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什么是中斷

中斷?是為了解決外部設(shè)備完成某些工作后通知CPU的一種機(jī)制（譬如硬盤完成讀寫操作后通過(guò)中斷告知CPU已經(jīng)完成）。早期沒有中斷機(jī)制的計(jì)算機(jī)就不得不通過(guò)輪詢來(lái)查詢外部設(shè)備的狀態(tài)，由于輪詢是試探查詢的（也就是說(shuō)設(shè)備不一定是就緒狀態(tài)），所以往往要做很多無(wú)用的查詢，從而導(dǎo)致效率非常低下。由于中斷是由外部設(shè)備主動(dòng)通知CPU的，所以不需要CPU進(jìn)行輪詢?nèi)ゲ樵儯蚀蟠筇嵘?/p>

從物理學(xué)的角度看，中斷是一種電信號(hào)，由硬件設(shè)備產(chǎn)生，并直接送入中斷控制器（如 8259A）的輸入引腳上，然后再由中斷控制器向處理器發(fā)送相應(yīng)的信號(hào)。處理器一經(jīng)檢測(cè)到該信號(hào)，便中斷自己當(dāng)前正在處理的工作，轉(zhuǎn)而去處理中斷。此后，處理器會(huì)通知 OS 已經(jīng)產(chǎn)生中斷。這樣，OS 就可以對(duì)這個(gè)中斷進(jìn)行適當(dāng)?shù)奶幚怼２煌脑O(shè)備對(duì)應(yīng)的中斷不同，而每個(gè)中斷都通過(guò)一個(gè)唯一的數(shù)字標(biāo)識(shí)，這些值通常被稱為中斷請(qǐng)求線。

中斷控制器

X86計(jì)算機(jī)的 CPU 為中斷只提供了兩條外接引腳：NMI 和 INTR。其中 NMI 是不可屏蔽中斷，它通常用于電源掉電和物理存儲(chǔ)器奇偶校驗(yàn)；INTR是可屏蔽中斷，可以通過(guò)設(shè)置中斷屏蔽位來(lái)進(jìn)行中斷屏蔽，它主要用于接受外部硬件的中斷信號(hào)，這些信號(hào)由中斷控制器傳遞給 CPU。

常見的中斷控制器有兩種：

可編程中斷控制器8259A

傳統(tǒng)的 PIC（Programmable Interrupt Controller，可編程中斷控制器）是由兩片 8259A 風(fēng)格的外部芯片以“級(jí)聯(lián)”的方式連接在一起。每個(gè)芯片可處理多達(dá) 8 個(gè)不同的 IRQ。因?yàn)閺?PIC 的 INT 輸出線連接到主 PIC 的 IRQ2 引腳，所以可用 IRQ 線的個(gè)數(shù)達(dá)到 15 個(gè)，如圖下所示。

8259A

高級(jí)可編程中斷控制器（APIC）

8259A 只適合單 CPU 的情況，為了充分挖掘 SMP 體系結(jié)構(gòu)的并行性，能夠把中斷傳遞給系統(tǒng)中的每個(gè) CPU 至關(guān)重要。基于此理由，Intel 引入了一種名為 I/O 高級(jí)可編程控制器的新組件，來(lái)替代老式的 8259A 可編程中斷控制器。該組件包含兩大組成部分：一是“本地 APIC”，主要負(fù)責(zé)傳遞中斷信號(hào)到指定的處理器；舉例來(lái)說(shuō)，一臺(tái)具有三個(gè)處理器的機(jī)器，則它必須相對(duì)的要有三個(gè)本地 APIC。另外一個(gè)重要的部分是 I/O APIC，主要是收集來(lái)自 I/O 裝置的 Interrupt 信號(hào)且在當(dāng)那些裝置需要中斷時(shí)發(fā)送信號(hào)到本地 APIC，系統(tǒng)中最多可擁有 8 個(gè) I/O APIC。

每個(gè)本地 APIC 都有 32 位的寄存器，一個(gè)內(nèi)部時(shí)鐘，一個(gè)本地定時(shí)設(shè)備以及為本地中斷保留的兩條額外的 IRQ 線 LINT0 和 LINT1。所有本地 APIC 都連接到 I/O APIC，形成一個(gè)多級(jí) APIC 系統(tǒng)，如圖下所示。

APIC

目前大部分單處理器系統(tǒng)都包含一個(gè) I/O APIC 芯片，可以通過(guò)以下兩種方式來(lái)對(duì)這種芯片進(jìn)行配置：

作為一種標(biāo)準(zhǔn)的 8259A 工作方式。本地 APIC 被禁止，外部 I/O APIC 連接到 CPU，兩條 LINT0 和 LINT1 分別連接到 INTR 和 NMI 引腳。
作為一種標(biāo)準(zhǔn)外部 I/O APIC。本地 APIC 被激活，且所有的外部中斷都通過(guò) I/O APIC 接收。

辨別一個(gè)系統(tǒng)是否正在使用 I/O APIC，可以在命令行輸入如下命令：

#?cat?/proc/interrupts
???????????CPU0???????
??0:??????90504????IO-APIC-edge??timer
??1:????????131????IO-APIC-edge??i8042
??8:??????????4????IO-APIC-edge??rtc
??9:??????????0????IO-APIC-level??acpi
?12:????????111????IO-APIC-edge??i8042
?14:???????1862????IO-APIC-edge??ide0
?15:?????????28????IO-APIC-edge??ide1
177:??????????9????IO-APIC-level??eth0
185:??????????0????IO-APIC-level??via82cxxx
...

如果輸出結(jié)果中列出了 IO-APIC，說(shuō)明您的系統(tǒng)正在使用 APIC。如果看到 XT-PIC，意味著您的系統(tǒng)正在使用 8259A 芯片。

中斷分類

中斷可分為同步（synchronous）中斷和異步（asynchronous）中斷：

同步中斷是當(dāng)指令執(zhí)行時(shí)由 CPU 控制單元產(chǎn)生，之所以稱為同步，是因?yàn)橹挥性谝粭l指令執(zhí)行完畢后 CPU 才會(huì)發(fā)出中斷，而不是發(fā)生在代碼指令執(zhí)行期間，比如系統(tǒng)調(diào)用。
異步中斷是指由其他硬件設(shè)備依照 CPU 時(shí)鐘信號(hào)隨機(jī)產(chǎn)生，即意味著中斷能夠在指令之間發(fā)生，例如鍵盤中斷。

根據(jù) Intel 官方資料，同步中斷稱為異常（exception），異步中斷被稱為中斷（interrupt）。

中斷可分為?可屏蔽中斷（Maskable interrupt）和?非屏蔽中斷（Nomaskable interrupt）。異常可分為?故障（fault）、陷阱（trap）、終止（abort）三類。

從廣義上講，中斷可分為四類：中斷、故障、陷阱、終止。這些類別之間的異同點(diǎn)請(qǐng)參看表。

表：中斷類別及其行為

類別	原因	異步/同步	返回行為
中斷	來(lái)自I/O設(shè)備的信號(hào)	異步	總是返回到下一條指令
陷阱	有意的異常	同步	總是返回到下一條指令
故障	潛在可恢復(fù)的錯(cuò)誤	同步	返回到當(dāng)前指令
終止	不可恢復(fù)的錯(cuò)誤	同步	不會(huì)返回

X86 體系結(jié)構(gòu)的每個(gè)中斷都被賦予一個(gè)唯一的編號(hào)或者向量（8 位無(wú)符號(hào)整數(shù)）。非屏蔽中斷和異常向量是固定的，而可屏蔽中斷向量可以通過(guò)對(duì)中斷控制器的編程來(lái)改變。

中斷處理 - 上半部（硬中斷）

由于?APIC中斷控制器?有點(diǎn)小復(fù)雜，所以本文主要通過(guò)?8259A中斷控制器?來(lái)介紹Linux對(duì)中斷的處理過(guò)程。

中斷處理相關(guān)結(jié)構(gòu)

前面說(shuō)過(guò)，8259A中斷控制器?由兩片 8259A 風(fēng)格的外部芯片以?級(jí)聯(lián)?的方式連接在一起，每個(gè)芯片可處理多達(dá) 8 個(gè)不同的 IRQ（中斷請(qǐng)求），所以可用 IRQ 線的個(gè)數(shù)達(dá)到 15 個(gè)。如下圖：

8259A

在內(nèi)核中每條IRQ線由結(jié)構(gòu)體?irq_desc_t?來(lái)描述，irq_desc_t?定義如下：

typedef?struct?{
????unsigned?int?status;????????/*?IRQ?status?*/
????hw_irq_controller?*handler;
????struct?irqaction?*action;???/*?IRQ?action?list?*/
????unsigned?int?depth;?????????/*?nested?irq?disables?*/
????spinlock_t?lock;
}?irq_desc_t;

下面介紹一下?irq_desc_t?結(jié)構(gòu)各個(gè)字段的作用：

status: IRQ線的狀態(tài)。
handler: 類型為?hw_interrupt_type?結(jié)構(gòu)，表示IRQ線對(duì)應(yīng)的硬件相關(guān)處理函數(shù)，比如?8259A中斷控制器?接收到一個(gè)中斷信號(hào)時(shí)，需要發(fā)送一個(gè)確認(rèn)信號(hào)才會(huì)繼續(xù)接收中斷信號(hào)的，發(fā)送確認(rèn)信號(hào)的函數(shù)就是?hw_interrupt_type?中的?ack?函數(shù)。
action: 類型為?irqaction?結(jié)構(gòu)，中斷信號(hào)的處理入口。由于一條IRQ線可以被多個(gè)硬件共享，所以?action?是一個(gè)鏈表，每個(gè)?action?代表一個(gè)硬件的中斷處理入口。
depth: 防止多次開啟和關(guān)閉IRQ線。
lock: 防止多核CPU同時(shí)對(duì)IRQ進(jìn)行操作的自旋鎖。

hw_interrupt_type?這個(gè)結(jié)構(gòu)與硬件相關(guān)，這里就不作介紹了，我們來(lái)看看?irqaction?這個(gè)結(jié)構(gòu)：

struct?irqaction?{
????void?(*handler)(int,?void?*,?struct?pt_regs?*);
????unsigned?long?flags;
????unsigned?long?mask;
????const?char?*name;
????void?*dev_id;
????struct?irqaction?*next;
};

下面說(shuō)說(shuō)?irqaction?結(jié)構(gòu)各個(gè)字段的作用：

handler: 中斷處理的入口函數(shù)，handler?的第一個(gè)參數(shù)是中斷號(hào)，第二個(gè)參數(shù)是設(shè)備對(duì)應(yīng)的ID，第三個(gè)參數(shù)是中斷發(fā)生時(shí)由內(nèi)核保存的各個(gè)寄存器的值。
flags: 標(biāo)志位，用于表示?irqaction?的一些行為，例如是否能夠與其他硬件共享IRQ線。
name: 用于保存中斷處理的名字。
dev_id: 設(shè)備ID。
next: 每個(gè)硬件的中斷處理入口對(duì)應(yīng)一個(gè)?irqaction?結(jié)構(gòu)，由于多個(gè)硬件可以共享同一條IRQ線，所以這里通過(guò)?next?字段來(lái)連接不同的硬件中斷處理入口。

irq_desc_t?結(jié)構(gòu)關(guān)系如下圖：

irq_desc_t

注冊(cè)中斷處理入口

在內(nèi)核中，可以通過(guò)?setup_irq()?函數(shù)來(lái)注冊(cè)一個(gè)中斷處理入口。setup_irq()?函數(shù)代碼如下：

int?setup_irq(unsigned?int?irq,?struct?irqaction?*?new)
{
????int?shared?=?0;
????unsigned?long?flags;
????struct?irqaction?*old,?**p;
????irq_desc_t?*desc?=?irq_desc?+?irq;
????...
????spin_lock_irqsave(&desc->lock,flags);
????p?=?&desc->action;
????if?((old?=?*p)?!=?NULL)?{
????????if?(!(old->flags?&?new->flags?&?SA_SHIRQ))?{
????????????spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags);
????????????return?-EBUSY;
????????}

????????do?{
????????????p?=?&old->next;
????????????old?=?*p;
????????}?while?(old);
????????shared?=?1;
????}

????*p?=?new;

????if?(!shared)?{
????????desc->depth?=?0;
????????desc->status?&=?~(IRQ_DISABLED?|?IRQ_AUTODETECT?|?IRQ_WAITING);
????????desc->handler->startup(irq);
????}
????spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags);

????register_irq_proc(irq);?//?注冊(cè)proc文件系統(tǒng)
????return?0;
}

setup_irq()?函數(shù)比較簡(jiǎn)單，就是通過(guò)?irq?號(hào)來(lái)查找對(duì)應(yīng)的?irq_desc_t?結(jié)構(gòu)，并把新的?irqaction?連接到?irq_desc_t?結(jié)構(gòu)的?action?鏈表中。要注意的是，如果設(shè)備不支持共享IRQ線（也即是?flags?字段沒有設(shè)置?SA_SHIRQ?標(biāo)志），那么就返回?EBUSY?錯(cuò)誤。

我們看看?時(shí)鐘中斷處理入口?的注冊(cè)實(shí)例：

static?struct?irqaction?irq0??=?{?timer_interrupt,?SA_INTERRUPT,?0,?"timer",?NULL,?NULL};

void?__init?time_init(void)
{
????...
????setup_irq(0,?&irq0);
}

可以看到，時(shí)鐘中斷處理入口的IRQ號(hào)為0，處理函數(shù)為?timer_interrupt()，并且不支持共享IRQ線（flags?字段沒有設(shè)置?SA_SHIRQ?標(biāo)志）。

處理中斷請(qǐng)求

當(dāng)一個(gè)中斷發(fā)生時(shí)，中斷控制層會(huì)發(fā)送信號(hào)給CPU，CPU收到信號(hào)會(huì)中斷當(dāng)前的執(zhí)行，轉(zhuǎn)而執(zhí)行中斷處理過(guò)程。中斷處理過(guò)程首先會(huì)保存寄存器的值到棧中，然后調(diào)用?do_IRQ()?函數(shù)進(jìn)行進(jìn)一步的處理，do_IRQ()?函數(shù)代碼如下：

asmlinkage?unsigned?int?do_IRQ(struct?pt_regs?regs)
{
????int?irq?=?regs.orig_eax?&?0xff;?/*?獲取IRQ號(hào)??*/
????int?cpu?=?smp_processor_id();
????irq_desc_t?*desc?=?irq_desc?+?irq;
????struct?irqaction?*?action;
????unsigned?int?status;

????kstat.irqs[cpu][irq]++;
????spin_lock(&desc->lock);
????desc->handler->ack(irq);

????status?=?desc->status?&?~(IRQ_REPLAY?|?IRQ_WAITING);
????status?|=?IRQ_PENDING;?/*?we?_want_?to?handle?it?*/

????action?=?NULL;
????if?(!(status?&?(IRQ_DISABLED?|?IRQ_INPROGRESS)))?{?//?當(dāng)前IRQ不在處理中
????????action?=?desc->action;????//?獲取?action?鏈表
????????status?&=?~IRQ_PENDING;???//?去除IRQ_PENDING標(biāo)志,?這個(gè)標(biāo)志用于記錄是否在處理IRQ請(qǐng)求的時(shí)候又發(fā)生了中斷
????????status?|=?IRQ_INPROGRESS;?//?設(shè)置IRQ_INPROGRESS標(biāo)志,?表示正在處理IRQ
????}
????desc->status?=?status;

????if?(!action)??//?如果上一次IRQ還沒完成,?直接退出
????????goto?out;

????for?(;;)?{
????????spin_unlock(&desc->lock);
????????handle_IRQ_event(irq,?®s,?action);?//?處理IRQ請(qǐng)求
????????spin_lock(&desc->lock);
????????
????????if?(!(desc->status?&?IRQ_PENDING))?//?如果在處理IRQ請(qǐng)求的時(shí)候又發(fā)生了中斷,?繼續(xù)處理IRQ請(qǐng)求
????????????break;
????????desc->status?&=?~IRQ_PENDING;
????}
????desc->status?&=?~IRQ_INPROGRESS;
out:

????desc->handler->end(irq);
????spin_unlock(&desc->lock);

????if?(softirq_active(cpu)?&?softirq_mask(cpu))
????????do_softirq();?//?中斷下半部處理
????return?1;
}

do_IRQ()?函數(shù)首先通過(guò)IRQ號(hào)獲取到其對(duì)應(yīng)的?irq_desc_t?結(jié)構(gòu)，注意的是同一個(gè)中斷有可能發(fā)生多次，所以要判斷當(dāng)前IRQ是否正在被處理當(dāng)中（判斷?irq_desc_t?結(jié)構(gòu)的?status?字段是否設(shè)置了?IRQ_INPROGRESS?標(biāo)志），如果不是處理當(dāng)前，那么就獲取到?action?鏈表，然后通過(guò)調(diào)用?handle_IRQ_event()?函數(shù)來(lái)執(zhí)行 action 鏈表中的中斷處理函數(shù)。

如果在處理中斷的過(guò)程中又發(fā)生了相同的中斷（irq_desc_t?結(jié)構(gòu)的?status?字段被設(shè)置了?IRQ_INPROGRESS?標(biāo)志），那么就繼續(xù)對(duì)中斷進(jìn)行處理。處理完中斷后，調(diào)用?do_softirq()?函數(shù)來(lái)對(duì)中斷下半部進(jìn)行處理（下面會(huì)說(shuō)）。

接下來(lái)看看?handle_IRQ_event()?函數(shù)的實(shí)現(xiàn)：

int?handle_IRQ_event(unsigned?int?irq,?struct?pt_regs?*?regs,?struct?irqaction?*?action)
{
????int?status;
????int?cpu?=?smp_processor_id();

????irq_enter(cpu,?irq);

????status?=?1;?/*?Force?the?"do?bottom?halves"?bit?*/

????if?(!(action->flags?&?SA_INTERRUPT))?//?如果中斷處理能夠在打開中斷的情況下執(zhí)行,?那么就打開中斷
????????__sti();

????do?{
????????status?|=?action->flags;
????????action->handler(irq,?action->dev_id,?regs);
????????action?=?action->next;
????}?while?(action);
????if?(status?&?SA_SAMPLE_RANDOM)
????????add_interrupt_randomness(irq);
????__cli();

????irq_exit(cpu,?irq);

????return?status;
}

handle_IRQ_event()?函數(shù)非常簡(jiǎn)單，就是遍歷 action 鏈表并且執(zhí)行其中的處理函數(shù)，比如對(duì)于?時(shí)鐘中斷?就是調(diào)用?timer_interrupt()?函數(shù)。這里要注意的是，如果中斷處理過(guò)程能夠開啟中斷的，那么就把中斷打開（因?yàn)镃PU接收到中斷信號(hào)時(shí)會(huì)關(guān)閉中斷）。

中斷處理 - 下半部（軟中斷）

由于中斷處理一般在關(guān)閉中斷的情況下執(zhí)行，所以中斷處理不能太耗時(shí)，否則后續(xù)發(fā)生的中斷就不能實(shí)時(shí)地被處理。鑒于這個(gè)原因，Linux把中斷處理分為兩個(gè)部分，上半部?和?下半部，上半部?在前面已經(jīng)介紹過(guò)，接下來(lái)就介紹一下?下半部?的執(zhí)行。

一般中斷?上半部?只會(huì)做一些最基礎(chǔ)的操作（比如從網(wǎng)卡中復(fù)制數(shù)據(jù)到緩存中），然后對(duì)要執(zhí)行的中斷?下半部?進(jìn)行標(biāo)識(shí)，標(biāo)識(shí)完調(diào)用?do_softirq()?函數(shù)進(jìn)行處理。

softirq機(jī)制

中斷下半部?由?softirq（軟中斷）?機(jī)制來(lái)實(shí)現(xiàn)的，在Linux內(nèi)核中，有一個(gè)名為?softirq_vec?的數(shù)組，如下：

static?struct?softirq_action?softirq_vec[32];

其類型為?softirq_action?結(jié)構(gòu)，定義如下：

struct?softirq_action
{
????void????(*action)(struct?softirq_action?*);
????void????*data;
};

softirq_vec?數(shù)組是?softirq?機(jī)制的核心，softirq_vec?數(shù)組每個(gè)元素代表一種軟中斷。但在Linux中只定義了四種軟中斷，如下：

enum
{
????HI_SOFTIRQ=0,
????NET_TX_SOFTIRQ,
????NET_RX_SOFTIRQ,
????TASKLET_SOFTIRQ
};

HI_SOFTIRQ?是高優(yōu)先級(jí)tasklet，而?TASKLET_SOFTIRQ?是普通tasklet，tasklet是基于softirq機(jī)制的一種任務(wù)隊(duì)列（下面會(huì)介紹）。NET_TX_SOFTIRQ?和?NET_RX_SOFTIRQ?特定用于網(wǎng)絡(luò)子模塊的軟中斷（不作介紹）。

注冊(cè)softirq處理函數(shù)

要注冊(cè)一個(gè)softirq處理函數(shù)，可以通過(guò)?open_softirq()?函數(shù)來(lái)進(jìn)行，代碼如下：

void?open_softirq(int?nr,?void?(*action)(struct?softirq_action*),?void?*data)
{
????unsigned?long?flags;
????int?i;

????spin_lock_irqsave(&softirq_mask_lock,?flags);
????softirq_vec[nr].data?=?data;
????softirq_vec[nr].action?=?action;

????for?(i=0;?i????????softirq_mask(i)?|=?(1<????spin_unlock_irqrestore(&softirq_mask_lock,?flags);
}

open_softirq()?函數(shù)的主要工作就是向?softirq_vec?數(shù)組添加一個(gè)softirq處理函數(shù)。

Linux在系統(tǒng)初始化時(shí)注冊(cè)了兩種softirq處理函數(shù)，分別為?TASKLET_SOFTIRQ?和?HI_SOFTIRQ：

void?__init?softirq_init()
{
????...
????open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ,?tasklet_action,?NULL);
????open_softirq(HI_SOFTIRQ,?tasklet_hi_action,?NULL);
}

處理softirq

處理softirq是通過(guò)?do_softirq()?函數(shù)實(shí)現(xiàn)，代碼如下：

asmlinkage?void?do_softirq()
{
????int?cpu?=?smp_processor_id();
????__u32?active,?mask;

????if?(in_interrupt())
????????return;

????local_bh_disable();

????local_irq_disable();
????mask?=?softirq_mask(cpu);
????active?=?softirq_active(cpu)?&?mask;

????if?(active)?{
????????struct?softirq_action?*h;

restart:
????????softirq_active(cpu)?&=?~active;

????????local_irq_enable();

????????h?=?softirq_vec;
????????mask?&=?~active;

????????do?{
????????????if?(active?&?1)
????????????????h->action(h);
????????????h++;
????????????active?>>=?1;
????????}?while?(active);

????????local_irq_disable();

????????active?=?softirq_active(cpu);
????????if?((active?&=?mask)?!=?0)
????????????goto?retry;
????}

????local_bh_enable();

????return;

retry:
????goto?restart;
}

前面說(shuō)了?softirq_vec?數(shù)組有32個(gè)元素，每個(gè)元素對(duì)應(yīng)一種類型的softirq，那么Linux怎么知道哪種softirq需要被執(zhí)行呢？在Linux中，每個(gè)CPU都有一個(gè)類型為?irq_cpustat_t?結(jié)構(gòu)的變量，irq_cpustat_t?結(jié)構(gòu)定義如下：

typedef?struct?{
????unsigned?int?__softirq_active;
????unsigned?int?__softirq_mask;
????...
}?irq_cpustat_t;

其中?__softirq_active?字段表示有哪種softirq觸發(fā)了（int類型有32個(gè)位，每一個(gè)位代表一種softirq），而?__softirq_mask?字段表示哪種softirq被屏蔽了。Linux通過(guò)?__softirq_active?這個(gè)字段得知哪種softirq需要執(zhí)行（只需要把對(duì)應(yīng)位設(shè)置為1）。

所以，do_softirq()?函數(shù)首先通過(guò)?softirq_mask(cpu)?來(lái)獲取當(dāng)前CPU對(duì)應(yīng)被屏蔽的softirq，而?softirq_active(cpu) & mask?就是獲取需要執(zhí)行的softirq，然后就通過(guò)對(duì)比?__softirq_active?字段的各個(gè)位來(lái)判斷是否要執(zhí)行該類型的softirq。

tasklet機(jī)制

前面說(shuō)了，tasklet機(jī)制是基于softirq機(jī)制的，tasklet機(jī)制其實(shí)就是一個(gè)任務(wù)隊(duì)列，然后通過(guò)softirq執(zhí)行。在Linux內(nèi)核中有兩種tasklet，一種是高優(yōu)先級(jí)tasklet，一種是普通tasklet。這兩種tasklet的實(shí)現(xiàn)基本一致，唯一不同的就是執(zhí)行的優(yōu)先級(jí)，高優(yōu)先級(jí)tasklet會(huì)先于普通tasklet執(zhí)行。

tasklet本質(zhì)是一個(gè)隊(duì)列，通過(guò)結(jié)構(gòu)體?tasklet_head?存儲(chǔ)，并且每個(gè)CPU有一個(gè)這樣的隊(duì)列，我們來(lái)看看結(jié)構(gòu)體?tasklet_head?的定義：

struct?tasklet_head
{
????struct?tasklet_struct?*list;
};

struct?tasklet_struct
{
????struct?tasklet_struct?*next;
????unsigned?long?state;
????atomic_t?count;
????void?(*func)(unsigned?long);
????unsigned?long?data;
};

從?tasklet_head?的定義可以知道，tasklet_head?結(jié)構(gòu)是?tasklet_struct?結(jié)構(gòu)隊(duì)列的頭部，而?tasklet_struct?結(jié)構(gòu)的?func?字段正式任務(wù)要執(zhí)行的函數(shù)指針。Linux定義了兩種的tasklet隊(duì)列，分別為?tasklet_vec?和?tasklet_hi_vec，定義如下：

struct?tasklet_head?tasklet_vec[NR_CPUS];
struct?tasklet_head?tasklet_hi_vec[NR_CPUS];

可以看出，tasklet_vec?和?tasklet_hi_vec?都是數(shù)組，數(shù)組的元素個(gè)數(shù)為CPU的核心數(shù)，也就是每個(gè)CPU核心都有一個(gè)高優(yōu)先級(jí)tasklet隊(duì)列和一個(gè)普通tasklet隊(duì)列。

調(diào)度tasklet

如果我們有一個(gè)tasklet需要執(zhí)行，那么高優(yōu)先級(jí)tasklet可以通過(guò)?tasklet_hi_schedule()?函數(shù)調(diào)度，而普通tasklet可以通過(guò)?tasklet_schedule()?調(diào)度。這兩個(gè)函數(shù)基本一樣，所以我們只分析其中一個(gè)：

static?inline?void?tasklet_hi_schedule(struct?tasklet_struct?*t)
{
????if?(!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED,?&t->state))?{
????????int?cpu?=?smp_processor_id();
????????unsigned?long?flags;

????????local_irq_save(flags);
????????t->next?=?tasklet_hi_vec[cpu].list;
????????tasklet_hi_vec[cpu].list?=?t;
????????__cpu_raise_softirq(cpu,?HI_SOFTIRQ);
????????local_irq_restore(flags);
????}
}

函數(shù)參數(shù)的類型是?tasklet_struct?結(jié)構(gòu)的指針，表示需要執(zhí)行的tasklet結(jié)構(gòu)。tasklet_hi_schedule()?函數(shù)首先判斷這個(gè)tasklet是否已經(jīng)被添加到隊(duì)列中，如果不是就添加到?tasklet_hi_vec?隊(duì)列中，并且通過(guò)調(diào)用?__cpu_raise_softirq(cpu, HI_SOFTIRQ)?來(lái)告訴softirq需要執(zhí)行?HI_SOFTIRQ?類型的softirq，我們來(lái)看看?__cpu_raise_softirq()?函數(shù)的實(shí)現(xiàn)：

static?inline?void?__cpu_raise_softirq(int?cpu,?int?nr)
{
????softirq_active(cpu)?|=?(1<}

可以看出，__cpu_raise_softirq()?函數(shù)就是把?irq_cpustat_t?結(jié)構(gòu)的?__softirq_active?字段的?nr位?設(shè)置為1。對(duì)于?tasklet_hi_schedule()?函數(shù)就是把?HI_SOFTIRQ?位（0位）設(shè)置為1。

前面我們也介紹過(guò)，Linux在初始化時(shí)會(huì)注冊(cè)兩種softirq，TASKLET_SOFTIRQ?和?HI_SOFTIRQ：

void?__init?softirq_init()
{
????...
????open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ,?tasklet_action,?NULL);
????open_softirq(HI_SOFTIRQ,?tasklet_hi_action,?NULL);
}

所以當(dāng)把?irq_cpustat_t?結(jié)構(gòu)的?__softirq_active?字段的?HI_SOFTIRQ?位（0位）設(shè)置為1時(shí)，softirq機(jī)制就會(huì)執(zhí)行?tasklet_hi_action()?函數(shù)，我們來(lái)看看?tasklet_hi_action()?函數(shù)的實(shí)現(xiàn)：

static?void?tasklet_hi_action(struct?softirq_action?*a)
{
????int?cpu?=?smp_processor_id();
????struct?tasklet_struct?*list;

????local_irq_disable();
????list?=?tasklet_hi_vec[cpu].list;
????tasklet_hi_vec[cpu].list?=?NULL;
????local_irq_enable();

????while?(list?!=?NULL)?{
????????struct?tasklet_struct?*t?=?list;

????????list?=?list->next;

????????if?(tasklet_trylock(t))?{
????????????if?(atomic_read(&t->count)?==?0)?{
????????????????clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED,?&t->state);

????????????????t->func(t->data);??//?調(diào)用tasklet處理函數(shù)
????????????????tasklet_unlock(t);
????????????????continue;
????????????}
????????????tasklet_unlock(t);
????????}
????????...
????}
}

tasklet_hi_action()?函數(shù)非常簡(jiǎn)單，就是遍歷?tasklet_hi_vec?隊(duì)列并且執(zhí)行其中tasklet的處理函數(shù)。

一文完全讀懂 | Linux中斷處理