Linux 2.4.x内核软中断机制

本文从Linux内核几种软中断机制相互关系和发展沿革入手，分析了这些机制的实现方法，给出了它们的基本用法。

软 中断是利用硬件中断的概念，用软件方式进行模拟，实现宏观上的异步执行效果。很多情况下，软中断和"信号"有些类似，同时，软中断又是和硬中断相对应的， "硬中断是外部设备对CPU的中断"，"软中断通常是硬中断服务程序对内核的中断"，"信号则是由内核（或其他进程）对某个进程的中断"（《Linux内 核源代码情景分析》第三章）。软中断的一种典型应用就是所谓的"下半部"（bottom half），它的得名来自于将硬件中断处理分离成"上半部"和"下半部"两个阶段的机制：上半部在屏蔽中断的上下文中运行，用于完成关键性的处理动作；而 下半部则相对来说并不是非常紧急的，通常还是比较耗时的，因此由系统自行安排运行时机，不在中断服务上下文中执行。bottom half的应用也是激励内核发展出目前的软中断机制的原因，因此，我们先从bottom half的实现开始。

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在Linux 内核中，bottom half通常用"bh"表示，最初用于在特权级较低的上下文中完成中断服务的非关键耗时动作，现在也用于一切可在低优先级的上下文中执行的异步动作。最早 的bottom half实现是借用中断向量表的方式，在目前的2.4.x内核中仍然可以看到：

static void (*bh_base[32])(void);	         /* kernel/softirq.c */

系统如此定义了一个函数指针数组，共有32个函数指针，采用数组索引来访问，与此相对应的是一套函数：

void init_bh(int nr,void (*routine)(void));

为第nr个函数指针赋值为routine。

void remove_bh(int nr);

动作与init_bh()相反，卸下nr函数指针。

void mark_bh(int nr);

标志第nr个bottom half可执行了。

由于历史的原因，bh_base各个函数指针位置大多有了预定义的意义，在v2.4.2内核里有这样一个枚举：

enum {
         TIMER_BH = 0,
         TQUEUE_BH,
         DIGI_BH,
         SERIAL_BH,
         RISCOM8_BH,
         SPECIALIX_BH,
         AURORA_BH,
         ESP_BH,
         SCSI_BH,
         IMMEDIATE_BH,
         CYCLADES_BH,
         CM206_BH,
         JS_BH,
         MACSERIAL_BH,
         ISICOM_BH
 };
 

并 约定某个驱动使用某个bottom half位置，比如串口中断就约定使用SERIAL_BH，现在我们用得多的主要是TIMER_BH、TQUEUE_BH和IMMEDIATE_BH，但 语义已经很不一样了，因为整个bottom half的使用方式已经很不一样了，这三个函数仅仅是在接口上保持了向下兼容，在实现上一直都在随着内核的软中断机制在变。现在，在2.4.x内核里，它 用的是tasklet机制。

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在 介绍tasklet之前，有必要先看看出现得更早一些的task queue机制。显而易见，原始的bottom half机制有几个很大的局限，最重要的一个就是个数限制在32个以内，随着系统硬件越来越多，软中断的应用范围越来越大，这个数目显然是不够用的，而 且，每个bottom half上只能挂接一个函数，也是不够用的。因此，在2.0.x内核里，已经在用task queue（任务队列）的办法对其进行了扩充，这里使用的是2.4.2中的实现。

task queue是在系统队列数据结构的基础上建成的，以下即为task queue的数据结构，定义在include/linux/tqueue.h中：

struct tq_struct {
        struct list_head list;          /* 链表结构 */
        unsigned long sync;             /* 初识为0，入队时原子的置1，以避免重复入队 */
        void (*routine)(void *);        /* 激活时调用的函数 */
        void *data;                     /* routine(data) */
};
typedef struct list_head task_queue;

在使用时，按照下列步骤进行：

1. DECLARE_TASK_QUEUE(my_tqueue); /* 定义一个my_tqueue，实际上就是一个以tq_struct为元素的list_head队列 */
2. 说明并定义一个tq_struct变量my_task;
3. queue_task(&my_task,&my_tqueue); /* 将my_task注册到my_tqueue中 */
4. run_task_queue(&my_tqueue); /* 在适当的时候手工启动my_tqueue */

大多数情况下，都没有必要调用DECLARE_TASK_QUEUE()定义自己的task queue，因为系统已经预定义了三个task queue：

1. tq_timer，由时钟中断服务程序启动；
2. tq_immediate，在中断返回前以及schedule()函数中启动；
3. tq_disk，内存管理模块内部使用。

一般使用tq_immediate就可以完成大多数异步任务了。

run_task_queue(task_queue *list)函数可用于启动list中挂接的所有task，可以手动调用，也可以挂接在上面提到的bottom half向量表中启动。以run_task_queue()作为bh_base[nr]的函数指针，实际上就是扩充了每个bottom half的函数句柄数，而对于系统预定义的tq_timer和tq_immediate的确是分别挂接在TQUEUE_BH和IMMEDIATE_BH上 （注意，TIMER_BH没有如此使用，但TQUEUE_BH也是在do_timer()中启动的），从而可以用于扩充bottom half的个数。此时，不需要手工调用run_task_queue()（这原本就不合适），而只需调用mark_bh(IMMEDIATE_BH)，让 bottom half机制在合适的时候调度它。

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由上看出，task queue以bottom half为基础；而bottom half在v2.4.x中则以新引入的tasklet为实现基础。

之所以引入tasklet，最主要的考虑是为了更好的支持SMP，提高SMP多个CPU的利用率：不同的tasklet可以同时运行于不同的CPU上。在它的源码注释中还说明了几点特性，归结为一点，就是：同一个tasklet只会在一个CPU上运行。

struct tasklet_struct
{
        struct tasklet_struct *next;	/* 队列指针 */
        unsigned long state;		/* tasklet的状态，按位操作，目前定义了两个位的含义：
		TASKLET_STATE_SCHED（第0位）或TASKLET_STATE_RUN（第1位） */
        atomic_t count;			/* 引用计数，通常用1表示disabled */
        void (*func)(unsigned long);	/* 函数指针 */
        unsigned long data;		/* func(data) */
};

把上面的结构与tq_struct比较，可以看出，tasklet扩充了一点功能，主要是state属性，用于CPU间的同步。

tasklet的使用相当简单：

1. 定义一个处理函数void my_tasklet_func(unsigned long);
2. DECLARE_TASKLET(my_tasklet,my_tasklet_func,data); /* 定义一个tasklet结构my_tasklet，与my_tasklet_func(data)函数相关联，相当于 DECLARE_TASK_QUEUE() */
3. tasklet_schedule(&my_tasklet); /* 登记my_tasklet，允许系统在适当的时候进行调度运行，相当于queue_task(&my_task,& tq_immediate)和mark_bh(IMMEDIATE_BH) */

可见tasklet的使用比task queue更简单，而且，tasklet还能更好的支持SMP结构，因此，在新的2.4.x内核中，tasklet是建议的异步任务执行机制。除了以上提到的使用步骤外，tasklet机制还提供了另外一些调用接口：

DECLARE_TASKLET_DISABLED(name,function,data); /* 和DECLARE_TASKLET()类似，不过即使被调度到也不会马上运行，必须等到enable */
tasklet_enable(struct tasklet_struct *); /* tasklet使能 */
tasklet_disble(struct tasklet_struct *); /* 禁用tasklet，只要tasklet还没运行，则会推迟到它被enable */
tasklet_init(struct tasklet_struct *,void (*func)(unsigned long),unsigned long); /* 类似DECLARE_TASKLET() */
tasklet_kill(struct tasklet_struct *); /* 清除指定tasklet的可调度位，即不允许调度该tasklet，但不做tasklet本身的清除 */

前面提到过，在2.4.x内核中，bottom half是利用tasklet机制实现的，它表现在所有的bottom half动作都以一类tasklet的形式运行，这类tasklet与我们一般使用的tasklet不同。

在2.4.x中，系统定义了两个tasklet队列的向量表，每个向量对应一个CPU（向量表大小为系统能支持的CPU最大个数，SMP方式下目前2.4.2为32）组织成一个tasklet链表：

struct tasklet_head tasklet_vec[NR_CPUS] __cacheline_aligned;
struct tasklet_head tasklet_hi_vec[NR_CPUS] __cacheline_aligned;

另外，对于32个bottom half，系统也定义了对应的32个tasklet结构：

struct tasklet_struct bh_task_vec[32];

在 软中断子系统初始化时，这组tasklet的动作被初始化为bh_action(nr)，而bh_action(nr)就会去调用bh_base[nr] 的函数指针，从而与bottom half的语义挂钩。mark_bh(nr)被实现为调用tasklet_hi_schedule(bh_tasklet_vec+nr)，在这个函数 中，bh_tasklet_vec[nr]将被挂接在tasklet_hi_vec[cpu]链上（其中cpu为当前cpu编号，也就是说哪个cpu提出 了bottom half的请求，则在哪个cpu上执行该请求），然后激发HI_SOFTIRQ软中断信号，从而在HI_SOFTIRQ的中断响应中启动运行。

tasklet_schedule (&my_tasklet)将把my_tasklet挂接到tasklet_vec[cpu]上，激发TASKLET_SOFTIRQ，在 TASKLET_SOFTIRQ的中断响应中执行。HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ是softirq子系统中的术语，下一节将对它 做介绍。

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从前面的讨论可以看出，task queue基于bottom half，bottom half基于tasklet，而tasklet则基于softirq。

可以这么说，softirq沿用的是最早的bottom half思想，但在这个"bottom half"机制之上，已经实现了一个更加庞大和复杂的软中断子系统。

struct softirq_action
{
        void    (*action)(struct softirq_action *);
        void    *data;
};
static struct softirq_action softirq_vec[32] __cacheline_aligned;

这个softirq_vec[]仅比bh_base[]增加了action()函数的参数，在执行上，softirq比bottom half的限制更少。

和bottom half类似，系统也预定义了几个softirq_vec[]结构的用途，通过以下枚举表示：

enum
{
        HI_SOFTIRQ=0,
        NET_TX_SOFTIRQ,
        NET_RX_SOFTIRQ,
        TASKLET_SOFTIRQ
};

HI_SOFTIRQ 被用于实现bottom half，TASKLET_SOFTIRQ用于公共的tasklet使用，NET_TX_SOFTIRQ和NET_RX_SOFTIRQ用于网络子系统的 报文收发。在软中断子系统初始化（softirq_init()）时，调用了open_softirq()对HI_SOFTIRQ和 TASKLET_SOFTIRQ做了初始化：

void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action*), void *data)

open_softirq ()会填充softirq_vec[nr]，将action和data设为传入的参数。TASKLET_SOFTIRQ填充为 tasklet_action(NULL)，HI_SOFTIRQ填充为tasklet_hi_action(NULL)，在do_softirq()函 数中，这两个函数会被调用，分别启动tasklet_vec[cpu]和tasklet_hi_vec[cpu]链上的tasklet运行。

static inline void __cpu_raise_softirq(int cpu, int nr)

这个函数用来激活软中断，实际上就是第cpu号CPU的第nr号软中断的active位置1。在do_softirq()中将判断这个active位。tasklet_schedule()和tasklet_hi_schedule()都会调用这个函数。

do_softirq ()有4个执行时机，分别是：从系统调用中返回（arch/i386/kernel/entry.S::ENTRY (ret_from_sys_call)）、从异常中返回（arch/i386/kernel/entry.S::ret_from_exception 标号）、调度程序中（kernel/sched.c::schedule()），以及处理完硬件中断之后（kernel/irq.c::do_IRQ ()）。它将遍历所有的softirq_vec，依次启动其中的action()。需要注意的是，软中断服务程序，不允许在硬中断服务程序中执行，也不允 许在软中断服务程序中嵌套执行，但允许多个软中断服务程序同时在多个CPU上并发。

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softirq作为一种底层机制，很少由内核程序员直接使用，因此，这里的使用范例仅对其余几种软中断机制。

原有的bottom half用法在drivers/char/serial.c中还能看到，包括三个步骤：

init_bh(SERIAL_BH,do_serial_bh);	//在串口设备的初始化函数rs_init()中，do_serial_bh()是处理函数
mark_bh(SERIAL_BH);		//在rs_sched_event()中，这个函数由中断处理例程调用
remove_bh(SERIAL_BH);	   //在串口设备的结束函数rs_fini()中调用

尽 管逻辑上还是这么三步，但在do_serial_bh()函数中的动作却是启动一个task queue：run_task_queue(&tq_serial)，而在rs_sched_event()中，mark_bh()之前调用的则 是queue_task(...,&tq_serial)，也就是说串口bottom half已经结合task queue使用了。而那些更通用一些的bottom half，比如IMMEDIATE_BH，更是必须要与task queue结合使用，而且一般情况下，task queue也很少独立使用，而是与bottom half结合，这在下一节task queue使用示例中可以清楚地看到。

一般来说，程序员很少自己定义task queue，而是结合bottom half，直接使用系统预定义的tq_immediate等，尤以tq_immediate使用最频繁。看以下代码段，节选自drivers/block/floppy.c：

static struct tq_struct floppy_tq;	//定义一个tq_struct结构变量floppy_tq，不需要作其他初始化动作
static void schedule_bh( void (*handler)(void*) )
{
        floppy_tq.routine = (void *)(void *) handler;	
		//指定floppy_tq的调用函数为handler，不需要考虑floppy_tq中的其他域
        queue_task(&floppy_tq, &tq_immediate);		
		//将floppy_tq加入到tq_immediate中
        mark_bh(IMMEDIATE_BH);				
		//激活IMMEDIATE_BH，由上所述可知，
		这实际上将引发一个软中断来执行tq_immediate中挂接的各个函数
}

当然，我们还是可以定义并使用自己的task queue，而不用tq_immediate，在drivers/char/serial.c中提到的tq_serial就是串口驱动自己定义的：

static DECLARE_TASK_QUEUE(tq_serial);

此时就需要自行调用run_task_queue(&tq_serial)来启动其中的函数了，因此并不常用。

这是比task queue和bottom half更加强大的一套软中断机制，使用上也相对简单，见下面代码段：

1:	void foo_tasklet_action(unsigned long t);
2:	unsigned long stop_tasklet;
3:	DECLARE_TASKLET(foo_tasklet, foo_tasklet_action, 0);
4:	void foo_tasklet_action(unsigned long t)
5:	{
6:		//do something
7:
8:		//reschedule
9:		if(!stop_tasklet)
10:			tasklet_schedule(&foo_tasklet);
11:	}
12:	void foo_init(void)
13:	{
14:		stop_tasklet=0;
15:		tasklet_schedule(&foo_tasklet);
16:	}
17:	void foo_clean(void)
18:	{
19:		stop_tasklet=1;
20:		tasklet_kill(&foo_tasklet);
21:	}

这个比较完整的代码段利用一个反复执行的 tasklet来完成一定的工作，首先在第3行定义foo_tasklet，与相应的动作函数foo_tasklet_action相关联，并指定 foo_tasklet_action()的参数为0。虽然此处以0为参数，但也同样可以指定有意义的其他参数值，但需要注意的是，这个参数值在定义的时 候必须是有固定值的变量或常数（如上例），也就是说可以定义一个全局变量，将其地址作为参数传给foo_tasklet_action()，例如：

int flags;
DECLARE_TASKLET(foo_tasklet,foo_tasklet_action,&flags);
void foo_tasklet_action(unsigned long t)
{
    int flags=*(int *)t;
...
}

这样就可以通过改变flags的值将信息带入tasklet中。直接在DECLARE_TASKLET处填写flags，gcc会报"initializer element is not constant"错。

第9、 10行是一种RESCHEDULE的技术。我们知道，一个tasklet执行结束后，它就从执行队列里删除了，要想重新让它转入运行，必须重新调用 tasklet_schedule()，调用的时机可以是某个事件发生的时候，也可以是像这样在tasklet动作中。而这种reschedule技术将 导致tasklet永远运行，因此在子系统退出时，应该有办法停止tasklet。stop_tasklet变量和tasklet_kill()就是干这 个的。