下半部和推后执行的工作.pptVIP

7 下半部和推后执行的工作 * 8.1下半部 下半部(bottom half)的任务就是执行与中断处理密切相关但 中断处理程序本身不执行的工作。对于上半部和下半部之间 划分工作没有严格规则,但可遵循以下几点规则： ♀如果是一个任务对时间非常敏感，将其放在中断处理程序 中执行; ♀如果一个任务与硬件相关，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它中断打断，将其放在中断处 理程序中执行; ♀其他所有任务，考虑放置在下半部执行; * 下半部的环境 内核提供三个不同形式的下半部实现机制： 软中断 tasklets 工作队列 其中，软中断使用的比较少，tasklets是下半部最常 用的方法 * 软中断 软中断是在编译期间静态分配的，它不像tasklet可以被动态地注册或注销。它定义在linux/interrupt.h中： struct softirq_action{ void (*action)(sttruct softirq_action*);} kernel/softirq.c中定义了一个包含有32个该结构体的数组 static struct softirq_action softirq_vec[NR_SOFTIRQS]; 每个被注册的软中断都占据该数组的一项，因此最多可能 有32个软中断。 * 1 软中断处理程序： 函数原型： void softirq_handler(struct softirq_action *) 一个软中断不会抢占另外一个软中断，实际上，唯一可以抢 占软中断的是中断处理程序。其它的软中断(甚至相同类型的 软中断)可以在其他处理器上同时执行。 * 2 执行软中断 一个注册的软中断必须在被标记后才会执行，这被称为触发 软中断。通常，中断处理程序会在返回前标记它的软中断， 使其在稍后被执行，于是，在合适的时刻，该软中断就会执 行： 从一个硬件中断代码处返回时 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 * 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，只有网络和SCSI子系统直接使用软中断 * Tasklets 1 实现 Tasklets由HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ两类中断代表 其中， HI_SOFTIRQ的优先级高于TASKLET_SOFTIRQ。 ♀结构体(定义于linux/interrupt.h) struct tasklet_struct{ struct tasklet_struct *next; //指向链表中的下一个结构体 unsigned long state; //tasklet的状态 atomic_t count; //引用计数器 void(*func)(unsigned long); //tasklet处理函数 unsigned long data; //给tasklet处理函数的参数 } * 其中：state只能在0,TASKLET_STATE_SCHED（表明 tasklet已被调度）、TASKLET_STATE_RUN（表明tasklet 正在运行）间取值。 count是tasklet的引用计数器，如果不为0，则tasklet被禁 止，不允许执行;为0时，被激活，在被设置为挂起状态时， tasklet才能够执行。 * 调度tasklets： 已调度的tasklet存放在两个处理器数据结构：tasklet_vec(普通 tasklet)和tasklet_hi_vec(高优先级的tasklet)中。这两个数据结构 都是由tasklet_struct结构体构成的链表。链表中的每个tasklet_struct 代表一个不同的tasklet。 tasklets由tasklet_schedule()和tasklet_hi_schedule()函数进 行调度，它们接受一个指向tasklet_struct结构的指针做为参数。 两个函数非常类似（区别在于一个使用TASKLET_SOFTIRQD而 另一个用HI_SOFTIRQ)。 * tasklet_schedule()执行步骤 检查tasklet的状态是否为TASKLET_STATE_SCHED。如果是，说明tasklet已经被调度过了，函数返回。 保存中断状态，然后禁止本地中断。在我们执行tasklet代码时，这么做能够保证处理器上的数据不会弄乱。 把需要调度的tasklet加到每个处理器的tasklet_vec