也应该使用工作队列。它是唯一能在进程上下文运行的下半部实现的机制,也只有它才可以睡眠。这意味着在需要获得大量的内存时、在需要获取信号量时,在需要执行阻塞式的I/O操作时,它都会非常有用。

<think>好的,我现在需要帮助用户解决在TP驱动调试中,如何通过线程化中断确保顶半部和底半部数据一致的问题,并且用户希望获得具体案例。首先,我需要回忆一下Linux内核中断处理的相关知识。 用户提到的线程化中断是Linux内核中的一个特性,尤其是在实时内核(RT-Preempt)中常见。传统的中断处理分为顶半部(top half)和底半部(bottom half)。顶半部负责快速响应硬件中断,而底半部处理耗时任务,防止长时间关闭中断影响系统响应。线程化中断则是将底半部放到内核线程中执行,这样可以被调度,减少中断延迟,提高系统的实时性。 接下来,数据一致性是关键问题。顶半部通常进行数据的快速读取,而底半部处理数据。如果两者之间存在共享数据,需要确保在并发访问时数据的一致性。常用的方法包括自旋锁、互斥锁或原子操作。但在中断上下文中,需要注意锁的使用,比如顶半部可能运行在中断上下文中,不能使用可能休眠的互斥锁,而底半部如果是线程化的,则可以使用。 现在需要结合具体案例来说明。假设是触摸屏(TP)驱动,当有触摸事件时,顶半部读取原始坐标数据,然后由底半部处理数据,比如滤波、坐标转换等。如果顶半部和底半部同时访问同一个数据结构,就需要保护。 例如,顶半部中断处理函数中读取触摸点的坐标,保存到缓冲区,然后调度底半部。底半部在独立的线程中处理这个缓冲区。如果顶半部在中断上下文中,而底半部在线程中运行,两者访问缓冲区时需要使用同步机制,如自旋锁,因为顶半部不能休眠。但如果线程化中断使用的是线程化的底半部,可能可以用互斥锁,但需要确认上下文是否允许休眠。 另外,可能还需要考虑内存屏障,确保数据写入的顺序性,防止编译器或CPU的优化导致数据不一致。例如,在写入数据到缓冲区后,使用内存屏障确保底半部看到正确的数据。 需要检查具体的内核版本和线程化中断的实现方式,因为不同版本的内核可能有不同的处理方式。比如,线程化中断是否完全替代了传统的底半部处理,还是两者并存。此外,案例中可能需要展示代码片段,说明如何注册线程化中断,如何在顶半部中保存数据,底半部中处理数据,并正确使用锁或其他同步机制。 同时,用户提到的引用中有关于网络OSI模型的内容,可能与当前问题无关,但需要注意用户是否有其他潜在需求。但根据问题描述,用户主要关注TP驱动的线程化中断和数据一致性,所以应聚焦于此。 总结步骤:1. 解释线程化中断的概念;2. 分析顶半部和底半部在数据访问中的问题;3. 提出同步机制(如自旋锁);4. 给出具体案例,如TP驱动中的缓冲区处理;5. 代码示例展示如何实现;6. 可能的问题和解决方法,如死锁避免、性能优化等。 需要确保回答结构清晰,逐步引导用户理解问题,并提供实际可操作的案例。同时,引用可能的相关知识点,比如同步机制在内核中的应用,但需根据用户提供的引用内容,可能引用中的内容并不直接相关,但需注意是否有间接关联。</think>在TP驱动调试中,通过线程化中断确保顶半部(top half)和底半部(bottom half)数据一致性需结合中断上下文特性和同步机制,以下为具体实现方案和案例: --- ### **一、线程化中断与数据一致性原理** 1. **线程化中断特点** - 顶半部:快速响应硬件中断,仅完成关键操作(如读取寄存器状态) - 底半部:通过内核线程调度执行耗时操作(如数据处理),可被抢占且支持阻塞操作[^1] 2. **数据一致性挑战** - 顶半部与底半部共享数据(如触摸坐标缓冲区) - 中断嵌套或并发操作导致数据竞争 --- ### **二、具体案例:触摸屏驱动数据同步** #### **场景描述** 触摸屏(TP)驱动需在中断顶半部读取原始坐标,底半部进行坐标滤波和上报。为确保数据一致性,需实现以下逻辑: ```c /* 共享数据结构 */ struct tp_data { spinlock_t lock; // 自旋锁 int x, y; // 原始坐标 bool data_ready; // 数据就绪标志 }; /* 顶半部:中断处理函数 */ static irqreturn_t tp_top_half(int irq, void *dev_id) { struct tp_data *data = dev_id; unsigned long flags; spin_lock_irqsave(&data->lock, flags); // 关中断保存状态 data->x = read_reg(TP_X_REG); // 读取硬件寄存器 data->y = read_reg(TP_Y_REG); data->data_ready = true; spin_unlock_irqrestore(&data->lock, flags); return IRQ_WAKE_THREAD; // 唤醒底半部线程 } /* 底半部:线程化处理函数 */ static irqreturn_t tp_bottom_half(int irq, void *dev_id) { struct tp_data *data = dev_id; unsigned long flags; spin_lock_irqsave(&data->lock, flags); // 加锁 if (data->data_ready) { int x = data->x, y = data->y; data->data_ready = false; spin_unlock_irqrestore(&data->lock, flags); /* 执行滤波算法并上报坐标 */ report_coordinates(filter(x, y)); } else { spin_unlock_irqrestore(&data->lock, flags); } return IRQ_HANDLED; } ``` #### **关键实现点** 1. **同步机制选择** - 使用自旋锁(`spinlock_t`):顶半部运行在中断上下文,禁止睡眠,需通过自旋锁保护共享数据 - 结合`spin_lock_irqsave()`关闭本地中断,防止嵌套中断导致死锁 2. **内存屏障优化** 通过`WRITE_ONCE()`和`READ_ONCE()`确保编译器不对共享变量进行重排序: ```c WRITE_ONCE(data->data_ready, true); // 显式内存屏障 ``` --- ### **三、常见问题与调试方法** 1. **数据丢失问题** - **现象**:底半部未及时处理数据导致覆盖 - **解决**:增加环形缓冲区(`kfifo`)存储多组坐标数据 2. **死锁风险** - **场景**:底半部调用可能休眠的函数(如`mutex_lock()`) - **规避**:线程化中断底半部允许休眠,但需确保锁机制与上下文匹配 ---
评论
添加红包

请填写红包祝福语或标题

红包个数最小为10个

红包金额最低5元

当前余额3.43前往充值 >
需支付:10.00
成就一亿技术人!
领取后你会自动成为博主和红包主的粉丝 规则
hope_wisdom
发出的红包
实付
使用余额支付
点击重新获取
扫码支付
钱包余额 0

抵扣说明:

1.余额是钱包充值的虚拟货币,按照1:1的比例进行支付金额的抵扣。
2.余额无法直接购买下载,可以购买VIP、付费专栏及课程。

余额充值