linux 软中断

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中断服务程序往往都是在CPU关中断的条件下执行的，以避免中断嵌套而使控制复杂
化。但是CPU关中断的时间不能太长，否则容易丢失中断信号。为此，Linux将中断服务
程序一分为二，各称作“Top Half”和“Bottom Half”。前者通常对时间要求较为严
格，必须在中断请求发生后立即或至少在一定的时间限制内完成。因此为了保证这种处
理能原子地完成，Top Half通常是在CPU关中断的条件下执行的。具体地说，Top Half的
范围包括：从在IDT中登记的中断入口函数一直到驱动程序注册在中断服务队列中的
ISR。而Bottom Half则是Top Half根据需要来调度执行的，这些操作允许延迟到稍后执
行，它的时间要求并不严格，因此它通常是在CPU开中断的条件下执行的。
但是，Linux的这种Bottom Half（以下简称BH）机制有两个缺点，也即：（1）在任
意一时刻，系统只能有一个CPU可以执行Bottom Half代码，以防止两个或多个CPU同时来
执行Bottom Half函数而相互干扰。因此BH代码的执行是严格“串行化”的。（2）BH函
数不允许嵌套。
这两个缺点在单CPU系统中是无关紧要的，但在SMP系统中却是非常致命的。因为BH机
制的严格串行化执行显然没有充分利用SMP系统的多CPU特点。为此，Linux2.4内核在BH
机制的基础上进行了扩展，这就是所谓的“软中断请求”（softirq）机制。

Linux的softirq机制是与SMP紧密不可分的。为此，整个softirq机制的设计与实现中
自始自终都贯彻了一个思想：“谁触发，谁执行”（Who marks，Who runs），也即触发
软中断的那个CPU负责执行它所触发的软中断，而且每个CPU都由它自己的软中断触发与
控制机制。这个设计思想也使得softirq机制充分利用了SMP系统的性能和特点。 http://www.douban.com/note/245433620/

软中断是利用硬件中断的概念，用软件方式进行模拟，实现宏观上的异步执行效果。很多情况下，软中断和"信号"有些类似，同时，软中断又是和硬中断相对应的，"硬中断是外部设备对CPU的中断"，"软中断通常是硬中断服务程序对内核的中断"，"信号则是由内核（或其他进程）对某个进程的中断"（《Linux内核源代码情景分析》第三章）。

软中断的一种典型应用就是所谓的"下半部"（bottom half），它的得名来自于将硬件中断处理分离成"上半部"和"下半部"两个阶段的机制：上半部在屏蔽中断的上下文中运行，用于完成关键性的处理动作；而下半部则相对来说并不是非常紧急的，通常还是比较耗时的，因此由系统自行安排运行时机，不在中断服务上下文中执行。bottom half的应用也是激励内核发展出目前的软中断机制的原因。

软中断是linux系统原“底半处理”的升级，在原有的基础上发展的新的处理方式，以适应多cpu 、多线程的软中断处理。

软中断是实现系统API函数调用的手段

函数调用时将返回地址和CPU状态寄存器内容压栈，函数执行完毕后出栈返回断点继续执行。

软中断调用时将返回地址和CPU状态寄存器内容压栈，修改特权级，根据中断号查找中断向量表，找到ISR中断服务例程地址，跳转执行。

综上，函数调用和软中断调用的区别是，软中断多了修改特权级和查找中断向量表的功能，其他部分完全一样。

一般，系统程序由软件公司实现且不开源，你无法知道系统API函数的偏移地址，而且你写的应用程序和软件公司提供的系统程序是完全分开的，编译器无法将二者链接在一起，同时，系统程序需要核心态特权才能运行，此时用函数调用的办法是无法调用系统API函数的。解决这个问题的方法是使用软中断，当应用程序需要调用API时，就先设置功能号(如AX=0H)，然后触发软中断(如INT 80H)。系统程序设置好中断向量表。这样，应用程序就可以间接找到系统API了。

有了软中断，就可以实现应用程序的动态加载。就像WINDOWS/Linux那样，应用程序和系统程序分别开发，不在一起编译连接，应用程序通过软中断调用系统提供的功能。

Linux软中断原理浅析

 

Linux中的软中断机制用于系统中对时间要求最严格以及最重要的中断的下半部进行使用。(中断分上下部，上部通常对时间要求严格)在系统设计过 程中，大家都清楚中断上下文不能处理太多的事情，需要快速的返回，否则很容易导致中断事件的丢失，所以这就产生了一个问题：中断发生之后的事务处理由谁来 完成？在前后台程序中，由于只有中断上下文和一个任务上下文，所以中断上下文触发事件，设置标记位，任务上下文循环扫描标记位，执行相应的动作，也就是中 断发生之后的事情由任务来完成了，只不过任务上下文采用扫描的方式，实时性不能得到保 证。在Linux系统和Windows系统中，这个不断循环的任务就是本文所要讲述的软中断daemon。在Windows中处理耗时的中断事务称之为中 断延迟处理，在Linux中称之为中断下半部，显然中断上半部处理清中断之类十分清闲的动作，然后在退出中断服务程序时触发中断下半部，完成具体的功能。

硬中断是由外部事件引起的因此具有随机性和突发性；软中断是执行中断指令产生的，无面外部施加中断请求信号，因此中断的发生不是随机的而是由程序安排好的。
 

在Linux中，中断下半部的实现基于软中断机制。所以理清楚软中断机制的原理，那么中断下半部的实现也就非常简单了。通过上述的描述，大家也应该 清楚为什么要定义软中断机制了，一句话就是为了要处理对时间要求苛刻的任务，恰好中断下半部就有这样的需求，所以其实现采用了软中断机制。

  软中断是一种推后执行的机制,定时器,网卡的数据的处理是很典型的软中断,这个和中断向 量表里的中断是完全不一样的,以网络数据的处理为例,当网卡接到一个数据包后,其中断处理程序只是把数据复制到缓冲区,然后就告诉网卡,你可以再传数据给 我了,也就是中断返回,但在此之前,网卡的中断处理程序要置一个标志位,告诉操作系统有事要做,这个事就是软中断,但软中断只是很多中断返回时要做的事情 之一,操作系统每次中断返回时会检查着个标志位,看是否有事要做,如果有,就会去处理,象前面提到的网卡,这时候操作系统就回调用软中断的处理函数,网卡 的软中断程序就是做分析数据包啊,这个数据应该传给谁啊等这些工作.没有,就返回了,除了必须的部分

 

构成软中断机制的核心元素包括：

 

1、  软中断状态寄存器soft interrupt state（irq_stat）

2、  软中断向量表（softirq_vec）

3、  软中断守护daemon

  

软中断的工作工程模拟了实际的中断处理过程，当某一软中断时间发生后，首先需要设置对应的中断标记位，触发中断事务，然后唤醒守护线程去检测中断状 态寄存器，如果通过查询发现某一软中断事务发生之后，那么通过软中断向量表调用软中断服务程序action（）。这就是软中断的过程，与硬件中断唯一不同 的地方是从中断标记到中断服务程序的映射过程。在CPU的硬件中断发生之后，CPU需要将硬件中断请求通过向量表映射成具体的服务程序，这个过程是硬件自 动完成的，但是软中断不是，其需要守护线程去实现这一过程，这也就是软件模拟的中断，故称之为软中断。

 

一个软中断不会去抢占另一个软中断，只有硬件中断才可以抢占软中断，所以软中断能够保证对时间的严格要求。

Linux中软中断实现分析

 

在Linux中最多可以注册32个软中断，目前系统用了6个软中断，他们为：定时器处理、SCSI处理、网络收发处理以及Tasklet机制，这里的tasklet机制就是用来实现下半部的，

 

描述软中断的核心数据结构为中断向量表，其定义如下：

struct softirq_action

 

{

 

void (*action)(struct softirq_action *); /* 软中断服务程序 */

 

void *data;                                         /* 服务程序输入参数 */

 

  

};

软中断守护daemon是软中断机制的实现核心，其实现过程也比较简单，通过查询软中断状态irq_stat来判断事件是否发生，如果发生，那么映 射到软中断向量表，调用执行注册的action函数就可以了。从这一点分析可以看出，软中断的服务程序的执行上下文为软中断daemon。在Linux中 软中断daemon线程函数为do_softirq（）。

 

触发软中断事务通过raise_softirq（）来实现，该函数就是在中断关闭的情况下设置软中断状态位，然后判断如果不在中断上下文，那么直接唤醒守护daemon。

 

常用的软中断函数列表如下：

1、  Open_softirq，注册一个软中断，将软中断服务程序注册到软中断向量表。2、  Raise_softirq，设置软中断状态bitmap，触发软中断事务。

 

Tasklet机制实现分析

Tasklet为一个软中断，考虑到优先级问题，分别占用了向量表中的0号和5号软中断。

 

当tasklet的软中断事件发生之后，执行tasklet-action的软中断服务程序，该服务程序会扫描一个tasklet的任务列表，执行该任务中的具体服务程序。在这里举一个例子加以说明：

 

当用户读写USB设备之后，发生了硬件中断，硬件中断服务程序会构建一个tasklet_struct，在该结构中指明了完成该中断任务的具体方法 函数（下半部执行函数），然后将tasklet_struct挂入tasklet的tasklet_struct链表中，这一步可以通过 tasklet_schedule函数完成。最后硬件中断服务程序退出并且CPU开始调度软中断daemon，软中断daemon会发现tasklet发 生了事件，其会执行tasklet-action，然后tasklet-action会扫描tasklet_struct链表，执行具体的USB中断服务 程序下半部。这就是应用tasklet完成中断下半部实现的整个过程。

  

Linux中的tasklet实现比较简单，其又封装了一个重要数据结构tasklet_struct，使用tasklet主要函数列表如下：

1、  tasklet_init，初始化一个tasklet_struct，当然可以采用静态初始化的方法，宏为：DECLARE_TASKLET。

 

2、  tasklet_schedule，调度一个tasklet，将输入的tasklet_struct添加到tasklet的链表中。

 

Linux中的软中断机制就是模拟了硬件中断的过程，其设计思想完全可以在其他嵌入式OS中得以应用。