linux中断下半部处理

1、软中断

注册软中断
   如：open_softirq(MY_SOFTIRQ, my_softirq_action)
在中断处理程序中触发软中断
　如：raise_softirq(MY_SOFTIRQ)

2、tasklet

初始化一个tasklet:

  方法1：
  DECLARE_TASKLET(name, func, data)；定义名字为name的tasklet，默认为enable状态，也就是count字段等于0。
  DECLARE_TASKLET_DISABLED(name, func, data)；定义名字为name的tasklet，默认为enable状态，也就是count字段等于1。

 方法2：
 先定义一个tasklet_struct，然后用tasklet_init函数进行初始化，该方法默认tasklet处于enable状态：
struct tasklet_struct tasklet_xxx;
......
tasklet_init(&tasklet_xxx, func, data);

登记任务

 tasklet_schedule()

3、工作队列

初始化工作队列

INIT_WORK

登记工作队列

schedule_work

Q: 为什么软中断不能睡眠？

      Linux在软中断上下文中是不能睡眠的，原因在于Linux的软中断实现上下文有可能是中断上下文，如果在中断上下文中睡眠，那么会导致Linux无法调度，直接的反应是系统Kernel Panic，并且提示dequeue_task出错。所以，在软中断上下文中，我们不能使用信号量等可能导致睡眠的函数。

      在最近的一个项目中，我们在dm-io的callback函数中去持有semaphore访问竞争资源( 会睡眠，即发生调度)，导致了系统的kernel panic。其原因就在于dm-io的回调函数在scsi soft irq中执行，scsi soft irq是一个软中断，其会在硬中断发生之后被执行，执行上下文为中断上下文。 中断上下文中无法睡眠的原因大家一定很清楚，原因在于中断上下文不是一个进程上下文，其没有一个专门用来描述CPU寄存器等信息的数据结构，所以无法被调度器调度。

       Linux对中断进行了有效的管理，一个中断发生之后，都会通过相应的中断向量表获取该中断的处理函数。在Linux操作系统中都会调用do_IRQ这个函数，在这个函数中都会执行__do_IRQ（），__do_IRQ函数调用该中断的具体执行函数。在执行过程中，该函数通过中断号找到具体的中断描述结构irq_desc，该结构对某一具体硬件中断进行了描述。在irq_desc结构中存在一条链表irqaction，这条链表中的某一项成员都是一个中断处理方法。这条链表很有意思，其实现了中断共享，例如传统的PCI总线就是采用共享中断的方法，该链表中的一个节点就对应了一个PCI设备的中断处理方法。在PCI设备驱动加载时，都需要注册本设备的中断处理函数，通常会调用request_irq这个函数，通过这个函数会构造一个具体的irq action，然后挂接到某个具体irq_desc的action链表下，实现中断处理方法的注册。在__do_IRQ函数中会通过handle_IRQ_event（）函数遍历所有的action节点，完成中断处理过程。到目前为止，中断处理函数do_IRQ完成的都是上半部的工作，也就是设备注册的中断服务程序。在中断上半部中，通常都是关中断的，基本都是完成很简单的操作，否则将会导致中断的丢失。耗时时间相对较长，对实时性要求不是最高的应用都会被延迟处理，都会在中断下半部中执行。所以，在中断上半部中都会触发软中断事件，然后执行完毕，退出服务。 __do_IRQ完成之后，返回到do_IRQ函数，在该函数中调用了一个非常重要的函数irq_exit（），在该函数中调用invoke_softirq（），invoke_softirq调用do_softirq（）函数，执行软中断的操作。此时，程序的执行环境还是中断上下文，但是与中断上半部不同的是，软中断执行过程中是开中断的，能够被硬中断而中断。所以，如果用户的程序在软中断中睡眠，操作系统该如何调度呢？只有kernel panic了。另外，软中断除了上述执行点之外，还有其他的执行点，在内核中还有一个软中断的daemon处理软中断事务，驱动程序也可以自己触发一个软中断事件，并且在软中断的daemon上下文中执行。但是硬中断触发的事件都不会在这个daemon的上下文中执行，除非修改Linux中的do__IRQ代码。