参考：
为了提高系统的响应能力和并发能力，Linux将中断处理分了上半部和下半部。当一个中断产生，调用该中断对应的处理程序(上半部)，然后告诉系统，对应的后半部可以执行了，中断处理程序立即返回，下半部会在合适的时机由操作系统调用。这样一来就大大的减少了中断处理所需要的时间。
中断上半部处理函数就是Linux中断体系结构中介绍的request_irq中注册的irq_handler_t类型的函数。
int request_irq(unsigned int irq, irq_handler_t handler, unsigned long irqflags, const char *devname, void *dev_id)
软中断可以使内核延期执行某个任务，他们的运作方式和具体的硬件类似，甚至可以说这里就是模拟的硬件中断，所以称之为软件中断也不为过。既然提到软中断，那么自然就设计到几个点：
- 软中断的注册
- 软中断的触发
- 软中断的处理
内核版本中定义了10个软中断，并且系统不建议用户自己添加软中断，所以对于软中断基本用于已定义好的功用，而如果用户需要，可以使用其中的一个类型即TASKLET_SOFTIRQ
具体的软中断类型如下：
1 enum
2 {
3 HI_SOFTIRQ=0,
4 TIMER_SOFTIRQ,
5 NET_TX_SOFTIRQ,
6 NET_RX_SOFTIRQ,
7 BLOCK_SOFTIRQ,
8 BLOCK_IOPOLL_SOFTIRQ,
9 TASKLET_SOFTIRQ,
10 SCHED_SOFTIRQ,
11 HRTIMER_SOFTIRQ,
12 RCU_SOFTIRQ, /* Preferable RCU should always be the last softirq */
13
14 NR_SOFTIRQS
15 };
每个CPU维护一个软中断位图__softirq_pending，其实是一个32位的字段，每一位对应一个软中断。处理软中断时会获取当前CPU的软中断位图，根据各个位的设置，进行处理。
typedef struct { unsigned int __softirq_pending; unsigned int local_timer_irqs; } ____cacheline_aligned irq_cpustat_t; irq_cpustat_t irq_stat[NR_CPUS] ____cacheline_aligned; #define __IRQ_STAT(cpu, member) (irq_stat[cpu].member) /* arch independent irq_stat fields */ #define local_softirq_pending() __IRQ_STAT(smp_processor_id(), __softirq_pending)
1、软中断的注册
软中断的核心机制是一张表，类似于IDT，包含32个softirq_vec结构，该结构很简单：就是一个函数地址，每个软中断对应其中的一个，所以现在也仅仅使用前10项。
struct softirq_action { void (*action)(struct softirq_action *); void *data; }; static struct softirq_action softirq_vec[32] __cacheline_aligned_in_smp;
系统通过open_softirq函数注册一个软中断，具体就是在softirq_vec数组中根据中断号设置其对应的处理例程。
softirq_init中初始化了TASKLET相关的处理函数。
void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action*), void *data) { softirq_vec[nr].data = data; softirq_vec[nr].action = action; } void __init softirq_init(void) { open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action, NULL); open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action, NULL); }
nr是上面的一个枚举值，action便是对应软中断的处理函数。软中段执行时taskelet_action是执行的入口函数。
1 static void tasklet_action(struct softirq_action *a) 2 { 3 struct tasklet_struct *list; 4 5 local_irq_disable(); 6 list = __get_cpu_var(tasklet_vec).list; 7 __get_cpu_var(tasklet_vec).list = NULL; 8 local_irq_enable(); 9 10 while (list) { 11 struct tasklet_struct *t = list; 12 13 list = list->next; 14 15 if (tasklet_trylock(t)) { 16 if (!atomic_read(&t->count)) { 17 if (!test_and_clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state)) 18 BUG(); 19 t->func(t->data); 20 tasklet_unlock(t); 21 continue; 22 } 23 tasklet_unlock(t); 24 } 25 26 local_irq_disable(); 27 t->next = __get_cpu_var(tasklet_vec).list; 28 __get_cpu_var(tasklet_vec).list = t; 29 __raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ); 30 local_irq_enable(); 31 } 32 }
Linux系统通过raise_softirq函数引发一个软中断，每个CPU有个软中断位图，有32位，最多可对应32个软中断，当置位图对应位为1时，表明触发了对应的软中断。在下次系统检查是否有软中断时就会被检测得到，从而进行处理。
1 void raise_softirq(unsigned int nr)
2 {
3 unsigned long flags;
4
5 local_irq_save(flags);
6 raise_softirq_irqoff(nr);
7 local_irq_restore(flags);
8 }
对于tasklet，在tasklet_schedule()函数中会调用到raise_softirq。
static inline void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t) { if (!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state)) __tasklet_schedule(t); }
void fastcall __tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t) -->struct tasklet_head per_cpu_tasklet_vec.list = t; //加入链表 -->raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ); -->__raise_softirq_irqoff(nr); -->or_softirq_pending(1UL << (nr)); -->local_softirq_pending() |= (1UL << (nr))//即struct irq_cpustat_t irq_stat[0].__softirq_pending |= (1UL << (nr)
处理时机：
软中断大概在三个地方会被检测是否存在，如果存在会进行处理:
- 从一个硬件中断返回时
- 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
中断上下文：CPU处于处理中断上半部或者下半部，内核用in_interrupt来判断是否处于中断上下文。这是一个宏：
#define in_interrupt() (irq_count())
#define irq_count() (preempt_count() & (HARDIRQ_MASK | SOFTIRQ_MASK | NMI_MASK))
可以看到这里中断上下文包括硬件中断、软件中断、NMI中断。说到这里，出现了一个preempt_count（），LInux为每个进程的thread_info结构中维护了一个preempt_count字段，该字段是int型，因此有32位，用于支持内核抢占。当该字段为0的时候，表示当前允许内核抢占，否则不可以。具体请参考另一篇博文：Linux中的进程调度
处理过程：以从一个硬件中断返回时的情景为例分析，这也是tasklet的使用情景。
软中断的处理核心都在do_softirq函数。
asmlinkage void __exception asm_do_IRQ(unsigned int irq, struct pt_regs *regs) -->irq_exit();//硬件中断返回时检测软中断 -->invoke_softirq(); -->asmlinkage void __do_softirq(void) -->pending = local_softirq_pending();//获取挂起位 h = softirq_vec;//依次执行挂起位对应的处理函数 do { if (pending & 1) { h->action(h); rcu_bh_qsctr_inc(cpu); } h++; pending >>= 1; } while (pending);
对于tasklet的软中断处理函数执行过程解析如下：
struct tasklet_struct { struct tasklet_struct *next; unsigned long state; atomic_t count; void (*func)(unsigned long); unsigned long data; }; static void tasklet_action(struct softirq_action *a) struct tasklet_struct *list = __get_cpu_var(tasklet_vec).list //查找__tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)时加入的链表 -->遍历链表，执行每一个tasklet_struct结构中的func函数
为什么要使用工作队列work queue？（work queue和软中断的区别）
上面我们介绍的可延迟函数运行在中断上下文中（软中断的一个检查点就是do_IRQ退出的时候），于是导致了一些问题：软中断不能睡眠、不能阻塞。由于中断上下文出于内核态，没有进程切换，所以如果软中断一旦睡眠或者阻塞，将无法退出这种状态，导致内核会整个僵死。但可阻塞函数不能用在中断上下文中实现，必须要运行在进程上下文中，例如访问磁盘数据块的函数。因此，可阻塞函数不能用软中断来实现。但是它们往往又具有可延迟的特性。
因此在2.6版的内核中出现了在内核态运行的工作队列（替代了2.4内核中的任务队列）。它也具有一些可延迟函数的特点（需要被激活和延后执行），但是能够能够在不同的进程间切换，以完成不同的工作。
关于工作队列的实现机制，参考Linux工作队列实现机制 Linux内核：工作队列