最近在研究異步消息處理， 突然想起linux內(nèi)核的中斷處理， 里面由始至終都貫穿著“重要的事馬上做， 不重要的事推后做”的異步處理思想。 于是整理一下。

　　第一階段－－獲取中斷號

　　每個CPU都有響應(yīng)中斷的能力， 每個CPU響應(yīng)中斷時都走相同的流程。 這個流程就是內(nèi)核提供的中斷服務(wù)程序。

　　在進(jìn)入中斷服務(wù)程序時， CPU已經(jīng)自動禁止了本CPU上的中斷響應(yīng)， 因?yàn)镃PU不能假定中斷服務(wù)程序是可重入的。

　　中斷處理程序的第一步要做兩件事情：

　　1. 將中斷號壓入棧中; （不同中斷號的中斷對應(yīng)不同的中斷服務(wù)程序入口）

　　2. 將當(dāng)前寄存器信息壓入棧中; （以便中斷退出時恢復(fù)）

　　顯然， 這兩步都是不可重入的（如果在保存寄存器值時被中斷了， 那么另外的操作很可能就把寄存器給改寫了， 現(xiàn)場將無法恢復(fù)）， 所以前面說到的CPU進(jìn)入中斷服務(wù)程序時要自動禁止中斷。

　　棧上的信息被作為函數(shù)參數(shù)， 調(diào)用do_IRQ函數(shù)。

　　第二階段－－中斷串行化

　　進(jìn)入do_IRQ函數(shù)， 第一步進(jìn)行中斷的串行化處理， 將多個CPU同時產(chǎn)生的某一中斷進(jìn)行串行化。 其方法是如果當(dāng)前中斷處于“執(zhí)行”狀態(tài)（表明另一個CPU正在處理相同的中斷）， 則重新設(shè)置它的“觸發(fā)”標(biāo)記， 然后立即返回。 正在處理同一中斷的那個CPU完成一次處理后， 會再次檢查“觸發(fā)”標(biāo)記， 如果設(shè)置， 則再次觸發(fā)處理過程。

　　于是， 中斷的處理是一個循環(huán)過程， 每次循環(huán)調(diào)用handle_IRQ_event來處理中斷。

　　第三階段－－關(guān)中斷條件下的中斷處理

　　進(jìn)入handle_IRQ_event函數(shù)， 調(diào)用對應(yīng)的內(nèi)核或內(nèi)核模塊通過request_irq函數(shù)注冊的中斷處理函數(shù)。

　　注冊的中斷處理函數(shù)有個中斷開關(guān)屬性， 一般情況下， 中斷處理函數(shù)總是在關(guān)中斷的情況下進(jìn)行的。 而調(diào)用request_irq注冊中斷處理函數(shù)時也可以設(shè)置該中斷處理函數(shù)在開中斷的情況下進(jìn)行， 這種情況比較少見， 因?yàn)檫@要求中斷處理代碼必須是可重入的。 （另外， 這里如果開中斷， 正在處理的這個中斷一般也是會被阻塞的。 因?yàn)檎谔幚砟硞€中斷的時候， 硬件中斷控制器上的這個中斷并未被ack， 硬件不會發(fā)起下一次相同的中斷。）

　　中斷處理函數(shù)的過程可能會很長， 如果整個過程都在關(guān)中斷的情況下進(jìn)行， 那么后續(xù)的中斷將被阻塞很長的時間。

　　于是， 有了soft_irq. 把不可重入的一部分在中斷處理程序中（關(guān)中斷）去完成， 然后調(diào)用raise_softirq設(shè)置一個軟中斷， 中斷處理程序結(jié)束。 后面的工作將放在soft_irq里面去做。

　　第四階段－－開中斷條件下的軟中斷

　　上一階段循環(huán)調(diào)用完當(dāng)前所有被觸發(fā)的中斷處理函數(shù)后， do_softirq函數(shù)被調(diào)用， 開始處理軟件中斷。

　　在軟中斷機(jī)制中， 為每個CPU維護(hù)了一個若干位的掩碼集， 每位掩碼代表一個中斷號。 在上一階段的中斷處理函數(shù)中， 調(diào)用raise_softirq設(shè)置了對應(yīng)的軟中斷， 到了這里， 軟中斷對應(yīng)的處理函數(shù)就會被調(diào)用（處理函數(shù)由open_softirq函數(shù)來注冊）。

　　可以看出， 軟中斷與中斷的模型很類似， 每個CPU有一組中斷號， 中斷有其對應(yīng)的優(yōu)先級， 每個CPU處理屬于自己的中斷。 最大的不同是開中斷與關(guān)中斷。

　　于是， 一個中斷處理過程被分成了兩部分， 第一部分在中斷處理函數(shù)里面關(guān)中斷的進(jìn)行， 第二部分在軟中斷處理函數(shù)里面開中斷的進(jìn)行。

　　由于這一步是在開中斷條件下進(jìn)行的，這里還可能發(fā)生新的中斷（中斷嵌套），然后新中斷對應(yīng)的中斷處理又將開始一個新的第一階段~第三階段。在新的這個第三階段中，可能又會觸發(fā)新的軟中斷。但是這個新的中斷處理過程并不會進(jìn)入第四階段，而是當(dāng)它發(fā)現(xiàn)自己是嵌套的中斷時，完成第三階段之后就會退出了。也就是說，只有第一層中斷處理過程會進(jìn)入第四階段，嵌套發(fā)生的中斷處理過程只執(zhí)行到第三階段。

　　然而嵌套發(fā)生的中斷處理過程也可能會觸發(fā)軟中斷，所以第一層中斷處理過程在第四階段需要是一個循環(huán)的過程，需要循環(huán)處理嵌套發(fā)生的所有軟中斷。為什么要這樣做呢？因?yàn)檫@樣可以按軟中斷觸發(fā)的順序來執(zhí)行這些軟中斷，否則后來的軟中斷可能就會先執(zhí)行完成了。

　　極端情況下，嵌套發(fā)生的軟中斷可能非常多，全部處理完可能需要很長的時間，于是內(nèi)核會在處理完一定數(shù)量的軟中斷后，將剩下未處理的軟中斷推給一個叫ksoftirqd的內(nèi)核線程來處理，然后結(jié)束本次中斷處理過程。

　　第五階段－－開中斷條件下的tasklet

　　實(shí)際上， 軟中斷很少直接被使用。 而第二部分開中斷情況下的進(jìn)行的處理過程一般是由tasklet機(jī)制來完成的。

　　tasklet是由軟中斷引出的， 內(nèi)核定義了兩個軟中斷掩碼HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ（兩者優(yōu)先級不同）， 這兩個掩碼對應(yīng)的軟中斷處理函數(shù)作為入口， 進(jìn)入tasklet處理過程。

　　于是， 在第三階段的中斷處理函數(shù)中， 完成關(guān)中斷的部分后， 然后調(diào)用tasklet_schedule/tasklet_hi_schedule標(biāo)記一個tasklet， 然后中斷處理程序結(jié)束。 后面的工作由HI_SOFTIRQ/TASKLET_SOFTIRQ對應(yīng)的軟中斷處理程序去處理被標(biāo)記的tasklet（每個tasklet在其初始化時都設(shè)置了處理函數(shù)）。

　　看上去， tasklet只不過是在softirq的基礎(chǔ)上多了一層調(diào)用， 其作用是什么呢？ 前面說過， softirq是與CPU相對應(yīng)的， 每個CPU處理自己的softirq. 這些softirq的處理函數(shù)需要設(shè)計為可重入的， 因?yàn)樗鼈兛赡茉诙鄠€CPU上同時運(yùn)行。 而tasklet則是在多個CPU間被串行化執(zhí)行的， 其處理函數(shù)不必考慮可重入的事情。

　　然而， softirq畢竟還是要比tasklet少繞點(diǎn)彎路， 所以少數(shù)實(shí)時性要求相對較高的處理過程還是在精心設(shè)計之后， 直接使用softirq了。 比如： 時鐘中斷處理過程， 網(wǎng)絡(luò)發(fā)送/接收處理過程。

　　結(jié)尾階段

　　CPU接收到中斷以后， 以歷以上五個階段， 中斷處理完成。 最后需要恢復(fù)第一階段中被保存在棧上的寄存器信息。 中斷處理結(jié)束。

　　關(guān)于調(diào)度

　　上面的流程中， 還隱含了一個問題， 整個處理過程是持續(xù)占有CPU的（除了開中斷情況下可能被新的中斷打斷以外）。 并且， 中斷處理的這幾個階段中， 程序不能夠讓出CPU！

　　這是由內(nèi)核的設(shè)計決定的， 中斷服務(wù)程序沒有自己的task結(jié)構(gòu)（即操作系統(tǒng)教科書上說的進(jìn)程控制塊）， 所以它不能被內(nèi)核調(diào)度。 通常說一個進(jìn)程讓出CPU， 在之后如果滿足某種條件， 內(nèi)核會通過它的task結(jié)構(gòu)找到它， 并調(diào)度其運(yùn)行。

　　這里可能存在兩方面的問題：

　　1. 連續(xù)的低優(yōu)先的中斷可能持續(xù)占有CPU， 而高優(yōu)先的某些進(jìn)程則無法獲得CPU;

　　2. 中斷處理的這幾個階段中不能調(diào)用可能導(dǎo)致睡眠的函數(shù)（包括分配內(nèi)存）;

　　對于第一個問題， 較新的linux內(nèi)核增加了ksoftirqd內(nèi)核線程， 如果持續(xù)處理的softirq超過一定數(shù)量， 則結(jié)束中斷處理過程， 然后喚醒ksoftirqd， 讓它來繼續(xù)處理。 雖然softirq可能被推后到ksoftirqd內(nèi)核線程去處理， 但是還是不能在softirq處理過程中睡眠， 因?yàn)椴荒鼙ＷCsoftirq一定在ksoftirqd內(nèi)核線程中被處理。

　　據(jù)說在montavista（一種嵌入式實(shí)時linux）中， 將內(nèi)核的中斷機(jī)制做了修改。 （某些中斷的）中斷處理過程被賦予了task結(jié)構(gòu)， 能夠被內(nèi)核調(diào)度。 解決了上述兩個問題。 （montavista的目標(biāo)是實(shí)時性， 這樣的做法犧牲了一定的整體性能。）

　　工作隊(duì)列

　　linux基線版本的內(nèi)核在解決上述問題上， 提供了workqueue機(jī)制。

　　定義一個work結(jié)構(gòu)（包含了處理函數(shù)）， 然后在上述的中斷處理的幾個階段的某一步中調(diào)用schedule_work函數(shù)， work便被添加到workqueue中， 等待處理。

　　工作隊(duì)列有著自己的處理線程， 這些work被推遲到這些線程中去處理。 處理過程只可能發(fā)生在這些工作線程中， 所以這里可以睡眠。

　　內(nèi)核默認(rèn)啟動了一個工作隊(duì)列， 對應(yīng)一組工作線程events/n（n代表處理器編號， 這樣的線程有n個）。 驅(qū)動程序可以直接向這個工作隊(duì)列添加任務(wù)。 某些驅(qū)動程序還可能會創(chuàng)建并使用屬于自己的工作隊(duì)列.