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。