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为什么要有下半部分
- 中断会打断其他程序，为了打断其他程序时间短，就需要中断处理程序快。
- 执行中断处理程序后，相同中断不会触发，甚至所有中断都不能触发（设置IRQF_DISABLED，其他硬件与操作系统无法通信)
- 中断上下文下不能阻塞
所以将中断分为上下部分，上部分处理反应很快的部分，下半部分处理对时间要求宽松的事件。
上半部分需要处理硬件，比如将网卡接收的数据包复制到操作系统的缓存区。
上半部分保证不被中断。
其他所有都放在下部分。
下半部分的运行时机
通常下半部分在中断处理程序一返回就会马上运行，下半部分执行的关键是，它们运行时允许中断。
如果我们需要在一段时间后允许，我们可以使用内核定时器实现下半部分的任务。
内核提供的下半部分的实现方式
现在能用的有软中断，tasklet，工作队列。
软中断
软中断使用较少（相对于tasklet），但是tasklet是基于软中断实现的。
软中断是在编译期间静态分配的，不像tasklet那样能动态地注册或者注销。
内核可以注册32个软中断，而当前内核版本只注册了9个。
软中断结构体：
struct softirq_action{void (*action)(struct softirq_action*);
};
内核中的全局变量：
static struct softirq_action softirq_vec[NR_SOFTIRQS];//32个软中断
软中断处理函数action函数原型：
void softirq_handler(struct softirq_action *);
当只有一个处理器上，一个软中断不会抢占另一个软中断，唯一可以抢占软中断的是中断处理程序。不过，软中断可以在不同处理器上执行。
触发软中断
一个注册的软中断只有在标记后才会执行，中断处理程序会在返回前标记它的软中断，使其在稍后执行。
在下列地方，会遍历寻找待处理的软中断并且执行：
- 从中断处理程序返回后
- 在ksoftirqd内核线程中
- 在那些主动执行检查软中断的代码中
具体代码
u32 pending;
pending=local_softirq_pending();
if(pending){
struct softirq_action *h;
set_softirq_pending(0);
h=softirq_vec;do{if(pending & 1)h->action(h);h++;pending>>=1;}while(pending);
}
- 是执行do_softirq()，通过将宏local_softirq_pending()的返回值保存到局部变量pending，它是一个32位的位图（如果第n位设置为1，则执行n位的软中断处理程序）。
- 重置宏为全0
- 依次遍历位图，遇到1则执行相应的软中断处理程序。
使用软中断
软中断保留给系统中对时间最敏感最严格的下半部分使用。目前，只有两个子系统（网络和SCSI）直接使用软中断。此外，内核定时器和tasklet都是建立在软中断上的。相比之下，tasklet可以动态生成，使用更方便。
分配索引
软中断有32位，因为do_softirq()是从下到大的遍历位图，所以小的索引会在大的索引之前执行，索引具有优先级。
| tasklet | 优先级 | 软中断描述 |
|---|---|---|
| HI_SOFTIRQ | 0 | 优先级高的tasklet |
| TIMER_SOFTIRQ | 1 | 定时器的下半部 |
| NET_TX_SOFTIRQ | 2 | 发送网络数据包 |
| NET_RX_SOFTIRQ | 3 | 接收网络数据包 |
| BLOCK_SOFTIRQ | 4 | BLOCK装置 |
| TASKLET_SOFTIRQ | 5 | 正常优先级的tasklet |
| SCHED_SOFTIRQ | 6 | 调度程序 |
| HRTIMER_SOFTIRQ | 7 | 高分辨率定时器 |
| RCU_SOFTIRQ | 8 | RCU锁定 |
注册软中断处理程序
open_softirq(NET_TX_SOFTIRQ,net_t_action);//网络子系统注册自己的软中断处理函数。
有两个参数，第一个是索引号，第二个是处理函数。
触发软中断
raise_softirq(NET_TX_SOFTIRQ);//将中断号为2的网络发送标志设置为1
在do_softirq()中会触发其函数net_t_action();
tasklet
只在高频率使用软中断，大多数情况使用tasklet。
tasklet本质上也是软中断，只不过同一个处理程序的多个实例不能在多处理器上同时运行。所以软中断需要考虑多个处理器同时运行软中断执行函数。而tasklet不需要考虑并发问题。
struct tasklet_struct {struct tasklet_struct *next; //链表下一个unsigned long state; //状态atomic_t count; //引用计数void (*func)(unsigned long); //核心处理函数unsigned long data; //给func的参数
}
state状态有：0,TASKLET_STATE_SCHED（已被调度）,TASKLET_STATE_RUN（正在运行，只在多处理器上使用）
每个tasklet都存放在两个链表中的其一: tasklet_vec(普通tasklet),tasklet_hi_vec(高优先级tasklet).
创建tasklet
静态创建：
DECLARE_TASKLET(tasklet_name,tasklet_func,tasklet_data);
tasklet不能睡眠，所以不能使用阻塞，信号量等。
两个相同的tasklet绝不会在多个处理器上同时执行，这点和软中断不同
tasklet的调度：tasklet_schedule()或者tasklet_hi_schdule()（高优先级tasklet）;
tasklet_schedule（）执行步骤：
- 检查tasklet的状态，如果不是0，直接返回。
- 调用_tasklet_schedule()，将tasklet状态设置为scheduled。
- 保存中断状态，禁止本地中断。
- 把需要调度的tasklet加到每个处理器的tasklet_vec链表表头。
- 将软中断的TASKLET_SOFTIRQ(5)设置为1，这样下次do_softirq()会执行这个tasklet。
- 恢复中断（中断返回会触发do_softirq() )
tasklet的执行
do_softirq()检测到位图的TASKLET_SOFTIRQ为1，则执行tasklet_action().
tasklet_action():
- 此时处于禁止中断的状态（因为do_softirq()禁止中断），并且为当前处理器检查tasklet_vec链表，检索完后清楚tasklet_vec链表。
- 允许中断，执行下半部分，执行每一个待处理的tasklet。
- 如果是多处理器，每个处理器都会检查tasklet是否为TASKLET_STATE_RUN状态（其他处理器已经运行了），如果正在其他处理器上运行那么就不运行了。
- 将tasklet状态改为TASKLET_STATE_RUN.
- 执行func函数（tasklet数据结构中的）
- 清楚tasklet的状态。
- 运行下一个tasklet，直到结束。
工作队列
当需要睡眠时，那么就使用工作队列。
将工作推后，交由一个内核进程去执行（在进程上下文中执行）。