软中断的实现

 软中断的实现 

     今天继续看第7章《下半部和推后执行的工作》。前天本来已经写了《软中断的实现》，但是没保存，所以今天又重新写一次。

      我们首先从头说起。我们一般把中断处理流程切为两个部分或两半。中断处理程序是上半部（top half），对时间要求相对宽松的工作就是下半部(bottom half)的执行目标。

     目前，有三种机制可以用来实现将工作推后执行：软中断、tasklet和工作队列。软中断是一种静态定义的下半部接口，有32个，可以在所有处理器上同时执行---即使两个类型相同也可以。tasklet是一种基于软中断实现的灵活性强、动态创建的下半部实现机制。两个不同类型的tasklet可以在不同的处理器上同时执行，但类型相同的tasklet不能同时执行。软中断是在编译期间静态分配的，tasklet却能够被动态的注册或去除。工作对列和它们完全不同。

     下面说说软中断的实现。

     软中断由softirq_action结构表示，它定义在linux/interrupt.h中：

1. struct softirq_action
2. {
3.     void    (*action)(struct softirq_action *);
4.     void    *data;
5. };

      每个被注册的软中断都占据该数组的一项，因此最多可能有32个中断。

软中断的代码位于kernel/softirq.c中。

      这是我第三次写了，昨天没保存只留下上面这些，只好从这里重新开始。再写一次我就快疯了，呜呜！！！

 

1.软中断处理程序

 

软中断处理程序action(softirq_action结构中的action函数指针)的函数原型如下：

void softirq_handler(struct softirq_action *)

当内核运行一个软中断处理程序的时候，它就会执行这个action函数，其唯一的参数就是指向对应的softirq_action结构体的指针。为什么要传这个结构体而不是传数据值呢？这样做的原因是可以保证将来在结构体中加入新的域时，无须对所有的软中断处理程序进行变动。如果需要，软中断处理程序可以方便地解析它的参数，从数据成员中提取数值。In my opinion, we can use  Macro containof.

1. struct softirq_action *h;
3. h = softirq_vec[n];
5. h->action(h);

一个软中断不会抢占另外一个软中断。实际上，唯一可以抢占软中断的是中断处理程序。不过，其他软中断---甚至是相同类型的软中断---可以在其他处理器上同时执行。

 

2.执行软中断

 

一个注册的软中断必须在被标记后才会执行，这就是触发软中断（raising the softirq）。中断处理程序绘制返回前标记它的软中断，使其稍后被执行。（注册软中断和触发软中断在中http://blog.csdn.net/qinzhonghello/archive/2008/11/29/3408420.aspx讲述）

 

在下面情况中，待处理的软中断会被检查和执行：

1)从一个硬件中断代码处返回时

2)在ksoftirqd内核线程中

3)在那些显式检查和执行待处理的软中断的代码中，如网络子系统

 

软中断要在do_softirq()函数中执行：

1. asmlinkage void do_softirq(void)
2. {
3.     __u32 pending;
4.     unsigned long flags;
6.     if (in_interrupt())
7.         return;
9.     local_irq_save(flags);
11.     pending = local_softirq_pending();
13.     if (pending)
14.         __do_softirq();
16.     local_irq_restore(flags);
17. }

具体分析如下：

1）宏in_interrupt()用来判断内核是否处于中断上下文中，如果是它返回非零，说明内核此刻正在执行中断处理程序，或者正在执行下半部处理程序。定义在中：

1. #define in_interrupt()      (irq_count()) 
2. #define irq_count() (preempt_count() & (HARDIRQ_MASK | SOFTIRQ_MASK)) 
3. #define preempt_count() (current_thread_info()->preempt_count) 
4. /* Return a thread_info struct. */
5. static inline struct thread_info *current_thread_info(void)
6. {
7.     struct thread_info *ti;
9.     __asm__ __volatile__ ("and.d $sp, %0" : "=r" (ti) : "0" (~8191UL));
10.     return ti;
11. }

2）局部变量pending保存宏softirq_pending()的返回值。它是待处理的软中断的32位位图，如果第n为被设置为1，那么第n位对应类型的软中断等待处理。

1. #define local_softirq_pending() \
2.     (local_cpu_data().__softirq_pending)

3）函数__do_softirq()

1. /*
2.  * We restart softirq processing MAX_SOFTIRQ_RESTART times,
3.  * and we fall back to softirqd after that.
4.  *
5.  * This number has been established via experimentation.
6.  * The two things to balance is latency against fairness -
7.  * we want to handle softirqs as soon as possible, but they
8.  * should not be able to lock up the box.
9.  */
10. #define MAX_SOFTIRQ_RESTART 10
12. asmlinkage void __do_softirq(void)
13. {
14.     struct softirq_action *h;
15.     __u32 pending;
16.     int max_restart = MAX_SOFTIRQ_RESTART;
17.     int cpu;
19.     pending = local_softirq_pending();
20.     account_system_vtime(current);
22.     __local_bh_disable((unsigned long)__builtin_return_address(0));
23.     trace_softirq_enter();
25.     cpu = smp_processor_id();
26. restart:
27.     /* Reset the pending bitmask before enabling irqs */
28.     set_softirq_pending(0);
30.     local_irq_enable();
32.     h = softirq_vec;
34.     do {
35.         if (pending & 1) {
36.             h->action(h);
37.             rcu_bh_qsctr_inc(cpu);
38.         }
39.         h++;
40.         pending >>= 1;
41.     } while (pending);
43.     local_irq_disable();
45.     pending = local_softirq_pending();
46.     if (pending && --max_restart)
47.         goto restart;
49.     if (pending)
50.         wakeup_softirqd();
52.     trace_softirq_exit();
54.     account_system_vtime(current);
55.     _local_bh_enable();

下面这段代码是软中断处理的核心部分：

1.     h = softirq_vec;
3.     do {
4.         if (pending & 1) {
5.             h->action(h);
6.             rcu_bh_qsctr_inc(cpu);
7.         }
8.         h++;
9.         pending >>= 1;
10.     } while (pending);

   将指针h指向softirq_vec的第一项，如果pending的第一位被置为1，h->action(h)被调用，指针加1，指向数组中的下一项。位掩码pending右移一位，这样会丢弃第一位，然后让其他各位依次向右移动一个位置。一直重复直到pengding变为0，结束。

 

 

4）函数local_irq_save(flags)和local_irq_restore(flags)

 

用于禁止/激活当前处理器上的本地中断，可以以下语句：

local_irq_disable();

local_irq_enable();

但是，考虑这种情况：如果在调用local_irq_disable()之前已经禁止了中断；如果中断可能在开始时就是关闭的，调用local_irq_enable()将无条件的激活中断。因此，需要有一种机制将中断恢复到以前的状态。函数local_irq_save(flags)在禁止中断之前保存中断系统的状态，local_irq_restore(flags)在准备激活中断时，把中断恢复到它们原来的状态。

 

1. #define local_irq_restore(flags) do { typecheck(unsigned long, flags); \
2.                       set_signals(flags); } while(0)
4. #define local_irq_save(flags) do { local_save_flags(flags); \
5.                                    local_irq_disable(); } while(0)

这些方法以宏形式出现，因此表面上flags参数（该参数必须被定义为unsiged long 类型）是以值传递的。该参数包含具体体系结构的数据，也就是包含中断系统的状态。至少有一种体系结构把栈信息与值相结合（SPARC），因此flags不能传递给另一个函数（特别是它必须驻留在同一栈帧中）。基于这个原因，对local_irq_save和local_irq_restore()的调用必须在同一个函数中进行。