i. 下半部
1. 下半部
執行與中斷處理密切相關但中斷處理程序本身不執行的工作。
2. 爲什麼用下半部
中斷處理流程(上半部)的侷限性：
a) 中斷處理程序以異步方式執行並且可能會打斷重要代碼(也有可能是其他中斷處理程序)的執行。爲了避免被打斷的代碼停止時間過長，中斷處理程序執行得越快越好。
b) 如果當前有一箇中斷處理程序正在執行，在最好的情況下,該中斷同級的其他中斷會被屏蔽，在最壞的情況下，當前處理器上所有其他中斷都會被屏蔽。因此，讓其執行得越快越好。
c) 由於中斷處理程序要對硬件操作，它們通常有很高的時限要求。
d) 中斷處理程序不能運行在進程上下文，不能阻塞。限制了其所作的事情。
中斷處理流程(上半部)負責對硬件迅速響應並完成時間要求嚴格的操作。對時間要求寬鬆的任務，推遲到中斷被激活以後再去運行。
下半部的優勢：推遲運行強調的是不是馬上運行，不需要指明一個確切的時間，只要把這些任務推遲一點，讓它們在系統不太繁忙併且中斷恢復後執行。通常下半部在中斷處理程序一返回馬上運行。下半部執行的關鍵在於當它們運行的時候會，允許響應所有的中斷。
3. 上半部，下半部任務劃分
對於上半部和下半部之間劃分工作，儘管不存在某種嚴格的規則，但還是有一些提示：
a) 一個任務對時間非常敏感，將其放在上半部。
b) 一個任務和硬件相關，將其放在上半部。
c) 一個任務保證不被其他中斷(特別是相同的中斷)打斷，將其放在上半部。
d) 其他所有任務，考慮放在下半部執行。
4. 下半部實現機制
下半部實現：軟中斷，tasklet，工作隊列。
Softirq
Tasklet
Work Queue
執行上下文
延後的工作，運行於中斷上下文
延後的工作，運行於中斷上下文
延後的工作，運行於進程上下文
可重用
可以在不同的CPU上同時運行
不能在不同的CPU上同時運行，
但是不同的CPU可以運行不同的tasklet
可以在不同的CPU上同時運行
睡眠
不能睡眠
不能睡眠
可以睡眠
搶佔
不能搶佔/調度
不能搶佔/調度
可以搶佔/調度
易用性
不容易使用
容易使用
容易使用
何時使用
如果延後的工作不會睡眠，
而且有嚴格的可擴展性或速度要求
如果延後的工作不會睡眠
如果延後的工作會睡眠
ii. 軟中斷
軟中斷保留給系統中對時間要求最嚴格以及最重要的下半部使用。網絡和SCSI直接使用軟中斷。內核定時器和tasklet都是建立在軟中斷上面。下面以網絡子系統爲例說明如何使用軟中斷。
1. 軟中斷處理程序
static void net_tx_action(struct softirq_action *h)；
static void net_rx_action(struct softirq_action *h)
2. 註冊軟中斷處理程序
open_softirq(NET_TX_SOFTIRQ, net_tx_action);
open_softirq(NET_RX_SOFTIRQ, net_rx_action);
3. 觸發軟中斷
raise_softirq(NET_TX_SOFTIRQ);
raise_softirq(NET_RX_SOFTIRQ);
raise_softirq()函數將一個軟中斷設置爲掛起狀態，讓它在下次調用do_softirq()函數時運行處理程序。
4. 執行軟中斷
在合適的時刻，軟中斷會運行。在下列地方，待處理的軟中斷會被檢查和執行：
a) 從一個硬件中斷代碼返回時。
b) 在ksoftirqd內核線程中。
c) 顯式檢查和執行待處理的軟中斷代碼中，如網絡子系統。
軟中斷在do_softirq()中執行。如果有待處理的軟中斷，此函數會循環遍歷每一個，調用它們的處理函數。核心代碼如下：
h->action(h)執行實際的軟中斷處理函數
iii. Tasklet
大多數情況下，爲了控制一個尋常的硬件設備，tasklet機制都是實現下半部的最佳選擇。Tasklet可以動態創建，使用方便，執行起來還算快。
1. Tasklet的實現
a) 註冊tasklet
在softirq_init()函數中調用open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action);和open_softirq(HI_SOFTIRQ,tasklet_hi_action);函數註冊tasklet處理函數。
b) 觸發tasklet action函數
Tasklet_schedule()和task_hi_schedule函數進行調度tasklet。下面爲兩個函數實現的簡單說明：
1) 檢查tasklet的狀態是否爲TASK_STATE_SCHED.如果是，說明tasklet已經被調度過。函數立即返回。
2) 保存中斷狀態, 然後禁止本地中斷。
3) 把需要調度的tasklet加到每個處理器的tasklet_vec鏈表或tasklet_hi_vec鏈表的表頭上。
4) 喚起TASKLET_SOFTIRQ 或HI_SOFTIRQ軟中斷，這樣在下一次調用do_softirq()函數時執行此tasklet
5) 恢復中斷到原狀態返回。
c) asklet_action()和tasklet_hi_action()軟中斷處理函數
這兩個函數是tasklet處理的核心。下面是簡單實現：
1) 禁止中斷，並檢索保存當前處理器tasklet_vec和tasklet_hi_vec鏈表。
2) 清空當前處理器的鏈表。
3) 允許響應中斷。
4) 循環遍歷獲得鏈表上每一個待處理的tasklet.
5) 如果是多處理器系統。檢查TASKLET_STATE_RUN來判斷這個tasklet是否真正運行在其他處理器上。如果真正運行，就不要執行，跳到下一個待處理的tasklet去。(同一時間，相同類型的tasklet只能有一個執行)。
6) 如果當前tasklet沒有執行，將其狀態標誌設置爲TASKLET_STATE_RUN，這樣其它處理器不會再去執行它。
7) 檢查count是否爲0，確保tasklet沒有被禁止。如果被禁止，跳到下一個tasklet。
8) 執行tasklet的處理程序。
9) Tasklet執行完畢，清除tasklet的state域的TASKLET_STATE_RUN狀態標誌。
10) 重複執行下一個tasklet，直到沒有剩餘的等待處理的tasklet。
核心代碼如下：
2. 使用tasklet
a) asklet處理程序
void short_do_tasklet(unsigned long);
b) 聲明tasklet
靜態創建：DECLARE_TASKLET(short_tasklet, short_do_tasklet, 0);
動態創建：tasklet_init(t, short_do_tasklet, dev);
c) 調度tasklet
tasklet_schedule(&short_tasklet);
d) 禁用或激活tasklet
Tasklet_disable(&short_tasklet);
如果該tasklet正在運行，這個函數會等到它執行完畢再返回。
Tasklet_disable_nosync(&short_tasklet);
無須在返回前等待tasklet執行完畢。
Tasklet_enable(&short_tasklet);
e) 去掉tasklet
從掛起的隊列中去掉一個tasklet。這個函數等待該tasklet執行完畢，然後將它移去。該函數可能會引起休眠，禁止在中斷上下文中使用。
iv. Ksoftirqd
Problem：如果軟中斷出現的頻率很高，再加上它們又有將自己重新設置爲可執行狀態的能力，就會導致用戶空間進程無法獲得足夠的處理器時間，處於飢餓狀態。如果單純的對重新觸發的軟中斷採取不立即處理的策略，也無法接受。
Solution: 1. 只要還有被觸發並等待處理的軟中斷，本次執行就負責處理，重新觸發的軟中斷也在本次執行返回前處理。這樣可以保證即時處理。但系統可能一直處理軟中斷，不能完成用戶任務。這樣，用戶空間根本不能容忍有明顯的停頓出現。2. 選擇不處理重新觸發的軟中斷。從中斷返回的時候，檢查掛起的軟中斷並處理，但重新觸發的軟中斷不馬上處理，等一段時間，到下一個軟中斷執行時處理。但比較空閒的系統中，立即處理軟中斷纔是比較好的做法。
結論：設計軟中斷時，做一個折中。當大量軟中斷出現的時候，內核會喚醒一組內核線程來處理這些負載。這些線程在最低的優先級上運行，這能避免和其他重要的任務搶奪資源。
每個處理器都有一個這樣的線程。此線程的名字叫ksoftirqd/n。一旦該線程被初始化，它就會執行類似下面的死循環:
v. 工作隊列
工作隊列是另外一種將工作推後執行的形式。它把工作推後，交給內核線程去執行—運行在進程上下文。由於執行於進程上下文，它允許重新調度或睡眠。
1. 工作隊列的實現
a) 數據結構間的關係
b) worker_thread()函數
初始化結束後，這個函數執行一個死循環並開始休眠。當有操作被插入到隊列後，線程被喚醒，以便執行下半部操作。此函數核心流程如下：
c) run_workqueue()函數
2. 使用工作隊列
a) 靜態創建: DECLARE_WORK(name, void(*func)(void *)data);
動態創建：INIT_WORK(struct work_struct *work,void(*func)(void*), void *data);
b) 工作隊列處理函數
Void work_handler(void *data);
該函數運行在進程上下文中，允許響應中斷，不持有任何鎖。
c) 對工作隊列進行調度
Schedule_work(&work);
Schedule_delayed_work(&work, delay);
d) 刷新操
排入隊列的工作會在工作者線程下一次被喚醒的時候執行。但在繼續下一步工作之前，有可能需要保證一些操作已經執行完畢(卸載)。基於以上 考慮，內核提供了用於刷新指定工作隊列的函數。
Void flush_scheduled_work(void);
e) 創建新的隊列
Struct workqueue_struct *create_workqueue(const char * name);
Queue_work(&wq, &work) à Schedule_work(&work);
Queue_delayed_work(&wq,&work,delay) àSchedule_delayed_work(&work,delay);
Flush_workqueue(&wq) -> flush_scheduled_work(void);
vi. 在下半部加鎖
1. asklet之間同步：加鎖
2. 軟中斷之間共享數據：加鎖
3. 進程上下文和下半部共享數據：加鎖並禁止下半部的處理
本地和SMP的保護並且防止死鎖
禁止下半部：void local_bh_diable()
激活下半部：void local_bh_enable()
4. 中斷上下文和下半部共享數據：加鎖並禁止中斷。
本地和SMP的保護並且防止死鎖
