软中断、tasklet、工作队列都是中断上下部分离的具体实现方案。

软中断

我们可以将某些中断配置为软中断，相当于建立一张 INTID 到软中断的映射表，这样在 中断到来时就能判断是否为软中断。

这张“表”的建立是静态的，即编译时确定的。key 为 INTID，value 为描述一个软中断 的数据结构，在下面会介绍。

软中断的服务函数必须是可重入的，即多个 CPU 可以同时执行同一个 softirq 的处理函数，涉及到的全局结构可以用 spinlock 钳制。

表示 softirq 的数据结构

struct softirq_action代表一个软中断，系统中所有支持的软中断组成一个数据 softirq_vec[], 所有的软中断按照优先级来分配下标。

struct softirq_action {
    // 指向softirq的处理函数
    void (*action)(struct softirq_action *);
};

softirq 的中断流程

在中断的上部，如果识别到当前中断是一个 softirq， 那么系统会标记一个软中断发生， 即raise_softirq()函数。其做的事情包括:

1. 标记某个软中断发生，记录的结构是irq_cpustate_t.__softirq_pending (这个字段使loca_softirq_pending()访问)
2. 唤醒ksoftirqd内核线程，之后介绍

光标记不行，那么什么时候执行它们的服务函数呢？

几个可能的检查点:(1) 中断退出前 (2)ksoftirq被唤醒时

如果在检查点发现有标记挂起的 softirq(local_softirq_pending() != 0), 内核调用do_softirq()处理它们：

1. 如何in_interrupt()返回非 0， 直接返回。此时代表要么禁用了 softirq，要么当前是 在中断嵌套的环境下，也可能正在执行do_softirq()时中断嵌套的，而do_softirq() 函数是不能嵌套执行的。
2. 调用__dosoft_irq(), 对于local_softirq_pending()的每一位都调用其 softirq_vec[nr]->action()

这里有个重要的问题，此时处于中断下部，即开中断的情况，所以在处理 softirq 时会有新的 softirq 到来，这里就有两种策略：

1. 不断的获取最新的local_softirq_pending(), 直到不再有新的 softirq 产生才返回
2. 忽略新来的 softirq，使其在下次检查点再被处理

这两种方案其实各有利弊，首先第一种方案，提高了 softirq 的响应速度，但如何 softirq 过多或者处理时间太长就会导致用户态线程已知得不到运行；而第二种方案则会增加 softirq 的响应延迟。

实际上，softirq 的处理函数do_softirq()是采用折中的方案，它会在内部循环检查 10 次 （是可配置的），检查有无新的 softirq 到来。对于那些在循环之后到来的 softirq，那么 唤醒 ksoftirqd 线程来处理剩下的，不延迟用户态的运行。

ksoftirqd 内核线程

ksoftirqd 是一个内核线程，每个 CPU 都有，它的任务是不断检查是否存在挂起的 softirq， 并 执行其处理函数。

for (;;) {
    set_current_state(TASK_INTERRUPTABLE);
    schedule();
    while (local_softirq_pending()) {
        preempt_disable();
        do_softirq();
        preempt_enable();
    }
}

ksoftirqd 的优先级较低，这样当do_softirq()循环 10 次还有新的 softirq 时， 唤醒 ksoftirqd 线程不会耽误用户态的执行，但当系统空闲时间，挂起的 softirq 又 会很快得到处理。

tasklet

tasklet 是基于其中一个软中断(TASKLET_SOFTIRQ)构建，其关系有点像线程与用户态 线程之间那种嵌套关系。

tasklet 的分配可以是运行时确定的(例如使用 insmod)增加新的 tasklet。

内核对 tasklet 的服务函数进行了更加严格的控制：不能在多个 CPU 上同时运行同一个类型的 tasklet 函数(不同类型的 tasklet 可以)。，这样就使得 tasklet 服务函数不必非得 实现为可重入的， 简化驱动开发者的工作。

表示 tasklet 的数据结构

描述一个 tasklet 的数据结构为tasklet_struct, 成员包括:

struct tasklet_struct {
    // 指向下一个tasklet，所有tasklet链表串联
    struct tasklet_struct *next;
    unsigned long state;
    // tasklet 对应的处理函数
    void (*func)(unsigned long);
    // func 中可以使用的数据
    unsigned long data;
};

tasklet 的中断流程

TASKLET_SOFTIRQ的 action 指向遍历所有tasklet_struct的方法，该方法中 执行每个 tasklet 的func()。

工作队列

工作队列创建了一个内核线程kworker, 原理与ksoftirqd差不多。

主要的区别是ksoftirqd运行在中断的上下文，因为其调用了do_softirq(), 而中断上下文中是禁用用户抢占的，也就是说不能发生调度(不影响嵌套中断)。

中断上下文中禁止抢占的原因是开启了中断嵌套，代价是必须禁止抢占。 如果同时允许中断嵌套和抢占，那么“嵌套的”中断返回时如果发生了调度， 返回别的高优先级的进程去了，此时初级的中断还未结束。如此时在新进程里 又发生了初级类型同样的中断，就很有可能发生数据不一定或者死锁。

工作队列是运行在进程的上下文中的，也就是一般情况下。此时当然可以发生 抢占，所以工作队列适用于那种需要中断服务函数需要发生调度的情况， 比如说调用了sleep().

工作队列