浅析Linux的软中断的实现
參考：
http://bbs.chinaunix.net/thread-2333484-1-1.html
http://liu1227787871.blog.163.com/blog/static/20536319720129210112658/
1、软中断
一般来说，一次中断服务的过程通常能够分为两个部分。
开头的 部分往往必须在关中断的条件下运行，这样才干在不受干扰的条件下“原子”地完毕一些关键性操作。同一时候这部分操作的时间性又往往非常强。必须在中断请求发生后马上或至少在一定时间限制中运行，并且相继的多次中断请求也不能合并在一起来处理。
而后半部分，通常能够并且应该在开中断的条件下运行。这样才不至于因中断关闭过久而造成其它中断的丢失，同一时候，这些操作经常同意延时到稍后才来运行。并且有可能多次中断的相关部分合并在一起处理。
这些不同的性质经常使中断服务的前后两半明显地区分开来，能够并且应该分别加以不同的实现。这里的后半部分就称为"bottom
half"，在内核代码中往往写成bf 。而bf的这部分就能够通过软件中断来实现。
由于软件中断的激活是通过代码来实现的，而不是硬件，所以就能够自己或由系统来决定激活的时机！
1.1 注冊
还是以我最熟悉的两个老朋友做为开篇：
open_softirq(NET_TX_SOFTIRQ, net_tx_action);
open_softirq(NET_RX_SOFTIRQ, net_rx_action);
open_softirq向内核注冊一个软中断。事实上质是设置软中断向量表对应槽位。注冊其处理函数：
void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action *))
{
softirq_vec[nr].action = action;
}
softirq_vec是整个软中断的向量表:
void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action*), void *data)
{ softirq_vec[nr].data = data; softirq_vec[nr].action = action; }; static struct softirq_action softirq_vec[NR_SOFTIRQS] __cacheline_aligned_in_smp;
NR_SOFTIRQS是最大软中断向量数。内核支持的全部软中断例如以下：
enum
{
HI_SOFTIRQ=0,
TIMER_SOFTIRQ,
NET_TX_SOFTIRQ,
NET_RX_SOFTIRQ,
BLOCK_SOFTIRQ,
TASKLET_SOFTIRQ,
SCHED_SOFTIRQ,
HRTIMER_SOFTIRQ,
RCU_SOFTIRQ, /* Preferable RCU should always be the last softirq */ NR_SOFTIRQS
};
好像后为为RPS新增了一个。只是这我的内核版本号偏低。
1.2 激活
当须要调用软中断时，须要调用raise_softirq函数激活软中断。这里使用术语“激活”而非“调用”。
是由于在非常多情况下不能直接调用软中断。
所以仅仅能高速地将其标志为“可运行”。等待未来某一时刻调用。
为什么“在非常多情况下不能直接调用软中断”?试想一下下半部引入的理念。就是为了让上半部更快地运行。
假设在中断程序代码中直接调用软中断函数，那么就失去了上半部与下半部的差别，也就是失去了其存在的意义。
内核使用一个名为__softirq_pending的位图来描写叙述软中断，每个位相应一个软中断,位图包括在结构irq_stat中：
typedef struct {
unsigned int __softirq_pending;
……
} ____cacheline_aligned irq_cpustat_t;
DECLARE_PER_CPU_SHARED_ALIGNED(irq_cpustat_t, irq_stat);
宏or_softirq_pending用于设置对应的位（位或操作）：
#define or_softirq_pending(x) percpu_or(irq_stat.__softirq_pending, (x))
local_softirq_pending用于取得整个位图（而非某一位）：
#define local_softirq_pending() percpu_read(irq_stat.__softirq_pending)
宏__raise_softirq_irqoff是or_softirq_pending的包裹：
#define __raise_softirq_irqoff(nr) do { or_softirq_pending(1UL << (nr)); } while (0)
raise_softirq_irqoff通过调用__raise_softirq_irqoff实现激活软中断。它的參数nr即位软中断相应的位图槽位：
/*
* This function must run with irqs disabled!
*/
inline void raise_softirq_irqoff(unsigned int nr)
{
//置位图，即标记为可运行状态
__raise_softirq_irqoff(nr); /*
* If we're in an interrupt or softirq, we're done
* (this also catches softirq-disabled code). We will
* actually run the softirq once we return from
* the irq or softirq.
*
* Otherwise we wake up ksoftirqd to make sure we
* schedule the softirq soon.
*/
//设置了位图后。能够推断是否已经没有在中断上下文中了，假设没有，则是一个马上调用软中断的好时机。 //in_interrupt还有一个作用是推断软中断是否被禁用。
//wakeup_softirqd唤醒软中断的守护进程ksoftirq。 if (!in_interrupt())
wakeup_softirqd();
}
复制代码
如今能够来看"激活"软中断的全部含义了，raise_softirq函数完毕这一操作：
void raise_softirq(unsigned int nr)
{
unsigned long flags; //全部操作，应该关闭中断，避免嵌套调用
local_irq_save(flags);
raise_softirq_irqoff(nr);
local_irq_restore(flags);
}
可见，激活的操作，主要是两点：
<1>、最重要的，就是置对应的位图。等待将来被处理；
<2>、假设此时已经没有在中断上下文中，则马上调用(事实上是内核线程的唤醒操作)，如今就是将来；
2、调度时机
是的。除了raise_softirq在，可能会（嗯，重要的是“可能”）通过wakeup_softirqd唤醒ksoftirqd外，还得明确软中断的其他调用时机。
A、当do_IRQ完毕了I/O中断时调用irq_exit:
#ifdef __ARCH_IRQ_EXIT_IRQS_DISABLED
# define invoke_softirq() __do_softirq()
#else
# define invoke_softirq() do_softirq()
#endif void irq_exit(void)
{
account_system_vtime(current);
trace_hardirq_exit();
sub_preempt_count(IRQ_EXIT_OFFSET);
if (!in_interrupt() && local_softirq_pending())
invoke_softirq(); //调用软中断
B、假设系统使用I/O APIC，在处理完本地时钟中断时：
void __irq_entry smp_apic_timer_interrupt(struct pt_regs *regs)
{
……
irq_exit();
……
}
C、local_bh_enable
local_bh_enable就是打开下半部。当然重中之中就是软中断了：
void local_bh_enable(void)
{
_local_bh_enable_ip((unsigned long)__builtin_return_address(0));
} static inline void _local_bh_enable_ip(unsigned long ip)
{
…… if (unlikely(!in_interrupt() && local_softirq_pending()))
do_softirq(); ……
}
D、在SMP中，当CPU处理完被CALL_FUNCTION_VECTOR处理器间中断所触发的函数时：
唔。对多核中CPU的之间的通信不熟。不太清楚这个机制……
3、do_softirq
不论是哪种调用方式，终于都会触发到软中断的核心处理函数do_softirq，它处理当前CPU上的全部软中断。
内核将软中断设计尽量与平台无关。可是在某些情况下。它们还是会有差异，先来看一个x86 32位的do_softirq版本号：
asmlinkage void do_softirq(void)
{
unsigned long flags;
struct thread_info *curctx;
union irq_ctx *irqctx;
u32 *isp; //软中断不能在中断上下文内嵌套调用。中断处理程序或下半部採用的是"激活"方式。
if (in_interrupt())
return; //禁止中断。保存中断标志
local_irq_save(flags);
//内核使用一个CPU位图，确实几个软中断能够同一时候在不同的CPU上运行，包含同样的软中断。比如，
//NET_RX_SOFTIRQ能够同一时候跑在多个处理器上。
//local_softirq_pending用于确定当前CPU的全部位图是否被设置。 即是否有软中断等待处理。 //回忆一下常常发生的网卡接收数据处理：当网卡中断落在哪一个CPU上时，与之对应的软中断函数就会在其上运行。
//从这里来看，实质就是哪个网卡中断落在对应的CPU上，CPU置其软中断位图，这里做对应的检測（这里local_softirq_pending仅仅
//是一个总的推断。后面还有按位的推断）。检測到有对应的位，运行之
if (local_softirq_pending()) {
//取得线程描写叙述符
curctx = current_thread_info();
//构造中断上下文结构，softirq_ctx是每一个CPU的软中断上下文
//static DEFINE_PER_CPU(union irq_ctx *, softirq_ctx);
//这里先取得当前CPU的软中断上下文，然后为其赋初始值——保存当前进程和栈指针
irqctx = __get_cpu_var(softirq_ctx);
irqctx->tinfo.task = curctx->task;
irqctx->tinfo.previous_esp = current_stack_pointer; /* build the stack frame on the softirq stack */
//构造中断栈帧
isp = (u32 *) ((char *)irqctx + sizeof(*irqctx)); //call_on_stack切换内核栈，并在中断上下文上运行函数__do_softirq
call_on_stack(__do_softirq, isp);
/*
* Shouldnt happen, we returned above if in_interrupt():
*/
WARN_ON_ONCE(softirq_count());
} //恢复之
local_irq_restore(flags);
}
当配置了CONFIG_4KSTACKS。每一个进程的thread_union仅仅有4K，而非8K。发生中断时，内核栈将不使用进程的内核栈。而使用每一个 cpu的中断请求栈。
内核栈将使用每一个 cpu的中断请求栈。而非进程的内核栈来运行软中断函数：
static void call_on_stack(void *func, void *stack)
{
asm volatile("xchgl %%ebx,%%esp \n" //交换栈指针，中断栈帧的指针stack做为传入參数（%ebx）。交换后esp是irq_ctx的栈顶，ebx是进程内核栈的栈
"call *%%edi \n" //调用软中断函数
"movl %%ebx,%%esp \n" //恢复之，直接使用movl，而非xchgl是由于函数运行完成，中断的栈帧指针已经没实用处了
: "=b" (stack)
: "0" (stack),
"D"(func)
: "memory", "cc", "edx", "ecx", "eax");
}
PS：全部的这些运行，应该都是在定义4K栈的基础上的：
#ifdef CONFIG_4KSTACKS
/*
* per-CPU IRQ handling contexts (thread information and stack)
*/
union irq_ctx {
struct thread_info tinfo;
u32 stack[THREAD_SIZE/sizeof(u32)];
} __attribute__((aligned(PAGE_SIZE))); static DEFINE_PER_CPU(union irq_ctx *, hardirq_ctx);
static DEFINE_PER_CPU(union irq_ctx *, softirq_ctx);
…… static void call_on_stack(void *func, void *stack)
……
是的，这个版本号相对复杂，可是假设看了复杂的，再来看简单的，就easy多了,当平台未定义do_softirq函数时(__ARCH_HAS_DO_SOFTIRQ)。
内核提供了一个通用的：
#ifndef __ARCH_HAS_DO_SOFTIRQ asmlinkage void do_softirq(void)
{
__u32 pending;
unsigned long flags; if (in_interrupt())
return; local_irq_save(flags); pending = local_softirq_pending(); if (pending)
__do_softirq(); local_irq_restore(flags);
} #endif
无需很多其它的解释，它很的简洁。
不论是哪个版本号，都将调用__do_softirq函数：
asmlinkage void __do_softirq(void)
{
struct softirq_action *h;
__u32 pending;
int max_restart = MAX_SOFTIRQ_RESTART;
int cpu; //保存位图
pending = local_softirq_pending();
//进程记帐
account_system_vtime(current); //关闭本地CPU下半部。 为了保证同一个CPU上的软中断以串行方式运行。
__local_bh_disable((unsigned long)__builtin_return_address(0));
lockdep_softirq_enter(); //获取本地CPU
cpu = smp_processor_id();
restart:
/* Reset the pending bitmask before enabling irqs */
//清除位图
set_softirq_pending(0); //锁中断，仅仅是为了保持位图的相互排斥，位图处理完成。后面的代码能够直接使用保存的pending，
//而中断处理程序在激活的时候，也能够放心地使用irq_stat.__softirq_pending。 //所以。能够开中断了
local_irq_enable(); //取得软中断向量
h = softirq_vec; //循环处理全部的软中断
do {
//逐步取位图的每一位。推断该位上是否有软中断被设置。 若有，处理之
if (pending & 1) {
//保存抢占计数器
int prev_count = preempt_count();
kstat_incr_softirqs_this_cpu(h - softirq_vec); trace_softirq_entry(h, softirq_vec);
//调用软中断
h->action(h);
trace_softirq_exit(h, softirq_vec);
//推断软中断是否被抢占，假设是，则输出一段错误信息
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;
}
//？？qsctr,这个是啥东东
rcu_bh_qsctr_inc(cpu);
}
//指向下一个软中断槽位
h++;
//移位，取下一个软中断位
pending >>= 1;
} while (pending); //当软中断处理完成后，由于前面已经开了中断了。所以有可能新的软中断已经又被设置。
//软中断调度程序会尝试又一次软中断。其最大重新启动次数由max_restart决定。
//所以，这里必须再次关闭中断。再来一次……
local_irq_disable(); //取位图
pending = local_softirq_pending();
//有软中断被设置，且没有超过最大重新启动次数，再来一次先
if (pending && --max_restart)
goto restart; //超过最大重新启动次数。还有软中断待处理。调用wakeup_softirqd。其任处是唤醒软中断守护进程ksoftirqd。
if (pending)
wakeup_softirqd(); lockdep_softirq_exit(); account_system_vtime(current);
//恢复下半部
_local_bh_enable();
}
中断跟踪
假设中断跟踪CONFIG_TRACE_IRQFLAGS被定义。lockdep_softirq_enter/lockdep_softirq_exit用于递增/递减当前进程的软中断上下文计数器softirq_context：
# define lockdep_softirq_enter() do { current->softirq_context++; } while (0)
# define lockdep_softirq_exit() do { current->softirq_context--; } while (0)
复制代码
trace_softirq_entry与trace_softirq_exit配合使用。能够用于推断软中断的延迟。
好像软中断不太难，没有很多其它的内容了。欢迎大家回贴补充。
最新文章
- JSTL 自定义标签
- Flex 中画图工具（drawTool）失效
- php数组转换成json格式。
- Mac Port 基本用法总结
- url rewrite优化url的可读性
- iptables & selinux
- MATLAB GUI程序设计中ListBox控件在运行期间消失的原因及解决方法
- CentOS服务器配置发送邮件服务
- Linux下*.tar.bz2等文件如何解压--转
- Mongodb的范式化和反范式化
- Unity3d Shader开发（三）Pass（Texturing ）
- [转]利用maven的surefire插件实现单元测试与集成测试
- Centos 6.x 系统下用yum安装Memcache
- git远程仓库之添加远程库
- 在ArcGIS中导出现有mxd的style文件
- 最小公共祖先 （Tarjan） POJ1470
- bzoj1531: [POI2005]Bank notes（多重背包）
- java代码理解
- jmeter二次开发之java请求
- .Net Core 系列之一 hello world