《linux内核设计与实现》阅读笔记 第六章 下半部和推后执行的工作

目前支持的三种下半部机制：软中断（与前面系统调用部分的软中断不是一个概念），tasklet, 工作队列。

 

软中断：由softirq_action结构表示，定义在linux/interrupt.h中，kernel/softirq.c中定义了32个该结构的数组，目前只使用6个
softirq_action结构中有个action字段，和data字段，分别是待执行的函数和传给该函数的参数，但函数的参数类型是

softirq_action结构的指针，也就是当要使用data参数时是直接将当前对应的整个softirq_action结构的指针传入的，这个技巧是为

了当softirq_action结构发生变化时无需时所有的执行函数的代码都改变。

软中断必需要标记后才会触发，一般中断处理程序都回触发他的软中断，使其稍后执行，以下情况待处理的软中断会被检查，处理：
处理完一个硬件中断后
在ksoftirqd内核线程中
在那些显式检查和执行待处理的软中断的代码中，如网络子系统中。
无论什么办法，软中断都要在do_softirq中执行，具体做的：P71
软中断的添加方法以及触发方法：P72

软中断程序执行时允许响应中断，但不能休眠，一个处理程序运行时，当前处理器上的软中断被禁止，但其他的处理器啊是可以执行

别的软中断，注意一个软中断执行时的同时会再次被触发，也就是被其他的处理器运行，所以软中断使用的全局变量等结构必须上锁
或是使用单处理器数据（只属于一个处理器的数据）来避免锁，这也是推荐使用tasklet来处理的原因。

 

tasklet:使用较为常见，使用软中断来实现，tasklet在软中断中有两类HI_SOFTIRQ 和 TASKLWT_SOFTIRQ，前者优先级更高。
tasklet_struct结构(linux/interrupt.h)：P74。

已调度的tasklet（等同于被触发的软中断）保存在tasklet_vec和tasklet_hi_vec（优先级比前者高）中。
调度tasklet：P74
do_softirq->task_action(TASKLWT_SOFTIRQ的处理程序）->处理tasklet_vec->使用tasklet_schedule进行调度
        或->task_hi_action（HI_SOFTIRQ的处理程序）->处理tasklet_hig_vec->使用tasklet_hi_schedule进行调度：P74
软中断重新触发时的处理：P78

 

工作队列：使用内核线程去处理，区别是如果要休眠则使用工作队列（开销大），如果不需要休眠则使用tasklet：P80
struct workqueue_struct{
       struct cpu_workqueue_struct cpu_wq[NR_CPUS];
}
里面数组的每一项表示一个工作者线程，且每一项对应一个CPU。