另外寫串口時，是向終端緩沖區(qū)當中寫入，那么上層的寫操作如何知道下層緩沖區(qū)中的的數(shù)據(jù)是否傳送完成?用戶空間的寫串口進程處于什么樣的狀態(tài)?如果是寫完緩沖區(qū)就睡眠以保證高效的CPU使用率，那么何時才應該醒過來? 由誰負責醒過來?

1. 往tq_timer任務隊列中添加一項任務.

根據(jù)以上這兩個問題，我們來深入代碼分析，首先看接收緩沖區(qū)中的數(shù)據(jù)如何上傳, 前面已經(jīng)提到過，接收中斷處理完成后，會調(diào)用tty_flip_buffer_push()，這個函數(shù)完成的功能就是往一系統(tǒng)定義的任務隊列當中加入一個任務，下面我們將詳細的分析加入的任務最終是如何執(zhí)行起來的.[任務：這里所講的任務可以直接理解成為一個相應的回調(diào)函數(shù)，LINUX下術(shù)語稱作tasklet]

void tty_flip_buffer_push(struct tty_struct *tty)

{

if (tty->low_latency)

flush_to_ldisc((void *) tty);

else

queue_task(tty->flip.tqueue, tq_timer);

}

2. tq_timer的執(zhí)行路徑分析.

tq_timer是一個雙鏈表結(jié)構(gòu)任務隊列,每項任務包含一個函數(shù)指針成員, 它通過run_task_queue每次將當中的所有任務(其實是一些函數(shù)指針)全部調(diào)用一次，然后清空隊列, 最終的執(zhí)行tq_timer的是在中斷底半的tqueue_bh 中執(zhí)行，如下:

void tqueue_bh(void)

{

run_task_queue(tq_timer);

}

在void __init sched_init(void)當中初始化底半的向量如, tqueue_bh初始化在bh_base的TIMER_BH位置，bh_base為一結(jié)構(gòu)很簡單的數(shù)組，在什么位置調(diào)用什么樣的了函數(shù)基本已經(jīng)形成默認的習慣：

init_bh(TIMER_BH, timer_bh);

init_bh(TQUEUE_BH, tqueue_bh);

init_bh(IMMEDIATE_BH, immediate_bh);

看看init_bh相當于初始底半的服務程序，非常簡單：

void init_bh(int nr, void (*routine)(void))

{

bh_base[nr] = routine;

mb();

}

最終真正的執(zhí)行bh_base中保存的函數(shù)指針的，在bh_action()當中：

static void bh_action(unsigned long nr)

{

…

if (bh_base[nr])

bh_base[nr]();

…

}

關于這里所指出的bh_base， 我們在后面就直接稱作bh，意即中斷底半所做的事.

3. tq_timer實現(xiàn)所依賴的tasklet.

那么bh_action在什么時候執(zhí)行呢?bh_action被初始化成bh_task_vec這32個tasklet調(diào)用的任務, 因此它的依賴機制是tasklet機制，后面將進行簡單介紹.

void __init softirq_init()

{

int i;

for (i=0; i32; i++)

tasklet_init(bh_task_vec+i, bh_action, i);

….

}

至此已經(jīng)把任務隊列的執(zhí)行流程及原理分析完成，tasklet是須要激活的，這里我們先指出任務隊列是如何激活的，在時鐘中斷的do_timer()當中會調(diào)用mark_bh(TIMER_BH), 來激時鐘底半所依賴運行的tasklet，其中bh_task_vec的所有成員的函數(shù)指針全部指向bh_action.

static inline void mark_bh(int nr)

{

tasklet_hi_schedule(bh_task_vec+nr);

}

tasklet_hi_schedule的功能就是往tasklet當中加入一個新的tasklet.

4. tasklet的機制簡單分析.

講到tasklet，我們才與我們真正要講的softirq最近了，因為目前在軟中斷當中有主要的應用就是tasklet，而且在所有32個軟中斷中僅有限的幾個軟中斷如下：

enum{

HI_SOFTIRQ=0,

NET_TX_SOFTIRQ,

NET_RX_SOFTIRQ,

TASKLET_SOFTIRQ

};

struct softirq_action{

void (*action)(struct softirq_action *);

void *data;

};

static struct softirq_action softirq_vec[32] __cacheline_aligned; //軟中斷的中斷向量表，實為數(shù)組.

[1]. 初始化軟中斷向量.

我們這里所要講的，就是HI_SOFTIRQ / TASKLET_SOFTIRQ 兩項，據(jù)我理解這兩項根本在實現(xiàn)機制上一樣的，之所以分開兩個名字叫主要是為了將不同的功能分開，就類似于雖然同是軟中斷，但是各處所完成的功能不一樣，所以分在兩個軟中斷完成, 后面我們僅取其中用于執(zhí)行時鐘底半的任務隊列HI_SOFTIRQ為例進行講解, 而且我們不講及多個CPU情況下的tasklet相關機制, 這兩項軟中斷的實始化如下:

void __init softirq_init()

{

….

open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action, NULL);

open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action, NULL);

}

open_softirq下所做的事相當簡單, 即往軟中斷向量中賦值, 相當于硬中斷當中的request_irq掛硬件中斷：

void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action*), void *data)

{

softirq_vec[nr].data = data;

softirq_vec[nr].action = action;

}

[2]. 軟中斷中斷服務程序

對于HI_SOFTIRQ , 相應的中斷服務程序為tasklet_hi_action , 由上文所講的初始化過程給出，這個函數(shù)目前完成的功能相當簡單，它的任務就是遍歷執(zhí)行此中斷所對應一個tasklet鏈表,

NR_CPUS= 1.

struct tasklet_head tasklet_hi_vec[NR_CPUS] __cacheline_aligned;

[3]. 往軟中斷對應的tasklet鏈表中加入新的tasklet, 加在尾部.

void __tasklet_hi_schedule(struct tasklet_struct *t)

{

…

t->next = tasklet_hi_vec[cpu].list;

tasklet_hi_vec[cpu].list = t;

cpu_raise_softirq(cpu, HI_SOFTIRQ);

…

}

最重要的一點是，在安裝了新的tasklet后，還必須將軟中斷設置為激活，告訴系統(tǒng)有軟中斷須要執(zhí)行了，下面一點即提到系統(tǒng)如何檢測是否有軟中斷須要處理:

#define __cpu_raise_softirq(cpu, nr) do { softirq_pending(cpu) |= 1UL (nr); } while (0)

[4]. 軟中斷所依賴的執(zhí)行機制.