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然而嵌套发生的中断处理过程也可能会触发软中断,所以第一层中断处理过程在第四阶段需要是一个循环的过程,需要循环处理嵌套发生的所有软中断。为什么要这样做呢?因为这样可以按软中断触发的顺序来执行这些软中断,否则后来的软中断可能就会先执行完成了。
极端情况下,嵌套发生的软中断可能非常多,全部处理完可能需要很长的时间,于是内核会在处理完一定数量的软中断后,将剩下未处理的软中断推给一个叫ksoftirqd的内核线程来处理,然后结束本次中断处理过程。
第五阶段--开中断条件下的tasklet
实际上, 软中断很少直接被使用. 而第二部分开中断情况下的进行的处理过程一般是由tasklet机制来完成的.
tasklet是由软中断引出的, 内核定义了两个软中断掩码HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ(两者优先级不同), 这两个掩码对应的软中断处理函数作为入口, 进入tasklet处理过程.
于是, 在第三阶段的中断处理函数中, 完成关中断的部分后, 然后调用tasklet_schedule/tasklet_hi_schedule标记一个tasklet, 然后中断处理程序结束. 后面的工作由HI_SOFTIRQ/TASKLET_SOFTIRQ对应的软中断处理程序去处理被标记的tasklet(每个tasklet在其初始化时都设置了处理函数).
看上去, tasklet只不过是在softirq的基础上多了一层调用, 其作用是什么呢? 前面说过, softirq是与CPU相对应的, 每个CPU处理自己的softirq. 这些softirq的处理函数需要设计为可重入的, 因为它们可能在多个CPU上同时运行. 而tasklet则是在多个CPU间被串行化执行的, 其处理函数不必考虑可重入的事情.
然而, softirq毕竟还是要比tasklet少绕点弯路, 所以少数实时性要求相对较高的处理过程还是在精心设计之后, 直接使用softirq了. 比如: 时钟中断处理过程, 网络发送/接收处理过程.
结尾阶段
CPU接收到中断以后, 以历以上五个阶段, 中断处理完成. 最后需要恢复第一阶段中被保存在栈上的寄存器信息. 中断处理结束.
关于调度
上面的流程中, 还隐含了一个问题, 整个处理过程是持续占有CPU的(除了开中断情况下可能被新的中断打断以外). 并且, 中断处理的这几个阶段中, 程序不能够让出CPU!
这是由内核的设计决定的, 中断服务程序没有自己的task结构(即操作系统教科书上说的进程控制块), 所以它不能被内核调度. 通常说一个进程让出CPU, 在之后如果满足某种条件, 内核会通过它的task结构找到它, 并调度其运行.
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