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2013年(157)

2012年(685)

分类: LINUX

2012-03-06 13:47:16

内核随记(一)——理解中断(3)
4、下半部
在中断处理过程中,不能睡眠。另外,它运行的时候,会把当前中断线在所有处理器上都屏蔽(在ack中完成屏蔽);更糟糕的情况是,如果一个处理程序是SA_INTERRUPT类型,它执行的时候会禁上所有本地中断(通过cli指令完成),所以,中断处理应该尽可能快的完成。所以Linux把中断处理分为上半部和下半部。
上半部由中断处理程序完成,它通常完成一些和硬件相关的操作,比如对中断的到达的确认。有时它还会从硬件拷贝数据,这些工作对时间非常敏感,只能靠中断处理程序自己完成。而把其它工作放到下半部实现。
下半部的执行不需要一个确切的时间,它会在稍后系统不太繁忙时执行。下半部执行的关键在于运行的时候允许响应所有的中断。最早,Linux用”bottom half”实现下半部,这种机制简称BH,但是即使属于不同的处理器,也不允许任何两个bottom half同时执行,这种机制简单,但是却有性能瓶颈。不久,又引入任务队列(task queue)机制来实现下半部,但该机制仍不够灵活,没法代替整个BH接口。
从2.3开始,内核引入软中断(softirqs)和tasklet,并完全取代了BH。2.5中,BH最终舍去,在2.6中,内核用有三种机制实现下半部:软中断,tasklet和工作队列。Tasklet是基于软中断实现的。软中断可以在多个CPU上同时执行,即使它们是同一类型的,所以,软中断处理程序必须是可重入的,或者显示的用自旋锁保护相应的数据结构。而相同的tasklet不能同时在多个CPU上执行,所以tasklet不必是可重入的;但是,不同类型的tasklet可以在多个CPU上同时执行。一般来说,tasklet比较常用,它可以处理绝大部分的问题;而软中断用得比较少,但是对于时间要求较高的地方,比如网络子系统,常用软中断处理下半部工作。

4.1、软中断
内核2.6中定义了6种软中断:

下标越低,优先级越高。

4.1.1、数据结构
(1)软中断向量
//linux/interrupt.h
struct softirq_action
{
    
void    (*action)(struct softirq_action *); //待执行的函数
    void    *data;  //传给函数的参数
};
//kernel/softirq.c
//软中断向量数组
static struct softirq_action softirq_vec[32] __cacheline_aligned_in_smp;
内核定义了一个包含32个软中断向量的数组,所以最多可有32个软中断,实际上,内核目前只使用了6个软中断。
(2)    preempt_count字段
位于任务描述符的preempt_count是用来跟踪内核抢占和内核控制路径嵌套关键数据。其各个位的含义如下:
位            描述
0——7    preemption counter,内核抢占计数器(最大值255)
8——15   softirq counter,软中断计数器(最大值255)
16——27  hardirq counter,硬件中断计数器(最大值4096)
28        PREEMPT_ACTIVE标志

第一个计数用来表示内核抢占被关闭的次数,0表示可以抢占。第二个计数器表示推迟函数(下半部)被关闭的次数,0表示推迟函数打开。第三个计数器表示本地CPU中断嵌套的层数,irq_enter()增加该值,irq_exit减该值。
宏in_interrupt()检查current_thread_info->preempt_count的hardirq和softirq来断定是否处于中断上下文。如果这两个计数器之一为正,则返回非零。
(3) 软中断控制/状态结构
softirq_vec是个全局量,系统中每个CPU所看到的是同一个数组。但是,每个CPU各有其自己的“软中断控制/状态”结构,这些数据结构形成一个以CPU编号为下标的数组irq_stat[](定义在include/asm-i386/hardirq.h中)
typedef struct {
    unsigned 
int __softirq_pending;
    unsigned 
long idle_timestamp;
    unsigned 
int __nmi_count;    
    unsigned 
int apic_timer_irqs;    
} ____cacheline_aligned irq_cpustat_t;
//位于kernel/softirq.c
irq_cpustat_t irq_stat[NR_CPUS] ____cacheline_aligned;
4.1.2、软中断初始化
可以通过open_softirq注册软中断处理程序:
//位于kernel/softirq.c
//nr:软中断的索引号
// softirq_action:处理函数
//data:传递给处理函数的参数值
void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action*), void *data)
{
    softirq_vec[nr].data 
= data;
    softirq_vec[nr].action 
= action;
}
//软中断初始化
void __init softirq_init(void)
{
    open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action, NULL);
    open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action, NULL);
}
软中断执行时,允许响应中断,但它自己不能睡眠,
4.1.3、触发软中断
raise_softirq会将软中断设置为挂起状态,并在下一次运行do_softirq中投入运行。
//位于kernel/softirq.c
void fastcall raise_softirq(unsigned int nr)
{
    unsigned 
long flags;
    
//保存IF值,并关中断
    local_irq_save(flags);
    
    
//调用wakeup_softirqd()
    raise_softirq_irqoff(nr);
    
//恢复IF值
    local_irq_restore(flags);
}

inline fastcall 
void raise_softirq_irqoff(unsigned int nr)
{
    
//把软中断设置为挂起状态
    __raise_softirq_irqoff(nr);

    
     
//唤醒内核线程
    if (!in_interrupt())
        wakeup_softirqd();
}
该函数触发软中断前,先要关闭中断,之后再恢复;如果之前中断已经关闭,可以直接调用raise_softirq_irqoff()触发软中断。
在中断服务例程中触发软中断是最常见的形式。而中断服务例程通常作为设备驱动的一部分。例如,对于网络设备,当接口收到数据时,会产生一个中断,在中断服务例程中,最终会调用netif_rx函数处理接到的数据,而netif_rx作相应处理,最终以触发一个软中断结束处理。之后,内核在执行中断处理任务后,会调用do_softirq()。于是软中断就通过软中断处理函数去处理留给它的任务。
4.1.4、软中断执行
(1) do_softirq()函数
//处理软中断,位于arch/i386/kernel/irq.c
asmlinkage void do_softirq(void)
{
    
//处于中断上下文,表明软中断是在中断上下文中触发的,或者软中断被关闭
    
    
if (in_interrupt())
        
return;
    
//保存IF值,并关中断
    local_irq_save(flags);
//调用__do_softirq
        asm volatile(
            
"       xchgl   %�x,%%esp     \n"
            
"       call    __do_softirq    \n"
            
"       movl    %�x,%%esp     \n"
            : 
"=b"(isp)
            : 
"0"(isp)
            : 
"memory""cc""edx""ecx""eax"
        );
    
//恢复IF值
    local_irq_restore(flags);
(2)__do_softirq()函数
//执行软中断,位于kernel/softirq.c
asmlinkage void __do_softirq(void)
{
    
struct softirq_action *h;
    __u32 pending;
    

    
int max_restart = MAX_SOFTIRQ_RESTART;
    
int cpu;
    
    
//用局部变量保存软件中断位图
    pending = local_softirq_pending();
    

    local_bh_disable();
    cpu 
= smp_processor_id();
restart:
    

    
//重置软中断位图,使得新的软中断可以发生
    local_softirq_pending() = 0;
    
//开启本地中断,执行软中断时,允许中断的发生
    local_irq_enable();

    h 
= softirq_vec;

    
do {
        
if (pending & 1) {
            
//执行软中断处理函数
            h->action(h);
            rcu_bh_qsctr_inc(cpu);
        }
        h
++;
        pending 
>>= 1;
    } 
while (pending);
       
//关闭中断
    local_irq_disable();
    
//再一次检查软中断位图,因为在执行软中断处理函数时,新的软中断可能产生.
    pending = local_softirq_pending();
    
if (pending && --max_restart)
        
goto restart;
    

    
if (pending)
        wakeup_softirqd();
    
//减softirq counter的值
    __local_bh_enable();
}
(3)软中断执行点
内核会周期性的检查是否有挂起的软中断,它们位于内核代码的以下几个点:
(1)内核调用local_bh_enable()函数打开本地CPU的软中断:
//位于kernel/softirq.c
void local_bh_enable(void)
{
    preempt_count() 
-= SOFTIRQ_OFFSET - 1;

    
if (unlikely(!in_interrupt() && local_softirq_pending()))
        do_softirq(); 
//软中断处理
    
//……
}
(2)do_IRQ函数完成I/O中断处理,调用irq_exit()时。
(3)内核线程ksoftirqd被唤醒。
(4) smp_apic_timer_interrupt()完成处理本地时钟中断。
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