Linux中断机制(2) - 北大深圳研究院

Linux中断机制（2）--软中断梁冰北大网络分布式实验室2004.11.151.软中断简介回忆前面的知识硬中断最后的处理do_IRQ()函数中，最后的一个处理是什么？do_softirq()!为什么要软中断？硬中断中是需要尽快响应和处理的，不能将太多时间放在中断事件的处理上，否则会丢失掉另外的相同类型的中断一些中断需要处理的工作不是那么急迫硬件中断打断CPU，软中断打断内核序列2.软中断分类Linux2.4.*系列有三种可延迟中断内核函数：软中断（softirq）小任务（tasklet）下半部分（bottomhalf）三者之间关系Tasklet用softirq实现，bottomhalf用tasklet实现3软中断，tasklet及下半部软中断非动态分配，需要内核编译同类软中断可以并发运行在几个CPU上Tasklet可以编程时动态分配，内核运行时，模块载入不同种类的taskelt可以并发在接个CPU上运行，同种的不行下半部分非动态分配，需要内核编译下半部分不能并发在几个CPU上运行注意任何可延迟函数都不能与其他的可延迟函数在同一个CPU上交错执行。3.1可延迟函数的一般操作初始化（Initialization）定义一个新的可延迟函数激活（Activation）标记一个可执行函数成为pending态激活可以在任何时候进行（中断处理中也可）屏蔽（Masking）有选择地屏蔽一个可延迟函数，使它即使被激活也不会被内核执行执行（Execution）执行一个可延迟函数和其他任何的可延迟函数给定CPU激活的可延迟函数一般在同一CPU上运行4可延迟函数－－－软中断详解在2.4.*内核中，定义了4种软中断低下标意味着高优先级，软中断函数从下标0开始执行4.1软中断主要数据结构Softirq_vec数组由softirq_action结构体组成的数组，默认内核只有前4项有用。structsoftirq_action{void(*action)(structsoftirq_action*);void*data;};4.1软中断主要数据结构Irq_stat是irq_cpustat_t数组，每一个CPU一个。其实在硬中断处理部分已经使用了其中的许多数据项了。typedefstruct{unsignedint__softirq_pending;unsignedint__local_irq_count;unsignedint__local_bh_count;unsignedint__syscall_count;structtask_struct*__ksoftirqd_task;/*waitqueueistoolarge*/unsignedint__nmi_count;/*archdependent*/}____cacheline_alignedirq_cpustat_t;4.1软中断数据结构Irq_cpustat_t__softirq_pending字段存放一组标志表示挂起的软中断__local_bh_count字段，禁止软中断的执行，为0则软中断被激活，为负数则被禁止__ksoftirq_task字段，存放ksoftirqd_CPUn内核线程的进程描述符，这种内核线程致力于可延迟函数的执行4.2软中断的相关调用初始化open_softirq()函数处理软中断的初始化，三个函数分别是软中断下标，要执行的软中断的激活__cpu_raise_softirq宏激活cup_raise_softirq函数激活，同时唤醒ksoftirq_CPUn内核线程4.2软中断的相关调用屏蔽__local_bh_count为0时打开软中断，为负(正?)数时禁止执行检查软中断的挂起是在内核代码的几个点上进行的。且挂起点的个数和位置随内核版本的变化而改变。以下以2.4.*内核为例：当local_bh_enable宏重新接活软中断时当do_IRQ完成时处理I/O的中断时当smp_apic_timer_interrupt函数完成了处理一个本地时钟中断时一个特定的ksoftirq_CPU内核线程被唤醒时当在网络接口卡上获取一个数据包时4.2软中断的相关调用关键代码：asmlinkagevoiddo_softirq(){intcpu=smp_processor_id();__u32pending;unsignedlongflags;__u32mask;if(in_interrupt())return;4.2软中断的相关调用local_irq_save(flags);pending=softirq_pending(cpu);if(pending){structsoftirq_action*h;mask=~pending;local_bh_disable();4.2软中断的相关调用restart:/*Resetthependingbitmaskbeforeenablingirqs*/softirq_pending(cpu)=0;local_irq_enable();h=softirq_vec;do{if(pending&1)h-action(h);h++;pending=1;}while(pending);4.2软中断的相关调用local_irq_disable();pending=softirq_pending(cpu);if(pending&mask){mask&=~pending;gotorestart;}__local_bh_enable();if(pending)wakeup_softirqd(cpu);}4.2软中断的相关调用几点注意及解释：•可延迟函数（软中断）必须在中断之外运行，否则就违背初衷了。•如果可延迟函数被禁止就不能执行了。•关中断修改数据结构，关软中断执行并开中断执行软中断函数•每一次在执行点上最多执行一次每一类的软中断函数，如果在开中断的时候被中断挂上去的函数，可以且最多可以执行一次•最后如果还有挂起的软中断没有执行，就唤醒ksoftirq_CPUn内核线程4.3软中断内核线程每个cpu都有一个自己的ksoftirq_CPUn内核线程(这里,n为CPU的逻辑号).每个ksoftirqd_CPUn内核线程都运行ksoftirqd()函数:ksoftirqd_task(cpu)=current;for(;;){if(!softirq_pending(cpu))schedule();__set_current_state(TASK_RUNNING);while(softirq_pending(cpu)){do_softirq();if(current-need_resched)schedule();}__set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);}4.3软中断内核线程(续)软中断内核线程的必要性软中断函数可以自己重新激活自己,如网络软中断和tasklest软中断都可以如此,网卡上高流量可能激活大量软中断没有软中断内核线程,有两种极端的处理方法忽略do_softirq运行时新出现的软中断,就是在该函数开始执行时,确定哪些软中断是挂起的,然后一次执行完,但是之后就不再重新检查新的软中断,而是等到下次时钟中断后执行在do_softirq中不断检查软中断并执行,这样虽然满足大流量的软中断的执行,但是会使得用户进程长期得不到响应引入ksoftirqd可以在上述两种情况中作一个妥协和折衷5可延迟函数----tasklet(小任务)简述Tasklet是I/O驱动程序中实现可延迟函数的首选方法.Tasklet建立在两个叫做HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ的软中断之上.实际上是一种软中断的应用.这两隔软中断没有太大差别,只是先执行前者后执行后者几个tasklet可以与同一个软中断相关联,即同一个软中断可以串行执行好多的tasklet5.1tasklet的数据结构tasklet_vec和tasklet_hi_vec二者分别对应两种软中断所执行的tasklet的数据结构,实际上二者都是一个指针数组,有NR_CPUS个元素,每个元素是tasklet_head的指针,tasklet_head含有指向tasklet_struct类型数据结构的指针(….晕了)structtasklet_struct{structtasklet_struct*next;unsignedlongstate;/*TASKLET_STATE_SKEEDorTASKLET_STATE_RUN*/atomic_tcount;void(*func)(unsignedlong);unsignedlongdata;};5.2tasklet调用步骤和原理先分配一个新的tasklet_struct数据结构,并由tasklet_init初始化它Tasklet_disable_nosync或者tasklet_disable函数可以选择性地禁止tasklet可以用tasklet_shedule或tasklet_hi_schedule来调度staticinlinevoidtasklet_schedule(structtasklet_struct*t){if(!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED,&t-state))__tasklet_schedule(t);}5.2tasklet调用步骤和原理void__tasklet_schedule(structtasklet_struct*t){intcpu=smp_processor_id();unsignedlongflags;local_irq_save(flags);t-next=tasklet_vec[cpu].list;tasklet_vec[cpu].list=t;cpu_raise_softirq(cpu,TASKLET_SOFTIRQ);local_irq_restore(flags);}5.2tasklet调用步骤和原理分配一个新的tasklet_struct数据结构,调用tasklet_init初始化它调用tasklet_disable_nosync或tasklet_disable来选择性地禁止tasklet调用tasklet_schedule或tasklet_hi_shedule来激活函数在do_softirq函数中由tasklet_action和tasklet_hi_action执行具体的tasklet任务staticinlinevoidtasklet_schedule(structtasklet_struct*t){if(!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED,&t-state))__tasklet_schedule(t);}5.2tasklet调用步骤和原理void__tasklet_schedule(structtasklet_struct*t){intcpu=smp_processor_id();unsignedlongflags;local_irq_save(flags);t-next=tasklet_vec[cpu].list;tasklet_vec[cpu].list=t;cpu_raise_softirq(cpu,TASKLET_SOFTIRQ);local_irq_restore(flags);}5.2tasklet调用步骤和原理inlinevoidcpu_raise_softirq(unsignedintcpu,unsignedintnr){__cpu_rai