linux内核中的软中断的实现

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最近在阅读linux内核源码，把自己的一些理解发上来，一方面看到的朋友可以帮我指正我理解偏差的地方，别一方面也算是做一个简单的总结。

首先调用open_softirq()函数来初始化软件中断处理函数，将软件中断处理函数根据软中断的下标号插入到softirq_vec数组中，实现过程很简单如下：

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void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action *)) { softirq_vec[nr].action = action; }

softirq_vec数据有32个元素，对应的是可以有32个软件中断，但实际上linux只是使用了其中的6个软中断，相应的每一个CPU都会有一个对应的32位的掩码__softirq_pending描述挂起的软中断，每一位对应一个软件中断，__soctirq_penging在irq_cpustat_t中定义，如下:

@include/asm/hardirq.h

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typedef struct { unsigned int __softirq_pending; unsigned long idle_timestamp; unsigned int __nmi_count; /* arch dependent */ unsigned int __irq_count; /* arch dependent */ } ____cacheline_aligned irq_cpustat_t;

其中local_softirq_pending()宏用于选择当前CPU所对应的__softirq_penging掩码。相关的宏如下：
@include/linux/irq_cpustat.h

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#define local_softirq_pending() \ __IRQ_STAT(smp_processor_id() , __softirq_pending) #define __IRQ_STAT(cpu , member) (irq_stat[cpu].member)

接着调用raise_softirq()函数来激活软中断，函数如下：

@kernel/softirq.c

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void raise_softirq(unsigned int nr) { unsigned long flags; /* 将eflags寄存器的IF标志保存到flags,并且禁用了本地CPU上的中断 */ local_irq_save(flags); raise_softirq_irqoff(nr); /* 根据flags变量的值恢复eflags寄存器的IF标志，重新打开本地CPU上的中断 */ local_irq_restore(flags); }

raise_softirq_irqoff()函数必须是在禁止中断的情况下执行的，它首先调用__raise_softirq_irqoff()宏激活软件中断，其实也就是设置当前CPU所对应的__softirq_pending所对应的软中断的位，以表示该软中断已激活。如果当前正处于中断或者软中断当中，那么raise_softirq_irqoff执行结束，否则的话就调用wakeup_softirqd()函数激活ksoftirqd/n内核线程来处理软中断。

@kernel/softirq.c

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inline void raise_softirq_irqoff(unsigned int nr) { __raise_softirq_irqoff(nr); if (!in_interrupt()) wakeup_softirqd(); }

__rarse_softirq_irqoff()宏在/include/linux/interput.h中定义：

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#defome __raise_softirq_irqoff(nr) \ do{ or_softirq_pending(1UL << (nr)); } while(0) #define or_softirq_pending(x) (local_softirq_pending() |= (x))

其中local_softirq_pending()宏已经在上面列出来了，我不太明白的是__raise_softirq_irqoff()这个宏为什么要放到一个循环里面，它也只是执行了一次，不过linux既然这样写就一定有它的道理，慢慢再去研究吧。

这样软中断已经激活，其处理函数已经加入到了softirq_sec数组中，并且相应的标志位已经合适地设置，系统会周期性地检查已经挂起的软中断，当在local_softirq_pending()中的某个位检测到挂起的软中断的时候，就会调用do_softirq()函数对软中断进行处理。

do_softirq()函数定义如下：
@ kernel/softirq.h

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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); }

如果在中断上下文中调用了do_softirq函数或者禁用了软件中断，那么in_interrupt函数返回1，这时候do_softirq()不做任何事情，否则，它会把eflags寄存器IF标志保存在flags中并禁用中断，然后将local_softirq_pending()的值保存在pending变量中，检测pending的值，如果pending不为0，则表示pending的某一位被设置，当前CPU就有对应的挂起的软中断需要进行处理，调用__do_softirq()对挂起的软中断进行处理，处理完成之后再根据flags变量的值恢复eflags寄存器并打开中断。

接下来看__do_softirq()函数:

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asmlinkage void __do_softirq(void) { struct softirq_action *h; __u32 pending; int max_restart = MAX_SOFTIRQ_RESTART; int cpu; pending = local_softirq_pending(); /* 增加preempt_count字段中软中断计数器的值， * 以此来禁用软中断，因为软件中断的可延迟函数 * 一般是在开中断的情况下执行的,这样就可能在__do_softirq 执行 * 的过程中有别一个__do_softirq的实例正在执行 * ，这样就会影响可延迟函数的串行化执行*/ __local_bh_disable((unsigned long)__builtin_return_address(0)); restart: set_softirq_pending(0); local_irq_enable(); h = softirq_vec; do { if (pending & 1) { int prev_count = preempt_count(); /* 执行软件中断处理函数 */ h->action(h); if (unlikely(prev_count != preempt_count())) { printk(KERN_ERR "huh, entered softirq %td %p" "with preempt_count %08x," " exited with %08x?\n", h - softirq_vec, h->action, prev_count, preempt_count()); preempt_count() = prev_count; } } h++; pending >>= 1; } while (pending); /* 禁用本地软中断 */ local_irq_disable(); pending = local_softirq_pending(); if (pending && --max_restart) goto restart; if (pending) wakeup_softirqd(); _local_bh_enable(); }

内核循环地检测每一个pending的位，以处理当前位挂机的软件中断，为了防止内核在执行__do_softirq()的过程中不停地有新的softirq产生，以导致内核无暇顾及其它，__do_softirq()在循环检测的时候设置了外层循环的最大次数为10次，对pending的每一位检测10次之后如果pending的值仍不为0，则表示当前CPU仍有未处理的挂起的软件中断，这时候__do_softirq不再对它进行处理，而是唤醒内核线程ksoftirqd/n对它进行处理。
在函数开始的时候，先将软件中断的位图__softirq_pending保存在pending局部变量中，然后调用set_softirq_pending(0)以清空软中断位图，从而允许新的软中断的到来。接着调用local_irq_enable()来激活软中断。