linux下半部
❶ linux软中断通信
我验证下阿...一不小心就fork多了..
刚开始我把kill的参数弄反了，信号和pid位置弄错了，调了半个小时，很郁闷..
你只是忽略了一点...，我也给忽略了。。。后来才想起来
你按下ctrl+C的时候，另外两个fork出来的进程，他们也会接到SIGINT。。。就退出了。。所以你要先在子进程里面忽略这个SIGINT信号，用signal(SIGINT,SIG_IGN)就OK了....
程序如下...
有解释，你可以自己看看...
#include"stdio.h"
#include"unistd.h"
#include"signal.h"
#include"sys/types.h"
#include"stdlib.h"
int k=0;
pid_t child1=0,child2=0;
void func_main(int sig);
void func_child1(int sig);
void func_child2(int sig);
int main()
{
while((child1=fork())==-1);
if(child1==0)
{
printf("child1 OK\n");
signal(SIGINT,SIG_IGN);
signal(SIGUSR1,func_child1);
sleep(60);
}
else if(child1 >0)
{
while((child2=fork())==-1);
if(child2==0)
{
printf("child 2 OK\n");
signal(SIGINT,SIG_IGN);//你按下ctrl+C，子进程也会接受到ctrl的信号...所以，子进程忽略
//所提子进程要忽略掉这个SIGINT信号
signal(SIGUSR2,func_child2);
sleep(60); //这里为了验证，如果进程没退出，40妙之后自动会退出的
//不然就得手动在终端里面kill掉这个进程了...
//有时候成了僵尸进程需要kill -9 才能杀死
}
else if(child2 >0)
{
signal(SIGINT,func_main);
printf("children forked OK...\n");
wait(0);
printf("child return...\n");
sleep(100);
return 0;
}
}
}
void func_main(int sig)
{
k++;
printf("to send signal\n");
//printf("child1=%d,child2=%d\n",child1,child2);
//if(k==1)
kill(child1,SIGUSR1);
//if(k==2) 加上这句，再按一次ctrl C，子进程2才会退出
就是你想要的效果了
kill(child2,SIGUSR2);
signal(SIGINT,SIG_DFL); //这里恢复ctrl+C的效果
//子进程退出之后，我们再按一次ctrl+C，当前的父进程就会像平常一样，退出。
}
void func_child1(int sig)
{
printf("child1 is killed by parent!\n");
exit(0);
}
void func_child2(int sig)
{
printf("child2 is killed by parent!\n");
exit(0);
}
❷ linux 中断 下半部 处理时间过长 怎么办
一、中断处理为什么要下半部？
Linux在中断处理中间中断处理分了上半部和下半部，目的就是提高系统的响应能力和并发能力。通俗一点来讲：当一个中断产生，调用该中断对应的处理程序(上半部)然后告诉系统，对应的后半部可以执行了。然后中断处理程序就返回，下半部会在合适的时机有系统调用。这样一来就大大的减少了中断处理所需要的时间。
二、那些工作应该放在上半部，那些应该放在下半部？
没有严格的规则，只有一些提示：
1、对时间非常敏感，放在上半部。
2、与硬件相关的，放在上半部。
3、不能被其他中断打断的工作，放在上半部。
以上三点之外的，考虑放在下半部。
三、下半部机制在Linux中是怎么实现的？
下半部在Linux中有以下实现机制：
1、BH(在2.5中删除)
2、任务队列(task queue，在2.5删除)
3、软中断(softirq，2.3开始。本文重点)
4、tasklet(2.3开始)
5、工作队列(work queue，2.5开始)
四、软中断是怎么实现的(以下代码出自2.6.32)？
软中断不会抢占另外一个软中断，唯一可以抢占软中断的是中断处理程序。
软中断可以在不同CPU上并发执行(哪怕是同一个软中断)
1、软中断是编译期间静态分配的，定义如下：
struct softirq_action { void (*action)(struct softirq_action *); };
/*
* PLEASE, avoid to allocate new softirqs, if you need not _really_ high
* frequency threaded job scheling. For almost all the purposes
* tasklets are more than enough. F.e. all serial device BHs et
* al. should be converted to tasklets, not to softirqs.
*/
enum {
HI_SOFTIRQ=0,
TIMER_SOFTIRQ,
NET_TX_SOFTIRQ,
NET_RX_SOFTIRQ,
BLOCK_SOFTIRQ,
BLOCK_IOPOLL_SOFTIRQ,
TASKLET_SOFTIRQ,
SCHED_SOFTIRQ,
HRTIMER_SOFTIRQ,
RCU_SOFTIRQ, /* Preferable RCU should always be the last softirq */
NR_SOFTIRQS
};
/*
* map softirq index to softirq name. update 'softirq_to_name' in * kernel/softirq.c when adding a new softirq.
*/
extern char *softirq_to_name[NR_SOFTIRQS];
static struct softirq_action softirq_vec[NR_SOFTIRQS] __cacheline_aligned_in_smp;
说明：
(1)、软中断的个数书上说是32，看来到这个版本已经发生变化了。
(2)、void (*action)(struct softirq_action *);传递整个结构体指针在于当结构体成员发生变化是，接口不变。
2、系统执行软中断一个注册的软中断必须被标记后才会执行(触发软中断)，通常中断处理程序会在返回前标记它的软中断。在下列地方，待处理的软中断会被执行：
(1)、从一个硬件中断代码处返回。
(2)、在ksoftirqd内核线程。
(3)、在那些显示检查和执行待处理的软中断代码中。
ksoftirqd说明：
每个处理器都有一个这样的线程。所有线程的名字都叫做ksoftirq/n，区别在于n，它对应的是处理器的编号。在一个双CPU的机器上就有两个这样的线程，分别叫做ksoftirqd/0和ksoftirqd/1。为了保证只要有空闲的处理器，它们就会处理软中断，所以给每个处理器都分配一个这样的线程。
执行软中断的代码如下：
asmlinkage void __do_softirq(void)
{
struct softirq_action *h;
__u32 pending;
int max_restart = MAX_SOFTIRQ_RESTART;
int cpu;
pending = local_softirq_pending();
account_system_vtime(current);
__local_bh_disable((unsigned long)__builtin_return_address(0));
lockdep_softirq_enter();
cpu = smp_processor_id();
restart:
/* Reset the pending bitmask before enabling irqs */
set_softirq_pending(0);
local_irq_enable();
h = softirq_vec;
do {
if (pending & 1) {
int prev_count = preempt_count();
kstat_incr_softirqs_this_cpu(h - softirq_vec);
trace_softirq_entry(h, softirq_vec);
h->action(h);
trace_softirq_exit(h, softirq_vec);
if (unlikely(prev_count != preempt_count())) {
printk(KERN_ERR "huh, entered softirq %td %s %p"
"with preempt_count %08x,"
" exited with %08x?\n", h - softirq_vec,
softirq_to_name[h - softirq_vec],
h->action, prev_count, preempt_count());
preempt_count() = prev_count;
}
rcu_bh_qs(cpu);
}
h++;
pending >>= 1;
} while (pending);
local_irq_disable();
pending = local_softirq_pending();
if (pending && --max_restart)
goto restart;
if (pending)
wakeup_softirqd();
lockdep_softirq_exit();
account_system_vtime(current);
_local_bh_enable();
}
3、编写自己的软中断
(1)、分配索引，在HI_SOFTIRQ与NR_SOFTIRQS中间添加自己的索引号。
(2)、注册处理程序，处理程序：open_softirq(索引号，处理函数)。
(3)、触发你的软中断：raise_softirq(索引号)。
4、软中断处理程序注意
(1)、软中断处理程序执行的时候，允许响应中断，但自己不能休眠。
(2)、如果软中断在执行的时候再次触发，则别的处理器可以同时执行，所以加锁很关键。
❸ 为什么Linux系统设计了三种不同的下半部处理机制
为了应对不同的业务需求
软中断和tasklet都是不可中断的下半部，但是软中断是有个数限制的，一般目前这个不会随便增加，用于对实时性要求比较高的处理。tasklet是用软中断实现的，但是它没有个数限制，它利用软中断和自己的链表结构可以实现数量不受限制的下半部处理。如果不希望自己的处理被挂起，但是又不是特殊的业务，一般都放在tasklet里了。
工作队列则是可以挂起的，是在内核线程中执行的，也就是可以调度。
❹ 为什么linux系统设计了三种不同的下半部处理机制
为了应对不同的业务需求 软中断和tasklet都是不可中断的下半部，但是软中断是有个数限制的，一般目前这个不会随便增加，用于对实时性要求比较高的处理。tasklet是用软中断实现的，但是它没有个数限制，它利用软中断和自己的链表结构可以实现数量...
❺ linux中断的下半部机制有哪些
一、中断处理为什么要下半部？Linux在中断处理中间中断处理分了上半部和下半部，目的就是提高系统的响应能力和并发能力。通俗一点来讲：当一个中断产生，调用该中断对应的处理程序(上半部)然后告诉系统，对应的后半部可以执行了。然后中断处理程序就返回，下半部会在合适的时机有系统调用。这样一来就大大的减少了中断处理所需要的时间。
二、那些工作应该放在上半部，那些应该放在下半部？
没有严格的规则，只有一些提示：
1、对时间非常敏感，放在上半部。
2、与硬件相关的，放在上半部。
3、不能被其他中断打断的工作，放在上半部。
以上三点之外的，考虑放在下半部。
三、下半部机制在Linux中是怎么实现的？
下半部在Linux中有以下实现机制：
1、BH(在2.5中删除)
2、任务队列(task queue，在2.5删除)
3、软中断(softirq，2.3开始。本文重点)
4、tasklet(2.3开始)
5、工作队列(work queue，2.5开始)
四、软中断是怎么实现的(以下代码出自2.6.32)？
软中断不会抢占另外一个软中断，唯一可以抢占软中断的是中断处理程序。
软中断可以在不同CPU上并发执行(哪怕是同一个软中断)
1、软中断是编译期间静态分配的，定义如下：
struct softirq_action { void (*action)(struct softirq_action *); };
/*
* PLEASE, avoid to allocate new softirqs, if you need not _really_ high
* frequency threaded job scheling. For almost all the purposes
* tasklets are more than enough. F.e. all serial device BHs et
* al. should be converted to tasklets, not to softirqs.
*/
enum {
HI_SOFTIRQ=0,
TIMER_SOFTIRQ,
NET_TX_SOFTIRQ,
NET_RX_SOFTIRQ,
BLOCK_SOFTIRQ,
BLOCK_IOPOLL_SOFTIRQ,
TASKLET_SOFTIRQ,
SCHED_SOFTIRQ,
HRTIMER_SOFTIRQ,
RCU_SOFTIRQ, /* Preferable RCU should always be the last softirq */
NR_SOFTIRQS
❻ Linux中断 异常 系统调用 中断上半部 中断下半部 这些有什么区别和联系
中断分软中断跟硬中断，硬中断是由硬件从外部触发，软中断由软件触发，就像linux系统调用int 80一样。至于中断的上下部其实就是因为中断的处理时间跟它的优先级不一定成正比，所以一般先处理中断最重要的部分（上半部），待到不怎么忙的时候，再来处理比较悠闲的部分（下半部）。就像输入的时候，拿到键盘输入的是什么才是最重要的（上半部），显示字符才是次要的（下半部）。
❼ linux内核中断处理为什么分成上半部分和下半部分
一、中断处理为什么要下半部？ Linux在中断处理中间中断处理分了上半部和下半部，目的就是提高系统的响应能力和并发能力。通俗一点来讲：当一个中断产生，调用该中断对应的处理程序(上半部)然后告诉系统，对应的后半部可以执行了。然后中断处理...
❽ Linux综合应用题编写tasklet,在下半部分中打印当前进程的PID状态和名字
假设进程pid是14186,命令如下
ps u -p 14186
❾ Linux如何及时响应外部中断
FPGA每隔100us给运行linux的ARM一个中断，要求在20us内响应中断，并读走2000*16bit的数据。
目前主要的问题是，当系统同时发生多个中断时，会严重影响linux对FPGA中断的响应时间。如何解决？
1、首先想到了ARM的FIQ，它可以打断IRQ中断服务程序，保证对外部FIQ的及时响应。但是发现linux只实现了IRQ，没有显示FIQ。
linux是从devicetree读取中断号，加入中断向量表的。
interrupts = <0x0 0x32 0x0>;中的第一个字段0表示非共享中断，非零表示共享中断，SDK产生的dts统一为0，此时第二字段的值比XPS中的小32；如果第一字段非零，则第二字段比XPS小16.
最后字段表示中断的触发方式。
IRQ_TYPE_EDGE_RISING =0x00000001,
IRQ_TYPE_EDGE_FALLING =0x00000002,
IRQ_TYPE_LEVEL_HIGH =0x00000004,
IRQ_TYPE_LEVEL_LOW =0x00000008,
很明显，devicetree根本没有提供通知linux有FIQ的渠道。
2、再来看linux的IRQ
linux的中断分为上半部和下半部，上半部运行在IRQ模式，会屏蔽所有中断，下半部运行在SVC模式，会重新打开中断。
也就是说，当一个中断的上半部正在运行时（不能再次响应中断），FPGA的中断是不能被linux响应的；
反过来，当FPGA中断的上半部正在运行时（不能再次响应中断），其他的中断也不能被linux响应；
unsigned long flags;
...
local_irq_save(flags);
....
local_irq_restore(flags);
3.
ARM有七种模式，我们这里只讨论SVC、IRQ和FIQ模式。
我们可以假设ARM核心有两根中断引脚（实际上是看不见的），一根叫 irq pin, 一根叫fiq pin.
在ARM的cpsr中，有一个I位和一个F位，分别用来禁止IRQ和FIQ的。
先不说中断控制器，只说ARM核心。正常情况下，ARM核都只是机械地随着pc的指示去做事情，当CPSR中的I和F位为1的时候，IRQ和FIQ全部处于禁止状态。无论你在irq
pin和fiq pin上面发什么样的中断信号，ARM是不会理你的，你根本不能打断他，因为他耳聋了，眼也瞎了。
在I位和F位为0的时候，当irq
pin上有中断信号过来的时候，就会打断arm的当前工作，并且切换到IRQ模式下，并且跳到相应的异常向量表（vector)位置去执行代码。这个过程是自动的，但是返回到被中断打断的地方就得您亲自动手了。当你跳到异常向量表，处于IRQ的模式的时候，这个时候如果irq
pin上面又来中断信号了，这个时候ARM不会理你的，irq
pin就跟秘书一样，ARM核心就像老板，老板本来在做事，结果来了一个客户，秘书打断它，让客户进去了。而这个时候再来一个客户，要么秘书不断去敲门问，要么客户走人。老板第一个客户没有会见完，是不会理你的。
但是有一种情况例外，当ARM处在IRQ模式，这个时候fiq pin来了一个中断信号，fiq
pin是什么？是快速中断呀，比如是公安局的来查刑事案件，那才不管你老板是不是在会见客户，直接打断，进入到fiq模式下，并且跳到相应的fiq的异常向量表处去执行代码。那如果当ARM处理FIQ模式，fiq
pin又来中断信号，又就是又一批公安来了，那没戏，都是执法人员，你打不断我。那如果这个时候irq
pin来了呢？来了也不理呀，正在办案，还敢来妨碍公务。
所以得出一个结论： IRQ模式只能被FIQ模式打断，FIQ模式下谁也打不断。
在打不断的情况下，irq pin 或 fiq pin随便你怎么发中断信号，都是白发。
所以除了fiq能打断irq以外，根本没有所谓中断嵌套的情况。
Linux不用FIQ,只用到了IRQ。但是我们有时候一个中断需要处理很长时间，那我们就需要占用IRQ模式那么长的时间吗？没有，linux在IRQ模式下只是简单的记录是什么中断，马上就切换回了SVC模式，换句话说，Linux的中断处理都是在SVC模式下处理的。
只不过SVC模式下的ISR上半部关闭了当前中断线，下半部才重新打开
❿ linux中断中下半部调用tasklet的问题
一般来说，处理中断都希望越快越好吧？为什么你需要“处理稍微慢速点的操作”？大多数情况下，tasklet机制是实现控制一个寻常的硬件设备的最佳选择，tasklet是利用软中断实现的一种下半部机制，所以不能睡眠，所以你不能在tasklet中使用信号量或者其他什么阻塞式函数，tasklet允许响应中断，如果你的tasklet和中断处理程序之间共享了某些数据的话，你需要做好预防工作，比如屏蔽中断然后获取一个锁。两个相同的tasklet决不会同时执行，这点和软中断不同。如果你的tasklet和其他tasklet或者软中断共享了数据，你必须进行适当的锁保护。