软中断和tasklet总结

1 linux下半部机制

中断处理程序分为上半部和下半部。上半部的接口是唯一的，但是下半部实现的方法有很多。下半部（bottom half）实现的方法称为下半部机制。下述表格摘自《linux内核设计与实现》，可以清楚的说明下半部机制的状态。

下半部机制	状态
BH	在2.5中去除
任务队列（task queue）	在2.5中去除
软中断（softriq）	从2.3中引入
Tasklet	从2.3中引入
工作队列（work queue）	从2.5中引入

对我们来说，最重要的是软中断和tasklet。

 

2 软中断

2.1 软中断定义

       这里的软中断和系统调用里面提到的“软件中断”是截然不同的。“软件中断”实际是仍然是CPU的硬件中断，只是该中断由软件来“触发”而已；但是软中断仅仅是软件上的一种机制。

       软中断是在编译期间静态分配的。在kernel/softirq.c中定义了如下软中断：

static struct softirq_action softirq_vec[NR_SOFTIRQS]

软中断最多允许32个，但是在2.6.31内核中，NR_SOFTIRQS值为9；也就是说系统默认提供了9个软中断。

类比于硬件中断，每个软中断都有自己的处理函数。softirq_action结构（2.6.31）定义如下：

struct softirq_action

{

       void (*action)(struct softirq_action *);

};

其中softirq_action函数指针就指向该软中断的“中断处理函数”。

当上半部执行结束，应该使能对应的软中断；这样当软中断被调度时（do_softirq()），会对所有的软中断遍历，并执行使能的软件断处理函数。

2.2 软中断的使用

       按照上半部和下半部理论，每个硬件中断都应该对应一个软中断，这样可以保证每一个上半部（硬件中断处理函数）都能对应一个下半部（软件中断处理函数）。但是问题随之而来：CPU的硬件中断数量有可能超过32。于是，软中断的是使用分成了两个类别。

       看一下2.6.31中定义的9个软中断：

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

};

       这些软中断从0开始索引来表示一种相对优先级。索引号小的优先级最高。

第一类软中断如NET_TX_SOFTIRQ和NET_RX_SOFTIRQ，对应于网络系统，其处理速度要求很高，那么这两个软中断对应的中断处理函数就唯一用于处理网络packet的收或发处理；

第二类软中断如HI_SOFTIRQ 和TASKLET_SOFTIRQ软中断，由未在软中断列出的其他硬件中断共享，其软中断处理函数是tasklet_hi_action()和tasklet_action()函数。两者的唯一区别是其软中断优先级不同而已。这两个软中断处理函数是tasklet机制的核心，它会分别遍历tasklet_hi_vec和tasklet_vec链表，执行其中的所有允许执行的tasklet。

3 tasklet

3.1 tasklet定义

       由动态链表tasklet_hi_vec和tasklet_vec构成，其数据结构定义在linux/interrupt.h：

       struct tasklet_struct

{

       struct tasklet_struct *next;

       unsigned long state;

       atomic_t count;

       void (*func)(unsigned long);

       unsigned long data;

};

State有两种（2.6.31）：

enum

{

       TASKLET_STATE_SCHED, /* Tasklet is scheduled for execution */

       TASKLET_STATE_RUN      /* Tasklet is running (SMP only) */

};

Count是tasklet的计数器。如果它不为0，则tasklet被禁止，不允许执行；只有它为0时，tasklet才被激活，并且在state为TASKLET_STATE_SCHED时，该tasklet才能被执行。

Func就是tasklet对应得执行函数。

3.2 tasklet使用

       共分为三个步骤，分别为声明、激活、调度。

（1）声明tasklet

       声明一个tasklet，其实就是定义一个tasklet_struct结构。可以选择静态或动态的创建一个tasklet。

       静态创建可以使用linux/interrupt.h中定义的两个宏中的一个：

       #define DECLARE_TASKLET(name, func, data) \

struct tasklet_struct name = { NULL, 0, ATOMIC_INIT(0), func, data }

 

#define DECLARE_TASKLET_DISABLED(name, func, data) \

struct tasklet_struct name = { NULL, 0, ATOMIC_INIT(1), func, data }

这两个宏都会静态的创建一个tasklet_struct结构。区别在于引用计数器的初始值设置不同。前面一个设置计数器为0，该tasklet处于激活状态。另一个则把引用计数器设为1，tasklet处于禁止状态。

动态创建时，可以使用kernel/softirq中的tasklet_init函数：

void tasklet_init(struct tasklet_struct *t,

                void (*func)(unsigned long), unsigned long data)

{

       t->next = NULL;

       t->state = 0;

       atomic_set(&t->count, 0);

       t->func = func;

       t->data = data;

}

 

（2）激活或禁止tasklet

       针对于引用计数器，定义在linux/interrupt.h中：

       static inline void tasklet_enable(struct tasklet_struct *t)

static inline void tasklet_disable(struct tasklet_struct *t)

如果声明tasklet时就已经处于激活状态，那么就不需要重新激活了。

（3）调度tasklet

       由在软中断中的分析可知，tasklet的执行依靠对tasklet_hi_vec和tasklet_vec链表的遍历。如何将我们自己声明的tasklet加入这两个链表呢？需要用户调度自己的tasklet。已经调度的tasklet就存放在tasklet_hi_vec或tasklet_vec链表中。

       tasklet_hi_schedule()和tasklet_schedule函数接受一个tasklet_struct指针作为参数，对该tasklet进行调度，如果调度成功，则该tasklet就会存到tasklet_hi_vec或tasklet_vec链表。

 

4 总结

       软中断是一种下半部执行的机制，而tasklet是基于软中断实现的。增加自己的软中断是比较繁琐的，需要自己修改linux源码，比较繁琐。而Tasklet已经能够满足基本的下半部需求，所以基本上都使用tasklet机制。