linux内核分析-间断中的下半部
日期：2014-05-16 浏览次数：20705 次
linux内核分析--中断中的下半部
1.软中断 实际上软中断使用的并不多，反而是后面的tasklet比较多，但tasklet是通过软中断实现的，软中断的代码位于/kernel/softirq.c中。软中断是在编译期间静态分配的，由softirq_action结构表示，它定义在linux/interrupt.h中：
1.软中断 实际上软中断使用的并不多，反而是后面的tasklet比较多，但tasklet是通过软中断实现的，软中断的代码位于/kernel/softirq.c中。软中断是在编译期间静态分配的，由softirq_action结构表示，它定义在linux/interrupt.h中：
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structsoftirq_action{ void(*action)(structsoftirq_action *); //待执行的函数 void*data;//传给函数的参数}; |
kernel/softirq.c中定义了一个包含有32个结构体的数组：
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staticstructsoftirq_action softirq_vec[32] |
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，这是没法动态改变的。由于大部分驱动程序都使用tasklet来实现它们的下半部，所以现在的内核中，只用到了6个。上面的软中断结构中，第一项是软中断处理程序，原型如下：
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void
softirq_handler(struct
softirq_action *) |
当内核运行一个软中断处理程序时，它会执行这个action函数，其唯一的参数为指向相应softirq_action结构体的指针。例如，如果my_softirq指向softirq_vec数组的实现，那么内核会用如下的方式调用软中断处理程序中的函数：
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my_softirq->action(my_softirq) |
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。不过，其他的软中断----甚至是相同类型的软中断-----可以在其他类型的机器上同时执行。一个注册的软中断必须在被标记后才能执行----触发软中断(rasing the softirq).通常，中断处理程序会在返回前标记它的软中断，使其在稍后执行。在下列地方，待处理的软中断会被检查和执行：
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