深入理解Linux网络技术内幕-中断和网络驱动程序(一)

数据包在网络协议栈中所走的路径根据数据包是传输、接收还是转发不同而不同：

但虚拟设备可能有所不同，如回环设备不会使用硬件设备的协议栈，而有些虚拟设备可以避免硬件的某些限制如MTU等，因而可以提高性能。

网络设备与内核通信有两种方式：

1. 轮询：不断读取设备的一个内存寄存器，或当一个定时器到期后检查那个内存寄存器，从而获取设备状态，是否有需要处理的网络数据包。这种方式看起来会比中断浪费很多系统资源，但当中断过于频繁，系统需要不断切换进程上下文时，反而是一种非常好的方式。
2. 中断：当网络数据包到达时，设备会产生硬件中断调用设备驱动程序注册的中断处理例程，让内核来处理数据包。在低流量负载下是最佳的选择，但在高流量负载下会让CPU为处理中断事件不断切换环境而浪费时间。

接收数据帧分为两部分工作：首先驱动程序将该数据包复制到内核可访问的输入队列，然后内核再予以处理，通常将该帧传给相关协议专用的处理函数。第一部分是在中断中完成的，可以抢占第二部分的执行。接受侦并复制到接收队列的代码优先级高于实际处理帧的代码。处理数据包时可能被新到来的数据帧打断。因此，当流量很大时，实际处理数据包的CPU可能被不断打断去接收数据包，而旧数据包得不到处理，输入队列就会溢出。这种情况就是receive-livelock现象，虽没有死锁，但系统也会崩溃。

       当CPU接收到一个中断通知后，就会调用与该中断事件相关联的处理函数，这种关联性由编号识别。在处理函数执行期间，内核程序就处于中断环境，服务于该中断事件的CPU就会关闭其中断功能，而不能被抢占。无论相同类型还是不同类型的中断事件都不能打断该中断事件。

      中断事件产生的一般流程是：

1. 设备产生一个中断事件，硬件通知内核；
2. 若内核没有正处理其他中断，或中断因其他原因而关闭，则可以处理该中断；
3. 内核首先关闭本地CPU的中断功能，然后执行中断事件的中断服务函数；
4. 内核会在处理该中断后，重启本地CPU的中断功能。

 

     因此，中断处理函数是非抢占和非可重入的函数，这种设计可以降低竞争的可能性，但对CPU的性能有很大的影响。若处理一个中断的动作中有很多操作可以等待，则可以引入下半部分机制来进行处理。现代中断处理函数分为上半部和下半部两部分，上半部完成在释放CPU前必须执行的操作，以保留数据，而下半部则处理剩余可以慢慢完成的工作。

    实现下半部机制有多种方式，目前常见的是由软中断soft IRQ实现的任务tasklet方式和工作队列两种方式，但工作队列可以休眠，而tasklet是在中断环境中完成的不能休眠。Linux网络系统部分主要采用tasklet方式实现下半部延期操作。

    bottom half、tasklet和softirq在并发性上的区别：

1. 不管CPU的数目有多少个，任意时刻都只能有一个bottom half在运行；
2. 每个tasklet在任何时刻只能有一个实例在运行，但不同的tasklet可以在不同的CPU上运行，因此tasklet不需要程序员再进行任何串化限制，内核已经强制了同一个tasklet不能有多个实例同时执行；
3. 任何时刻，一个CPU中每个softirq只能有一个实例在执行，但像他的softirq可以在不同的CPU上同时执行。因此，程序员必须确保不同的CPU对共享数据的正确访问就需要上锁机制。因此，为了提高并行性，softirq应该设计为尽可能只访问每个CPU的数据，以减少大量使用上锁机制。