Linux驱动中止下半部的三种要领
什么是中止下半部
当爆发一其中止时,会进入中止处置惩罚程序。
但中止处置惩罚程序必需快速、异步、简朴的对硬件做出迅速响应并完成那些时间要求很严酷的操作。
因此,关于那些其他的、对时间要求相对宽松的使命,就应该推后到中止被激活以后再去运行。
这样,整其中止处置惩罚流程就被分为了两个部分:
第一个部分是中止处置惩罚程序( 上半部),内核通过对它的异步执行完成对硬件中止的即时响应。
中止处置惩罚流程中的另外那一部分, 下半部(bottom half)
下半部的使命主要是执行与中止相关的事情,这些事情没有被中止效劳程序自己完成。
下半部并不需要指明一个确切时间,只要把这些使命推迟一点,让它们在系统不太忙碌并且中止恢复后执行就可以了。
上半部和下半部的主要区别:
上半部指的是中止处置惩罚程序,下半部则指的是一些虽然与中止有相关性可是可以延后执行的使命。
上半部中止不可被相同类型的中止打断,而下半部依然可以被中止打断。
通常下半部在中止处置惩罚程序一返回就会马上运行。
上半部分简朴快速,执行的时间榨取一些或者所有中止。
下半部分稍后执行,并且执行时代可以响应所有的中止。
Linux中,对中止下半部的实现主要有三种:
软中止
tasklet
事情行列
softirq
softirq即软中止,代码位于kernel/softirq.c文件中;
每个软中止由softirq_action结构体现:
在softirq.c中界说了一个软中止向量数组softirq_vec:
static struct softirq_action softirq_vec[NR_SOFTIRQS] __cacheline_aligned_in_smp; enum { HI_SOFTIRQ=0, /*用于高优先级的tasklet*/ TIMER_SOFTIRQ, /*用于准时器的下半部*/ NET_TX_SOFTIRQ, /*用于网络层发包*/ NET_RX_SOFTIRQ, /*用于网络层收报*/ BLOCK_SOFTIRQ, BLOCK_IOPOLL_SOFTIRQ, TASKLET_SOFTIRQ, /*用于低优先级的tasklet*/ SCHED_SOFTIRQ, HRTIMER_SOFTIRQ, RCU_SOFTIRQ, /* Preferable RCU should always be the last softirq */ NR_SOFTIRQS };
登录后复制
数组的成员数由NR_SOFTIRQS决议,是一个枚举常量。
新增一个软中止时,需要在文件include/linux/interrupt.h 中添加一个枚举常量。
软中止使用的几个要点:
一个软中止不会抢占另外一个软中止。
惟一可以抢占软中止的是中止处置惩罚程序。
其他的软中止可以在其他处置惩罚器上同时执行。
相关接口
注册软中止
void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action *))
登录后复制
即注册对应类型的处置惩罚函数到全局数组softirq_vec中。
触发软中止
void raise_softirq(unsigned int nr)
登录后复制
现实上即以软中止类型nr作为偏移量会置位irq_stat[cpu_id]的成员变量__softirq_pending.
__softirq_pending字段中的每一个bit,对应着某一个软中止,某个bit被置位,说明有响应的软中止期待处置惩罚。
这也是统一类型软中止可以在多个cpu上并行运行的基础缘故原由。
软中止实例
以一个按键驱动的中止处置惩罚为例,将按键驱动的中止处置惩罚分成上下两部分:
上半部:读取键值,触发软中止
下半部:叫醒历程
软中止的注册,在驱动的入口函数,注册软中止:
添加的枚举常量:
可以看到,使用软中止是需要修改内核,添加一个枚举的,有些繁琐。
以是,通常我们不建议私自增添软中止的数目,若是需要新的软中止,尽可能把它们实现为基于软中止的tasklet形式。
tasklet
tasklet是使用软中止实现的一种下半部机制。
那是用软中止照旧tasklet好呢?
选择究竟是用软中止照旧tasklet着实很简朴:
通常你应该用tasklet。就像我们在前面看到的,软中止资源有限,也贫困,并且软中止的使用者屈指可数。它只在那些执行频率很高和一连性要求很高的情形下才需要。
而 tasklet却有更普遍的用途。大大都情形下用tasklet效果都不错,并且它们还很是容易使用。
由于 tasklet是通过软中止实现的,以是它们 自己也是软中止。
tasklet使用
tasklet的使用办法如下:
1、编写tasklet处置惩罚函数(下半部)
void my_tasklet_fun (unsigned long data)
登录后复制
2、声明tasklet
//静态 DECLARE_TASKLET(my_tasklet,my_tasklet_fun,data); //动态 Struct tasklet_struct xxx; tasklet_init(&xxx,tasklet_handler,dev)
登录后复制
3、调理 tasklet
tasklet_schedule(&my_tasklet);
登录后复制
挂号my_tasklet, 然后允许系统在合适的时间调理它。
tasklet实例
以按键中止驱动为例:
先使用DECLARE_TASKLET静态声明一个tasklet,指定其下半部函数为btn_tasklet_func,在中止效劳函数(上半部)获取按键值后,挪用tasklet_schedule调理。
work queue
work queue即事情行列,也是中止下半部的一种。
Work queue将下半部事情推迟给一个内核线程去执行 ——work 总是运行于历程上下文.
两个要点:
若是推迟的事情需要 睡眠,则使用work queues。不然使用softirq或tasklets.
Work queues适用于需要分派大宗的内存,获得一个信号量,或者执行壅闭的I/O的情形.
事情行列的相关接口函数:
在使用上,事情行列与tasklet是类似的:
以上就是Linux驱动中止下半部的三种要领的详细内容,更多请关注本网内其它相关文章!