LINUX软中断通信

我也是初学者，这里抄一段《Linux设备驱动程序》书上的给你：

Linux的中断宏观分为两种：软中断和硬中断。声明一下，这里的软和硬的意思是指和软件相关以及和硬件相关，而不是软件实现的中断或硬件实圆首现的中断。软中断就是“信号机制”。软中断不是软件中断。Linux通过信号来产生对进程的各种中断 *** 作，我们现在知道的信号共有31个，其具体内容这里略过。

一般来说，软中断是由内核机制的触发事件引起的（例如进程运行超时），但是不可忽视有大量的软中断也是由于和硬件有关的中断引起的，例如当打印机端口产生一个硬件中断时旁薯，会通知和硬件相关的硬中断，硬中断就会产生一个软中断并送到 *** 作系统内核里，这样内核就会根据这个软中断唤醒睡眠在打印机任务队列中的处理进程。

硬中断就是通常意义上的“中断处理程序”，它是直接处理由硬件发过来的中断信号的。当硬中断收到它应当处理的中断信号以后，就回去自己驱动的设备上去看看设备的状态寄存器以了解发生了什么事情，并进行相应的 *** 作。

对于软中断，我们不做讨论，那是进程调度里要考虑的事情。由于我们讨论的是设备驱动程序的中断问题，所以焦点集中在硬中断里。我们这里讨论的是硬中断，即和硬件相关的中断。

要中断，是因为外设需要通知 *** 作系统她那里发生了一些事情，但是中断的功能仅仅是一个设备报警灯，当灯亮的时候中断处理程序只知道有事情发生了，但发生了什么事情还要亲自到设备那里去看才行。也就是说，当中断处理程序得知设备发生了一个中断的时候，它并不知道设备发生了什么事情，只有当它访问了设备上的一些状态寄存器以后，才能知道具体发生了什么，要怎么去处理。

设备通过中断线向中断控制器发送高电平告诉 *** 作系统它产生了一个中断，而 *** 作系统会从中断控制器的状态位知道是哪条中断线上产生了中断。PC机上使用的中断控制器是8259，这种控制器每一个可以管理8条中断线，当两个8259级联的时候共可以控制15条中断线。这里的中断线是实实在在的电路，他们通过硬件接口连接到CPU外的设备控制器上。

并不是每个设备都可以向中断线上发中断信号的，只有对某一条确定的中断线勇有了控制权，才可以向这条中断线上发送信号。由于计算机的外部设备越来越多，所以15条中断线已经不够用了，中断线是非常宝贵的资源。要使用中断线，就得进行中断线的申请，就是IRQ(Interrupt Requirement)，我们也常把申请一条中断线成为申请一个IRQ或者是申请一个中断号。

IRQ是非常宝贵的，所以我们建议只有当设备需要中断的时候才申请占用一个IRQ，或者是在申请IRQ时采用共享中断的方式，这样可以让更多的设备使用中断。无论对IRQ的使用方式是独占还是共享，申请IRQ的过程都是一样的，分为3步：

1．将所有的中断线探测一遍，看看哪些中断还没有被占用。从这些还没有被占用的中断中选一个作为该设备的IRQ。

2．通过中断申请函数申请选定的IRQ，这是要指定申请的方式是独占还是共享。

3．根据中断申请函数的返回值决定怎么做：如果成功了万事大吉，如果没成功则或者重新申请或者放弃申请并返回错误。

Linux中的中断处理程序很有特色，它的一个中断处理程序分为两个部分：上半部（top half）和下半部(bottom half)。之所以会有上半部和下半部之分，完全是考虑到中断处理的效率。

上半部的功能是“登记中断”。当一个中断发生时，他就把设备驱动程序中中断例程的下半部挂到该设备的下半部执行队列中去，然后就没事情了--等待新的中断的到来。这样一来，上半部执行的速度就会很快，他就可以接受更多她负责的设备产生的中断了。上半部之所以要快，是因为它是完全屏蔽中断的，如果她不执行完，其它的中断就不能被及时的处理，只能等到这个中断处理程序执行完毕以后。所以，要尽可能多得对设备产生的中断进行服务和处理，中断处理程序就一定要快。

但是，有些中断事件的处理是比较复杂的，所以中断处理程序必须多花一点时间才能够把事情做完。可怎么样化解在短时间内完成复杂处理的矛盾呢，这时候 Linux引入了下半部的概念。下半部和上半部最大的不同是下半部是可中断的，而上半部橘启数是不可中断的。下半部几乎做了中断处理程序所有的事情，因为上半部只是将下半部排到了他们所负责的设备的中断处理队列中去，然后就什么都不管了。下半部一般所负责的工作是察看设备以获得产生中断的事件信息，并根据这些信息（一般通过读设备上的寄存器得来）进行相应的处理。如果有些时间下半部不知道怎么去做，他就使用著名的鸵鸟算法来解决问题--说白了就是忽略这个事件。

由于下半部是可中断的，所以在它运行期间，如果其它的设备产生了中断，这个下半部可以暂时的中断掉，等到那个设备的上半部运行完了，再回头来运行它。但是有一点一定要注意，那就是如果一个设备中断处理程序正在运行，无论她是运行上半部还是运行下半部，只要中断处理程序还没有处理完毕，在这期间设备产生的新的中断都将被忽略掉。因为中断处理程序是不可重入的，同一个中断处理程序是不能并行的。

在Linux Kernel 2.0以前，中断分为快中断和慢中断（伪中断我们这里不谈），其中快中断的下半部也是不可中断的，这样可以保证它执行的快一点。但是由于现在硬件水平不断上升，快中断和慢中断的运行速度已经没有什么差别了，所以为了提高中断例程事务处理的效率，从Linux kernel 2.0以后，中断处理程序全部都是慢中断的形式了--他们的下半部是可以被中断的。

但是，在下半部中，你也可以进行中断屏蔽--如果某一段代码不能被中断的话。你可以使用cti、sti或者是save_flag、restore_flag来实现你的想法。

在处理中断的时候，中断控制器会屏蔽掉原先发送中断的那个设备，直到她发送的上一个中断被处理完了为止。因此如果发送中断的那个设备载中断处理期间又发送了一个中断，那么这个中断就被永远的丢失了。

之所以发生这种事情，是因为中断控制器并不能缓冲中断信息，所以当前一个中断没有处理完以前又有新的中断到达，他肯定会丢掉新的中断的。但是这种缺陷可以通过设置主处理器(CPU)上的“置中断标志位”（sti）来解决，因为主处理器具有缓冲中断的功能。如果使用了“置中断标志位”，那么在处理完中断以后使用sti函数就可以使先前被屏蔽的中断得到服务。

有时候需要屏蔽中断，可是为什么要将这个中断屏蔽掉呢？这并不是因为技术上实现不了同一中断例程的并行，而是出于管理上的考虑。之所以在中断处理的过程中要屏蔽同一IRQ来的新中断，是因为中断处理程序是不可重入的，所以不能并行执行同一个中断处理程序。在这里我们举一个例子，从这里子例中可以看出如果一个中断处理程序是可以并行的话，那么很有可能会发生驱动程序锁死的情况。当驱动程序锁死的时候，你的 *** 作系统并不一定会崩溃，但是锁死的驱动程序所支持的那个设备是不能再使用了--设备驱动程序死了，设备也就死了。

A是一段代码，B是 *** 作设备寄存器R1的代码，C是 *** 作设备寄存器R2的代码。其中激发PS1的事件会使A1产生一个中断，然后B1去读R1中已有的数据，然后代码C1向R2中写数据。而激发PS2的事件会使A2产生一个中断，然后B2删除R1中的数据，然后C2读去R2中的数据。

如果PS1先产生，且当他执行到A1和B1之间的时候，如果PS2产生了，这是A2会产生一个中断，将PS2中断掉（挂到任务队列的尾部），然后删除了 R1的内容。当PS2运行到C2时，由于C1还没有向R2中写数据，所以C2将会在这里被挂起，PS2就睡眠在代码C2上，直到有数据可读的时候被信号唤醒。这是由于PS1中的B2原先要读的R1中的数据被PS2中的B2删除了，所以PS1页会睡眠在B1上，直到有数据可读的时候被信号唤醒。这样一来，唤醒PS1和PS2的事件就永远不会发生了，因此PS1和PS2之间就锁死了。

由于设备驱动程序要和设备的寄存器打交道，所以很难写出可以重入的代码来，因为设备寄存器就是全局变量。因此，最简洁的办法就是禁止同一设备的中断处理程序并行，即设备的中断处理程序是不可重入的。

有一点一定要清楚：在2.0版本以后的Linux kernel中，所有的上半部都是不可中断的（上半部的 *** 作是原子性的）；不同设备的下半部可以互相中断，但一个特定的下半部不能被它自己所中断（即同一个下半部不能并）。

由于中断处理程序要求不可重入，所以程序员也不必为编写可重入的代码而头痛了。编写可重入的设备驱动程序是可以的，编写可重入的中断处理程序是非常难得，几乎不可能。

我们都知道，一旦竞争条件出现了，就有可能会发生死锁的情况，严重时可能会将整个系统锁死。所以一定要避免竞争条件的出现。只要注意一点：绝大多数由于中断产生的竞争条件，都是在带有中断的

内核进程被睡眠造成的。所以在实现中断的时候，一定要相信谨慎的让进程睡眠，必要的时候可以使用cli、sti或者save_flag、restore_flag。

#include "嫌雀stdio.h"

#include "stdlib.h"

#include "芹芦早unistd.h"

#include "signal.h"

int i

void int_func(int sig)

{i=0}

main()

{int i,p1

while((p1=fork())==-1)

if(p1>0)

{for(i=1i<6i++)

{printf("Hello child!,please stop!\n")

sleep(1)

}

kill(p1,2)

wait(0)

printf("I know you have finisheed!OK!\n")

exit(0)}

else{signal(2,int_func)

i==1

while(i==1)

{printf("child\n"哗清)

sleep(1)}

exit(0)}

}

中断是系统用来响应硬件设备请求的一种机制，它会打断进程的正常调度和执行，然后调用内核中的中断处理程序来响应设备的请求。

你可能要问了，为什么要有中断呢？我可以举个生活中的例子，让感受一下中断的魅力。

比如你订了一份外卖，但是不确定外卖什么时候送到，也没有别的方法了解外卖的进度，但是，配送员送外卖是不等人的，到了你这儿没人取的话，就直接走人了，所以你只能苦苦等着，时不时去门口看看外卖送到没，而不能干其他事情。

不过呢，如果在订外卖的时候，你就跟配送员约定好，让他送到后给你打个电话，那你就不用苦苦等待了，就可以去忙别的事情，直到电话一响，接电话、取外卖就可以了。

这里的“打电首返宴话”，其实就是一个中断。没接到电话的时候，你可以做其他的事情；只有接到了者银电话（也就是发生中断），你才要进行另一个动作：取外卖。

这个例子你就可以发现， 中断其实是一种异步的事件处理机制，可以提高系统的并发处理能力。

由于中断处理程序会打断其他进程的运行，所以， 为了减少对正常进程运行调度的影响，中断处理程序就需要尽可能快地运行。 如果中断本身要做的事情不多，那么处理起来也不会有太大问题；但如果中断要处理的事情很多，中断服务程序就有可能要运行很长时间。

特别是，中断处理程序在响应中断时，还会临时关闭中断。这就会导致上一次中断处理完成之前，其他中断都不能响应，也就是说中断有可能会丢失。

那么还是以取外卖为例。假如你订了 2 份外卖，一份主食和一份饮料，并且是由 2 个不同的配送员来配送。这次你不用时时等待着，两份外卖都约定了电话取外卖的方式。但是，问题又来了。

当第一份外卖送到时，配送员给你打了个长长的电话，商量发票的处理方式。与此同时，第二个配送员也到了，也想给你打电话。

但是很明显，因为电话占线（也就是关闭了中断响应），第二个配送员的电话是打不通的。所以，第二个配送员很可能试几次后就走掉了（也就是丢失了一次中断）。

如果你弄清楚了“取外卖”的模式，那对系统的中断机制就很容易理解了。事实上，为了解决中断处理程序执行过长和中断丢失的问题，Linux 将中断处理过程分成了两个阶段，也就是 上半部和下半部：

比如说前面取外卖的例子，上半部就是你接听电话，告诉配送员你已经知道了，其他事儿见面再说，然后电话就可以挂断了；下半部才是取外卖的动作，以及见面后商量发票处理的动作。

这样，第一个配送员不会占用你太多时间，当第二个配送员过来时，照样能正常打通你的电话。

除了取外卖，我再举个最常见的网卡接收数据包的例子，让你更好地理解。

网卡接收到数据包后，会通过 硬件中断 的方式，通知内核有新的数据到了。这时，内核就应该调用中断处理程序来响应它。你可以自己先想一下，这种情况下的上半部和下半部分别世扒负责什么工作呢？

对上半部来说，既然是快速处理，其实就是要把网卡的数据读到内存中，然后更新一下硬件寄存器的状态（表示数据已经读好了），最后再发送一个 软中断 信号，通知下半部做进一步的处理。

而下半部被软中断信号唤醒后，需要从内存中找到网络数据，再按照网络协议栈，对数据进行逐层解析和处理，直到把它送给应用程序。

所以，这两个阶段你也可以这样理解：

实际上，上半部会打断 CPU 正在执行的任务，然后立即执行中断处理程序。而下半部以内核线程的方式执行，并且每个 CPU 都对应一个软中断内核线程，名字为 “ksoftirqd/CPU 编号”，比如说， 0 号 CPU 对应的软中断内核线程的名字就是 ksoftirqd/0。

不过要注意的是，软中断不只包括了刚刚所讲的硬件设备中断处理程序的下半部，一些内核自定义的事件也属于软中断，比如内核调度和 RCU 锁（Read-Copy Update 的缩写，RCU 是 Linux 内核中最常用的锁之一）等。

不知道你还记不记得，前面提到过的 proc 文件系统。它是一种内核空间和用户空间进行通信的机制，可以用来查看内核的数据结构，或者用来动态修改内核的配置。其中：

运行下面的命令，查看 /proc/softirqs 文件的内容，你就可以看到各种类型软中断在不同 CPU 上的累积运行次数：

在查看 /proc/softirqs 文件内容时，你要特别注意以下这两点。

第一，要注意软中断的类型，也就是这个界面中第一列的内容。从第一列你可以看到，软中断包括了 10 个类别，分别对应不同的工作类型。比如 NET_RX 表示网络接收中断，而 NET_TX 表示网络发送中断。

第二，要注意同一种软中断在不同 CPU 上的分布情况，也就是同一行的内容。正常情况下，同一种中断在不同 CPU 上的累积次数应该差不多。比如这个界面中，NET_RX 在 CPU0 和 CPU1 上的中断次数基本是同一个数量级，相差不大。

不过你可能发现，TASKLET 在不同 CPU 上的分布并不均匀。TASKLET 是最常用的软中断实现机制，每个 TASKLET 只运行一次就会结束 ，并且只在调用它的函数所在的 CPU 上运行。

因此，使用 TASKLET 特别简便，当然也会存在一些问题，比如说由于只在一个 CPU 上运行导致的调度不均衡，再比如因为不能在多个 CPU 上并行运行带来了性能限制。

另外，刚刚提到过，软中断实际上是以内核线程的方式运行的，每个 CPU 都对应一个软中断内核线程，这个软中断内核线程就叫做 ksoftirqd/CPU 编号。那要怎么查看这些线程的运行状况呢？

其实用 ps 命令就可以做到，比如执行下面的指令：

注意，这些线程的名字外面都有中括号，这说明 ps 无法获取它们的命令行参数（cmline）。一般来说，ps 的输出中，名字括在中括号里的，一般都是内核线程。

Linux 中的中断处理程序分为上半部和下半部：

上半部对应硬件中断，用来快速处理中断。

下半部对应软中断，用来异步处理上半部未完成的工作。

Linux 中的软中断包括网络收发、定时、调度、RCU 锁等各种类型，可以通过查看 /proc/softirqs 来观察软中断的运行情况。

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