Tasklet 作为一种新机制，显然可以承担更多的优点。正好这时候 SMP 越来越火了，因此又在 tasklet 中加入了 SMP 机制，保证同种中断只能在一个 cpu 上执行。在软中断时代，显然没有这种考虑。因此同一种中断可以在两个 cpu 上同时执行，很可能造成冲突。
Linux 中断下半部处理有三种方式：软中断、tasklet、工作队列。
曾经有人问我为什么要分这几种，该怎么用。当时用书上的东西蒙混了过去，但是自己明白自己实际上是不懂的。最近有时间了，于是试着整理一下 linux 的中断处理机制，目的是起码从原理上能够说得通。
最简单的中断机制就是像芯片手册上讲的那样，在中断向量表中填入跳转到对应处理函数的指令，然后在处理函数中实现需要的功能。类似下图：这种方式在原来的单片机课程中常常用到，一些简单的单片机系统也是这样用。中断处理函数所作的第一件事情是什么？答案是屏蔽中断（或者是什么都不做，因为常常是如果不清除 IF 位，就等于屏蔽中断了），当然只屏蔽同一种中断。之所以要屏蔽中断，是因为新的中断会再次调用中断处理函数，导致原来中断处理现场的破坏。即，破坏了 interrupt context。随着系统的不断复杂，中断处理函数要做的事情也越来越多，多到都来不及接收新的中断了。于是发生了中断丢失，这显然不行，于是产生了新的机制：分离中断接收与中断处理过程。中断接收在屏蔽中断的情况下完成；中断处理在时能中断的情况下完成，这部分被称为中断下半部。从上图中看，只看 int0 的处理。Func0 为中断接收函数。中断只能简单的触发 func0，而 func0 则能做更多的事情，它与 funcA 之间可以使用队列等缓存机制。当又有中断发生时，func0 被触发，然后发送一个中断请求到缓存队列，然后让 funcA 去处理。由于 func0 做的事情是很简单的，所以不会影响 int0 的再次接收。而且在 func0 返回时就会使能 int0，因此 funcA 执行时间再长也不会影响 int0 的接收。下面看看 linux 中断处理。作为一个操作系统显然不能任由每个中断都各自为政，统一管理是必须的。我们不可中断部分的共同部分放在函数 do_IRQ 中，需要添加中断处理函数时，通过 request_irq 实现。下半部放在 do_softirq 中，也就是软中断，通过 open_softirq 添加对应的处理函数。随着中断数的不停增加，软中断不够用了，于是下半部又做了进化。软中断用轮询的方式处理。假如正好是最后一种中断，则必须循环完所有的中断类型，才能最终执行对应的处理函数。显然当年开发人员为了保证轮询的效率，于是限制中断个数为 32 个。为了提高中断处理数量，顺道改进处理效率，于是产生了 tasklet 机制。Tasklet 采用无差别的队列机制，有中断时才执行，免去了循环查表之苦。
前面的机制不论如何折腾，有一点是不会变的。它们都在中断上下文中。什么意思？说明它们不可挂起。而且由于是串行执行，因此只要有一个处理时间较长，则会导致其他中断响应的延迟。为了完成这些不可能完成的任务，于是出现了工作队列。工作队列说白了就是一组内核线程，作为中断守护线程来使用。多个中断可以放在一个线程中，也可以每个中断分配一个线程。
因为工作队列是线程，所以我们可以使用所有可以在线程中使用的方法。asklet 其实也不一定是在中断上下文中执行，它也有可能在线程中执行。假如中断数量很多，而且这些中断都是自启动型的（中断处理函数会导致新的中断产生），则有可能 cpu 一直在这里执行中断处理函数，会导致用户进程永远得不到调度时间。为了避免这种情况，linux 发现中断数量过多时，会把多余的中断处理放到一个单独的线程中去做，就是 ksoftirqd 线程。这样又保证了中断不多时的响应速度，又保证了中断过多时不会把用户进程饿死。问题是我们不能保证我们的 tasklet 或软中断处理函数一定会在线程中执行，所以还是不能使用进程才能用的一些方法，如放弃调度、长延时等。Request_irq 挂的中断函数要尽量简单，只做必须在屏蔽中断情况下要做的事情。软中断的使用原则很简单，永远不用。它甚至都不算是一种正是的中断处理机制，而只是 tasklet 的实现基础。工作队列也要少用，如果不是必须要用到线程才能用的某些机制，就不要使用工作队列。其实对于中断来说，只是对中断进行简单的处理，大部分工作是在驱动程序中完成的。所以有什么必要非使用工作队列呢？即使是下半部，也只是作必须在中断中要做的事情，如保存数据等，其他都交给驱动程序去做。
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