linux UART串口驱动开发文档

作者：时间：2012-09-06来源：网络收藏

讲到最后还没有指出软中断是如何触发执行的，其实很简单:

在系统处理所有硬中断信号时，他们的入口是统一的，在这个入口函数当中除了执行do_IRQ()完成硬件中断的处理之外，还会执行do_softirq()来检测是否有软中断须要执行，所以软中断所依赖的是硬件中断机制;

另外还有一个专门处理软中断内核线程ksoftirqd()，这个线程处理软中断级别是比较低的，他是一个无限LOOP不停的检测是否有软中断须要处理，如果没有则进行任务调度.

在do_softirq()中有如下的判断，以决定是否有软中断须要执行，如果没有就直接退出,在[3]中提到的激活软中断时，要将相应软中断位置1, 软中断有32个，因此一个整型数即可以表示32个软中断，即可判断有什么样的软中断须要处理，代码如下:

pending = softirq_pending(cpu);

if (pending) {

}

….

do { //检测32个软中断位标志中是否有为1的…

if (pending 1)

h->action(h);

h++;

pending >>= 1;

} while (pending);

[4]. 软中断所依赖的执行时期问题.

之所以将这个问题单独列开来讲，是因为他特别的重要，上面我已经讲过了软中断是依赖硬中断触发执行的，但是产生如下疑问：

是不是一有硬中断发生就会触发软中断的执行?

软中断的执行会不会影响到系统的性能?

会不会影响到硬中断的处理效率?也就是说会不会导致在处理软中断时而引起硬中断无法及时响应呢?

再看do_softirq的代码当中有如下判断:

if (in_interrupt())

return;

这个条件就是能否进行软中断处理的关键条件，因此由此也可以了解到软中断是一种优先级低于硬中断的软性机制，具体来看看这个判断条件是什么:

/*Are we in an interrupt context? Either doing bottom half

* or hardware interrupt processing?*/

#define in_interrupt() ({ const int __cpu = smp_processor_id();

(local_irq_count(__cpu) + local_bh_count(__cpu) != 0); })

/* softirq.h is sensitive to the offsets of these fields */

typedef struct {

unsigned int __softirq_pending;

unsigned int __local_irq_count;

unsigned int __local_bh_count;

unsigned int __syscall_count;

struct task_struct * __ksoftirqd_task; /* waitqueue is too large */

} ____cacheline_aligned irq_cpustat_t;

#define irq_enter(cpu,irq) (local_irq_count(cpu)++)

#define irq_exit(cpu,irq) (local_irq_count(cpu)--)

看到这里，不得不再多注意一个结构，那就是irq_cpustat_t, 先前我们讲是否有软中断产生的标志位，但没有提到__softirq_pending，这个变量就是记载32个软中断是否产生的标志，每一个软中断对应一个位; 在中断执行的do_softirq中有如下几个重要的动作，说明如下:

in_interrupt判断是否可以进行软中断处理，判断的条件就是没有没处在硬件中断环境中，而且还没有软中断正在执行(即不允许软中断嵌套)，软中断的嵌套避免是通过local_bh_disable()/local_bh_enable()实现，至于带有bh，其意也即指softirq是中断底半(bh), 在处理硬件中断时，一进行即会调用irq_enter来表示已经进入硬件中断处理程序，处理完硬件中断后再调用irq_exit表示已经完成处理;

pending判断是否有软中断须要处理, 每个位用作当作一个软中断是否产生的标志.

清除所有软中断标志位，因为下面即将处理; 但清除之前先缓存起来, 因为下面还要使用这个变量一次.

在进入软中断处理后，会关闭bh功能的执行，执行完后才打开，这样在in_interrupt判断当中就会直接发现已经有bh在执行，不会再次进入bh执行了，这严格保证了bh执行的串行化.

打开硬件中断，让软中断在有硬件中断的环境下执行.

处理完软中断后关闭硬中断，再次检测是否有新的软中断产生，如果有的话，却只须立即处理本次软中断过程未发生过的软中断向量. 之所以会有新的软中断产生，那是因为软中断是在开硬件中断的情况下执行，硬件中断处理是可能又产生了新的软中断. 之所以只处理本次软中断未发生的软中断向量，依据我自己的理解，其目的是为了不加重软中断处理的负担而不马上处理，只是相应的唤醒一个wakeup_softirqd线程，这是专门处理软中断的，这样虽然延误了软中断的处理，但避免了在硬中断服务程序中拖延太长的时间.[关于软中断的处理在后绪版本变化也很大，可以进一步学习研究，如何使软中断不至影响中断处理效率]

软中断处理这个函数虽然不长，但是相当的关键，每一句代码都很重要，结合上面所说的几点，与源码交互起来理解才能根本理解软中断的设计机制：

asmlinkage void do_softirq()

{

int cpu = smp_processor_id();

__u32 pending;

unsigned long flags;

__u32 mask;

if (in_interrupt()) return;

local_irq_save(flags);

pending = softirq_pending(cpu);

if (pending) {

struct softirq_action *h;