分类： LINUX
2008-05-09 16:07:08
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
};
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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：
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：
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) */
};
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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：
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。
