4. 中断下半部机制概述

在嵌入式 Linux 驱动开发中，中断处理程序（Interrupt Service Routine, ISR）必须快速执行，以释放 CPU 资源响应其他中断。然而，许多设备在中断到达后需要完成大量非紧急处理（如数据拷贝、协议解析、唤醒等待队列）。如果将这些工作全部放在 ISR 中，将导致系统中断延迟急剧增大，甚至丢失后续中断。

因此，Linux 内核将中断处理拆分为两个部分：上半部（Top Half） 和 下半部（Bottom Half）。上半部执行必须立即完成的、时间敏感的操作（如清除中断标志、保存硬件寄存器）；下半部处理可以推迟的、相对耗时的任务。

4.1 为什么需要下半部

中断上下文具有以下严格限制，迫使驱动开发者将非紧急工作移出 ISR：

• 中断上下文不可睡眠： ISR 运行在中断上下文中，不能调用可能导致睡眠的函数（如 copy_to_user()、kmalloc(GFP_KERNEL)、mutex_lock()）。
• 中断关闭时间必须极短： 长时间关中断会导致其他中断丢失，系统响应恶化。
• 中断嵌套风险： 高优先级中断可能打断低优先级 ISR，复杂处理容易导致栈溢出或死锁。
• 实时性要求： 实时系统要求中断延迟有确定上限，下半部机制允许调度器介入。

4.2 下半部机制对比

Linux 内核提供了四种主流下半部实现机制：Softirq、Tasklet、Workqueue 和 Threaded IRQ。它们在运行上下文、可睡眠性、并发模型和适用场景上存在显著差异。

4.3 各机制详解

4.3.1 Softirq

Softirq 是内核中优先级最高的下半部机制，编译时静态分配。同一类型的 Softirq 可以在多个 CPU 上同时执行，因此必须处理重入问题。网络子系统（NET_TX_SOFTIRQ、NET_RX_SOFTIRQ）和块设备层是典型使用者。驱动开发者一般不直接使用 Softirq，而是通过 Tasklet 间接使用。

4.3.2 Tasklet

Tasklet 基于 Softirq 实现（使用 TASKLET_SOFTIRQ 和 HI_SOFTIRQ），但提供了更简单的接口：同一 Tasklet 在任意时刻只能在一个 CPU 上执行，不同 Tasklet 可以并行。Tasklet 是驱动开发中最常用的下半部机制，适合执行时间较短、不需要睡眠的任务。

/* Tasklet 典型使用模式 */
void my_tasklet_handler(unsigned long data)
{
    /* 下半部处理：数据拷贝、状态更新、唤醒等待队列 */
    struct my_device *dev = (struct my_device *)data;
    dev->status = DATA_READY;
    wake_up_interruptible(&dev->wq);
}

DECLARE_TASKLET(my_tasklet, my_tasklet_handler, (unsigned long)&my_device);

/* 在 ISR 中调度 Tasklet */
irqreturn_t my_isr(int irq, void *dev_id)
{
    /* 上半部：清除中断标志，保存必要寄存器 */
    writel(0, REG_INT_CLEAR);
    /* 调度下半部 */
    tasklet_schedule(&my_tasklet);
    return IRQ_HANDLED;
}

4.3.3 Workqueue

Workqueue 将工作推迟到内核线程中执行，运行在进程上下文，因此可以睡眠、可以持有互斥锁、可以执行文件系统操作。适用于需要大量数据拷贝、复杂协议处理或设备 I/O 的场景。Linux 提供全局工作队列 system_wq，也支持创建专用工作队列。

/* Workqueue 典型使用模式 */
struct work_struct my_work;

void my_work_handler(struct work_struct *work)
{
    /* 可以睡眠，可以调用 copy_to_user */
    struct my_device *dev = container_of(work, struct my_device, work);
    copy_to_user(dev->buf, dev->data, dev->len);
}

/* 在 ISR 中调度 Work */
irqreturn_t my_isr(int irq, void *dev_id)
{
    /* 上半部快速处理 */
    schedule_work(&my_work);  /* 使用系统工作队列 */
    return IRQ_HANDLED;
}

4.3.4 Threaded IRQ

Threaded IRQ 是内核 2.6.30 引入的机制，通过 request_threaded_irq() 注册。它将 ISR 分为两部分：一个不可睡眠的快速处理函数（handler），和一个可睡眠的线程化处理函数（thread_fn）。线程化处理函数运行在内核线程中，可以设置实时优先级，适合对实时性有要求的驱动。

/* Threaded IRQ 典型使用模式 */
irqreturn_t my_handler(int irq, void *dev_id)
{
    /* 快速上半部：清除中断标志 */
    writel(0, REG_INT_CLEAR);
    return IRQ_WAKE_THREAD;  /* 唤醒线程化处理 */
}

irqreturn_t my_thread_fn(int irq, void *dev_id)
{
    /* 线程化下半部：可以睡眠，可以持有 mutex */
    struct my_device *dev = (struct my_device *)dev_id;
    mutex_lock(&dev->lock);
    /* 复杂处理 */
    mutex_unlock(&dev->lock);
    return IRQ_HANDLED;
}

/* 注册 Threaded IRQ */
ret = request_threaded_irq(irq, my_handler, my_thread_fn,
                           IRQF_TRIGGER_RISING, "my_device", dev);

4.4 下半部机制选择决策树

4.5 下半部调度时机

下半部并非在 ISR 返回后立即执行，而是在内核特定的调度点被处理：

• 中断返回时： 内核在 irq_exit() 中检查是否有待处理的软中断，如果有则调用 do_softirq()。
• ksoftirqd 内核线程： 当软中断数量过多或执行时间过长时，内核将软中断处理委托给 ksoftirqd 线程，避免用户空间进程饥饿。
• 显式调用： 某些内核代码路径会主动调用 local_bh_enable() 或 do_softirq() 来触发下半部处理。