softirq,tasklet和workqueue的分析
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今天看了《深入理解Linux内核》的中断和异常一章，对Softirq,tasklet和workqueue做一个简单的总结和分析。
其实softirq和taskled都属于软中断，而工作队列是和软中断无关，仅仅是内核中的一个内核线程在等待工作任务，工作队列可以发送工作任务。不过他们还是有个共同点，就是都有延后执行的作用。
1.首先看 do_softirq如何被调用和如何处理。
#ifdef __ARCH_IRQ_EXIT_IRQS_DISABLED
# define invoke_softirq() __do_softirq()
#else
# define invoke_softirq() do_softirq()
#endif
/*
Exit an interrupt context. Process softirqs if needed and possible
当从硬件中断退出的时候，会调用 invoke_softirq，其实也就是do_softirq()，不过arm是__do_softirq().这个在下面分析。
*/
void irq_exit(void)
{
account_system_vtime(current);
trace_hardirq_exit();
sub_preempt_count(IRQ_EXIT_OFFSET);
/*
判断当前是否有硬件中断嵌套，并且软件中断是否处在pending状态，
in_interrupt：#define irq_count() (preempt_count() & (HARDIRQ_MASK | SOFTIRQ_MASK))
如果等于0说明是允许抢占。非0不允许。
注意：必须同时满足不在嵌套同时软件中断有pending（即：安装了软件处理）
*/
if (!in_interrupt() && local_softirq_pending())
invoke_softirq();
#ifdef CONFIG_NO_HZ
/* Make sure that timer wheel updates are propagated */
if (!in_interrupt() && idle_cpu(smp_processor_id()) && !need_resched())
tick_nohz_stop_sched_tick();
rcu_irq_exit();
#endif
preempt_enable_no_resched();
}
asmlinkage void do_softirq(void)
{
__u32 pending;
unsigned long flags;
// // 这个函数判断，如果当前有硬件中断嵌套，或者 // 有软中断正在执行时候，则马上返回。在这个 // 入口判断主要是为了与 ksoftirqd 互斥。 //
if (in_interrupt())
return;
// // 关中断执行以下代码 // local_irq_save(flags); //判断是否有softirq pending
pending = local_softirq_pending();
//如果有就进行真正的处理
if (pending) {
__do_softirq();
}
local_irq_restore(flags);
}
/*
* We restart softirq processing MAX_SOFTIRQ_RESTART times,
* and we fall back to softirqd after that.
*
* This number has been established via experimentation.
* The two things to balance is latency against fairness -
* we want to handle softirqs as soon as possible, but they
* should not be able to lock up the box.
*/
//定义最大的软中断调用次数
#define MAX_SOFTIRQ_RESTART 10
asmlinkage void __do_softirq(void)
{
struct softirq_action *h;
__u32 pending;
int max_restart = MAX_SOFTIRQ_RESTART;
int cpu;
//判断是否有softirq pending
pending = local_softirq_pending();
account_system_vtime(current);
//屏蔽其他软中断，所以软中断仅仅能一个在执行。
//static inline void __local_bh_disable(unsigned long ip)
//{
//add_preempt_count(SOFTIRQ_OFFSET);这个知道吧，还记得刚才 in_interrupt的判断吧。
//barrier();
//}
__local_bh_disable((unsigned long)__builtin_return_address(0));
trace_softirq_enter();
cpu = smp_processor_id();
restart:
/* Reset the pending bitmask before enabling irqs */
// // 每次循环在允许硬件 ISR 强占前，首先重置软中断 // 的标志位。 //
set_softirq_pending(0);
local_irq_enable();//开中断
//static struct softirq_action softirq_vec[32] 定义在此，为32，其实真正用到的仅仅6个。
//当然，后续Linux版本有新加入
//HI_SOFTIRQ=0,
//TIMER_SOFTIRQ,
//NET_TX_SOFTIRQ,
//NET_RX_SOFTIRQ,
//BLOCK_SOFTIRQ,
//TASKLET_SOFTIRQ,
// // 这里要注意，以下代码运行时可以被硬件中断抢占，但 // 这个硬件 ISR 执行完成后，它的所注册的软中断无法马上运行， // 别忘了，现在虽是开硬件中断执行，但前面的 __local_bh_disable() // 函数屏蔽了软中断。所以这种环境下只能被硬件中断抢占，但这 // 个硬中断注册的软中断回调函数无法运行。要问为什么，那是因为 // __local_bh_disable() 函数设置了一个标志当作互斥量，而这个 // 标志正是上面的 irq_exit() 和 do_softirq() 函数中的 // in_interrupt() 函数判断的条件之一，也就是说 in_interrupt() // 函数不仅检测硬中断而且还判断了软中断。所以在这个环境下触发 // 硬中断时注册的软中断，根本无法重新进入到这个函数中来，只能 // 是做一个标志，等待下面的重复循环（最大 MAX_SOFTIRQ_RESTART） // 才可能处理到这个时候触发的硬件中断所注册的软中断。 //
// // 得到软中断向量表。 // h = softirq_vec;
// // 循环处理所有 softirq 软中断注册函数。 //
do {
// // 如果对应的软中断设置 pending 标志则表明 // 需要进一步处理它所注册的函数 if (pending & 1) {
// 在这里执行了这个软中断所注册的回调函数
h->action(h);
rcu_bh_qsctr_inc(cpu);
}
// // 继续找，直到把软中断向量表中所有 pending 的软 // 中断处理完成。
H++;
// 从代码里可以看出按位操作，表明一次循环只
// 处理 32 个软中断的回调函数
pending >>= 1;
} while (pending);
// // 关中断执行以下代码。注意：这里又关中断了，下面的 // 代码执行过程中硬件中断无法抢占。 //
local_irq_disable();
// // 前面提到过，在刚才开硬件中断执行环境时只能被硬件中断 // 抢占，在这个时候是无法处理软中断的，因为刚才开中 // 断执行过程中可能多次被硬件中断抢占，每抢占一次就有可 // 能注册一个软中断，所以要再重新取一次所有的软中断。 // 以便下面的代码进行处理后跳回到 restart 处重复执行。 //
pending = local_softirq_pending();
// // 如果在上面的开中断执行环境中触发了硬件中断，且每个都 // 注册了一个软中断的话，这个软中断会设置 pending 位， // 但在当前一直屏蔽软中断的环境下无法得到执行，前面提 // 到过，因为 irq_exit() 和 do_softirq() 根本无法进入到 // 这个处理过程中来。这个在上面详细的记录过了。那么在 // 这里又有了一个执行的机会。注意：虽然当前环境一直是 // 处于屏蔽软中断执行的环境中，但在这里又给出了一个执行 // 刚才在开中断环境过程中触发硬件中断时所注册的软中断的 // 机会，其实只要理解了软中断机制就会知道，无非是在一些特 // 定环境下调用 ISR 注册到软中断向量表里的函数而已。 // // // 如果刚才触发的硬件中断注册了软中断，并且重复执行次数 // 没有到 10 次的话，那么则跳转到 restart 标志处重复以上 // 所介绍的所有步骤：设置软中断标志位，重新开中断执行... // 注意：这里是要两个条件都满足的情况下才可能重复以上步骤。 //
if (pending && --max_restart)
goto restart;
// // 如果以上步骤重复了 10 次后还有 pending 的软中断的话， // 那么系统在一定时间内可能达到了一个峰值，为了平衡这点。 // 系统专门建立了一个 ksoftirqd 线程来处理，这样避免在一 // 定时间内负荷太大。这个 ksoftirqd 线程本身是一个大循环， // 在某些条件下为了不负载过重，它是可以被其他进程抢占的， // 但注意，它是显示的调用了 preempt_xxx() 和 schedule() // 才会被抢占和切换的。这么做的原因是因为在它一旦调用 // local_softirq_pending() 函数检测到有 pending 的软中断 // 需要处理的时候，则会显示的调用 do_softirq() 来处理软中 // 断。也就是说，下面代码唤醒的 ksoftirqd 线程有可能会回 // 到这个函数当中来，尤其是在系统需要响应很多软中断的情况 // 下，它的调用入口是 do_softirq()，这也就是为什么在 do_softirq() // 的入口处也会用 in_interrupt() 函数来判断是否有软中断 // 正在处理的原因了，目的还是为了防止重入。ksoftirqd 实现 // 看下面对 ksoftirqd() 函数的分析。 //
if (pending)
// // 此函数实际是调用 wake_up_process() 来唤醒 ksoftirqd //
wakeup_softirqd();
trace_softirq_exit();
account_system_vtime(current);
// // 到最后才开软中断执行环境，允许软中断执行。注意：这里 // 使用的不是 local_bh_enable()，不会再次触发 do_softirq() // 的调用。 //
_local_bh_enable();
}
static int ksoftirqd(void * __bind_cpu){ // // 显示调用此函数设置当前进程的静态优先级。当然， // 这个优先级会随调度器策略而变化。 // set_user_nice(current, 19); // // 设置当前进程不允许被挂启 // current->flags |= PF_NOFREEZE; // // 设置当前进程状态为可中断的状态，这种睡眠状 // 态可响应信号处理等。 // set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE); // // 下面是一个大循环，循环判断当前进程是否会停止， // 不会则继续判断当前是否有 pending 的软中断需 // 要处理。 // while (!kthread_should_stop()) { // // 如果可以进行处理，那么在此处理期间内禁止 // 当前进程被抢占。 // preempt_disable(); // // 首先判断系统当前没有需要处理的 pending 状态的 // 软中断 // if (!local_softirq_pending()) { // // 没有的话在主动放弃 CPU 前先要允许抢占，因为 // 一直是在不允许抢占状态下执行的代码。 // preempt_enable_no_resched(); // // 显示调用此函数主动放弃 CPU 将当前进程放入睡眠队列， // 并切换新的进程执行（调度器相关不记录在此） // schedule(); // // 注意：如果当前显示调用 schedule() 函数主动切换的进 // 程再次被调度执行的话，那么将从调用这个函数的下一条 // 语句开始执行。也就是说，在这里当前进程再次被执行的 // 话，将会执行下面的 preempt_disable() 函数。 // // // 当进程再度被调度时，在以下处理期间内禁止当前进程 // 被抢占。 // preempt_disable(); } // // 设置当前进程为运行状态。注意：已经设置了当前进程不可抢占 // 在进入循环后，以上两个分支不论走哪个都会执行到这里。一是 // 进入循环时就有 pending 的软中断需要执行时。二是进入循环时 // 没有 pending 的软中断，当前进程再次被调度获得 CPU 时继续 // 执行时。 // __set_current_state(TASK_RUNNING); // // 循环判断是否有 pending 的软中断，如果有则调用 do_softirq() // 来做具体处理。注意：这里又是一个 do_softirq() 的入口点， // 那么在 __do_softirq() 当中循环处理 10 次软中断的回调函数 // 后，如果还有 pending 的话，会又调用到这里。那么在这里则 // 又会有可能去调用 __do_softirq() 来处理软中断回调函数。在前 // 面介绍 __do_softirq() 时已经提到过，处理 10 次还处理不完的 // 话说明系统正处于繁忙状态。根据以上分析，我们可以试想如果在 // 系统非常繁忙时，这个进程将会与 do_softirq() 相互交替执行， // 这时此进程占用 CPU 应该会很高，虽然下面的 cond_resched() // 函数做了一些处理，它在处理完一轮软中断后当前处理进程可能会 // 因被调度而减少 CPU 负荷，但是在非常繁忙时这个进程仍然有可 // 能大量占用 CPU。 // while (local_softirq_pending()) { /* Preempt disable stops cpu going offline. If already offline, we'll be on wrong CPU: don't process */ if (cpu_is_offline((long)__bind_cpu)) // // 如果当前被关联的 CPU 无法继续处理则跳转 // 到 wait_to_die 标记出，等待结束并退出。 // goto wait_to_die; // // 执行 do_softirq() 来处理具体的软中断回调函数。注 // 意：如果此时有一个正在处理的软中断的话，则会马上 // 返回，还记得前面介绍的 in_interrupt() 函数么。 // do_softirq(); // // 允许当前进程被抢占。 // preempt_enable_no_resched(); // // 这个函数有可能间接的调用 schedule() 来切换当前 // 进程，而且上面已经允许当前进程可被抢占。也就是 // 说在处理完一轮软中断回调函数时，有可能会切换到 // 其他进程。我认为这样做的目的一是为了在某些负载 // 超标的情况下不至于让这个进程长时间大量的占用 CPU， // 二是让在有很多软中断需要处理时不至于让其他进程 // 得不到响应。 // cond_resched(); // // 禁止当前进程被抢占。 // preempt_disable(); // // 处理完所有软中断了吗？没有的话继续循环以上步骤 // } // // 待一切都处理完成后，允许当前进程被抢占，并设置 // 当前进程状态为可中断状态，继续循环以上所有过程。 // preempt_enable(); set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE); } // // 如果将会停止则设置当前进程为运行状态后直接返回。 // 调度器会根据优先级来使当前进程运行。 // __set_current_state(TASK_RUNNING); return 0;//// 一直等待到当前进程被停止//wait_to_die: // // 允许当前进程被抢占。 // preempt_enable(); /* Wait for kthread_stop */ // // 设置当前进程状态为可中断的状态，这种睡眠状 // 态可响应信号处理等。 // set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE); // // 判断当前进程是否会被停止，如果不是的话 // 则设置进程状态为可中断状态并放弃当前 CPU // 主动切换。也就是说这里将一直等待当前进程 // 将被停止时候才结束。 // while (!kthread_should_stop()) { schedule(); set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE); } // // 如果将会停止则设置当前进程为运行状态后直接返回。 // 调度器会根据优先级来使当前进程运行。 // __set_current_state(TASK_RUNNING); return 0;}
2.再来看tasklet如何被调用和如何处理。
tasklet主要是I/O驱动程序中实现可延迟函数的首选方法。tasklet是建立在HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ软中断之上。几个tasklet可以同时与一个软中断关联，
每个tasklet执行自己的函数。
tasklet和高优先级的tasklet分别存放在tasklet_vec和tasklet_hi_vec数组中。
struct tasklet_struct
{
struct tasklet_struct *next;
unsigned long state;
atomic_t count;
void (*func)(unsigned long);
unsigned long data;
};
static void tasklet_action(struct softirq_action *a)
{
struct tasklet_struct *list;
//禁止本地中断
local_irq_disable();
//把tasklet_vec[n]（n为cpu号）指向的链表的地址存入局部变量list
list = __get_cpu_var(tasklet_vec).list;
//把tasklet_vec[n]（n为cpu号）的值设定为NULL，因此已经调度的tasklet描述符的链表被清空。
__get_cpu_var(tasklet_vec).list = NULL;
//打开中断
local_irq_enable();
while (list) {
struct tasklet_struct *t = list;
list = list->next;
//查看count字段，检查tasklet是否被禁止，如果是，就清 TASKLET_STATE_SCHED
//同时执行tasklet函数
if (tasklet_trylock(t)) {
if (!atomic_read(&t->count)) {
if (!test_and_clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state))
BUG();
t->func(t->data);
tasklet_unlock(t);
continue;
}
tasklet_unlock(t);
}
local_irq_disable();
t->next = __get_cpu_var(tasklet_vec).list;
__get_cpu_var(tasklet_vec).list = t;
__raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ);
local_irq_enable();
}
}
3.最后是看workqueue处理。
工作队列其实比较单纯，并不在中断的上下文进行处理，是在进程上下文进行处理的，这点非常重要。很多情况需要在进程上下文进行处理的。因为中断上下文不可以做进程切换。工作队列里面的函数是通过内核线程来执行的。
主要的一个数据结构struct workqueue_struct，它包含了 cpu_workqueue_struct 如下：
/*
* The per-CPU workqueue (if single thread, we always use the first
* possible cpu).
*/
struct cpu_workqueue_struct {
spinlock_t lock;//保护数据的lock
struct list_head worklist;//挂起链表的头结点，集中了工作队列中所有挂起函数。
wait_queue_head_t more_work;//等待队列，其中的工作者线程因为等待工作而处于休眠
struct work_struct *current_work;//等待队列，其中的进程由于等待工作队列被刷新而处于休眠。
struct workqueue_struct *wq;//指向workqueue_struct 结构的指针。
struct task_struct *thread;//指向工作者线程的描述符。
int run_depth; /* Detect run_workqueue() recursion depth */
} ____cacheline_aligned;
struct work_struct {
atomic_long_t data; //传给挂起函数的参数，是个指针。
#define WORK_STRUCT_PENDING 0 /* T if work item pending execution */
#define WORK_STRUCT_FLAG_MASK (3UL)
#define WORK_STRUCT_WQ_DATA_MASK (~WORK_STRUCT_FLAG_MASK)
struct list_head entry; //如果函数已经在工作队列链表中，它为1，否则为0
work_func_t func; //挂起函数的指针
#ifdef CONFIG_LOCKDEP
struct lockdep_map lockdep_map;
#endif
};
创建一个工作队列create_workqueue.
把函数插入工作队列：queue_work,它同时会唤醒内核线程（worker_thread）
//内核线程是一直在执行的。
static int worker_thread(void *__cwq)
{
struct cpu_workqueue_struct *cwq = __cwq;
DEFINE_WAIT(wait);
if (cwq->wq->freezeable)
set_freezable();
set_user_nice(current, -5);
for (;;) {
prepare_to_wait(&cwq->more_work, &wait, TASK_INTERRUPTIBLE);
if (!freezing(current) &&
!kthread_should_stop() &&
list_empty(&cwq->worklist))
schedule();
finish_wait(&cwq->more_work, &wait);
try_to_freeze();
if (kthread_should_stop())
break;
run_workqueue(cwq);
}
return 0;
}
工作队列的应用：我在分析block的时候，就发现它使用了一个kblockd（static struct workqueue_struct *kblockd_workqueue;）的工作队列。
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