转自：http://www.linuxidc.com/Linux/2011-11/47657.htm

 

 

 

[中断概述]

中断本质上是一种特殊的电信号，由硬件设备发向处理器。异常和中断的不同是异常在产生时必须考虑与处理器时钟同步。实际上异常也常常称为同步中断。比如在除0或者缺页时，必须靠内核处理的时候，处理器就会产生一个异常。

[中断处理机制的实现]

                                                        中断从硬件到内核的路由

设备产生中断，通过总线把电信号发送给中断控制器。如果中断线是激活的(它们允许被屏蔽的)，那么中断控制器就会把中断发往处理器。在大多数体系结构中，这个工作就是通过电信号给处理器的特定管脚发送一个信号。除非在处理器上禁止该中断，否则处理器会立即停止它正在做的事，关闭中断系统，然后跳到内存中预定的位置开始执行那里的代码。这个预定义的位置是由内核设置的，是中断处理程序的入口点。

[中断处理程序]

在响应一个特定中断的时候，内核会执行一个函数，该函数叫做中断处理程序(interrupt handler)也叫做中断服务例程(interrupt service routine)。

中断处理程序就是一个普普通通的C函数，但是它与其他内核函数的真正区别在于，中断处理程序时被内核调用来响应中断的，它运行于中断上下文中。

注册中断处理程序：

static inline int __must_check

request_irq(unsigned int irq, irq_handler_thandler, unsigned long flags,

             const char *name, void *dev)

irq：分配的中断号

handler：中断处理函数程序的指针 typedefirqreturn_t (*irq_handler_t)(int, void *);

flags：中断类型

name：与中断相关的设备的名字；

dev：用于共享中断，因为可能在一条中断线上有几个设备，dev用来区分是哪个设备产生的中断

中断上下文和进程上下文对比

	中断上下文	进程上下文
定义	当执行一个中断处理程序时，内核处于中断上下文中	当程序调用了系统调用或者触发了某个异常，它就陷入了内核空间，此时，内核代表进程执行并处于进程上下文中。
睡眠情况	不可睡眠，不能被调度，也就是说中断上下文中不能使用有可能睡眠的函数	可睡眠，可调度
同步机制	自旋锁	都可

[中断上半部和下半部]

首先问自己一个问题，为什么要把中断分为上半部和下半部，难道一个就放在中断处理程序中不好吗？答案是否定的

1、中断可以随时的打断其他正在执行的程序，如果被打断的代码对系统很重要，那么此时中断处理程序的执行时间应该是越短越好；

2、中断处理程序正在执行时，会屏蔽同条中断线上的中断请求；而更严重的是，如果设置了IRQF_DISABLED，那么该中断服务程序执行时会屏蔽所有其他的中断请求。那么此时应该让中断处理程序执行的越快越好。

 

上半部：一个快速、异步而简单的处理程序专门来负责对硬件的中断请求做出快速响应，与此同时也要完成那么些对时间要求很严格的操作；

下半部：那么对时间要求相对宽松，其他的剩余工作会在稍后的任意时间执行。

下面是对上半部和下半部的工作划分：

如果一个任务对时间非常敏感，将其放在中断处理程序中执行；

如果一个任务中和硬件相关，将其放在中断处理程序中执行；

如果一个任务要保证不被其他中断(特别是相同的中断)打断，将其放在中断处理程序执行；

其他所有任务，都应考虑放在下半部执行。

[下半部机制]

软中断

软中断保留给系统中对时间要求最严格以及最重要的下半部使用，目前只有两个子系统(网络和scsi)直接使用软中断。

Tasklet

Tasklet是利用软中断实现的一种下半部机制。在选择使用软中断还是tasklet时，建议使用tasklet，除了网络和SCSI情况。相比软中断，tasklet的接口更简单，锁保护要求较低。

工作队列

工作队列是可以把工作推后交由一个内核线程去执行，下半部总是会在进程上下文中执行，允许重新调度和睡眠。

三种下半部机制对比

 

下半部	上下文	顺序执行保障
软中断	中断	没有
Tasklet	中断	同类型不能同时执行
工作队列	进程	没有(和进程上下文一样被调度)

 

 

[概述]

工作队列是一种将工作推后执行的的形式，工作队列可以把工作推后，交由一个内核线程去执行，占有进程上下文的所有优势，允许重新调度和睡眠。

[工作队列的实现]

工作队列子系统是一个用于创建内核线程的接口，通过它创建的进程负责执行由内核其他部分排到队列里的任务。它创建的这些内核线程称作工作者线程(worker thread)。工作队列子系统提供了一个缺省的工作者线程来处理推后的工作，所以我们大多数情况下，没必要自己去创建工作者线程，使用默认的就OK。

Linux kernel development 3 上对工作队列的实现原理讲的很清楚了，这里就不再详述。具体来看一个实例

[实例]

 

在做实际的驱动开发的时候，不推荐使用全局变量，因为全局变量是造成竞争条件的主要原因。

[中断处理程序]

schedule_work(&work)函数用来调度work，把work提交给缺省的events工作者线程(插入工作任务链表中)。work马上会被调度，一旦其所在的处理器上的工作者线程被唤醒，唤醒的工作者队列会遍历整个工作任务链表，如果有工作，它就会被执行，否则继续睡眠。

Schedule_work_delay(&work, delay) 和schedule_work函数的作用相同，唯一区别就是延迟delay时间后才会执行。

[工作队列处理函数]

 

完成按键信息的获取和上报工作。

[模块初始化函数]

 

初始化函数主要完成了两个工作：

1、  申请中断

2、  创建一个推后的工作button_wq，有两种方法：

动态创建：

INIT_WORK(struct work_struct work, void (*func)(void *)), 在新内核里，INIT_WORK已经发生了变化，少了第三个参数。可以参考http://www.linuxidc.com/Linux/2011-11/47658.htm

静态创建：

DECLARE_WORK(name,func) 创建一个名为name，处理函数为func的work_struct结构体。

不管是动态还是静态，都是填充work struct 结构体。

有兴趣可以去看内核里gpio_keys.c的实现代码，一个典型的work queue的实现例子

 

[概述]

Tasklet是软中断的特殊实现。Tasklet通常是下半部处理的优选机制，它在性能和易用性之间有着很好的平衡。较softirq，tasklet不需要考虑SMP下的并发问题，而又比workqueue有着更好的性能。

不同类型的tasklet可以在不同的处理器上同时执行，但同类型的tasklet不能同时执行。这就避免了并发问题。

ksoftirqd内核线程有着类似工作者线程一样的职责，它会周期的遍历软中断的向量列表，如果发现哪个软中断向量挂起了(pending)，就执行相应的处理函数，

关于tasklet的实现同样可以拜读LKD3，这书真的很经典。

[实例]

 

在做实际的驱动开发的时候，不推荐使用全局变量，因为全局变量是造成竞争条件的主要原因。

[中断处理程序]

 

调用tasklet_schedule函数，把button_tasklet加入到tasklet_vec(软中断向量)链表中，并触发软中断，这样在下一次调用do_softirq函数时就会执行button_tasklet。Button_tasklet会在尽短的时间内执行。

[tasklet处理函数]

 

因为是靠软中断实现的，所以tasklet不能睡眠，这意味着不能在tasklet中使用信号量和其他可能发生阻塞的函数。但是tasklet运行时允许响应中断。

 

动态初始化tasklet：

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

t：tasklet_struct结构体指针

func：tasklet处理函数指针

data：func的参数

静态初始化tasklet：

#define DECLARE_TASKLET(name, func, data) \

struct tasklet_struct name = { NULL, 0,ATOMIC_INIT(0), func, data }