Linux中断（interrupt）子系统之五：软件中断（softIRQ）

软件中断（softIRQ）是内核提供的一种延迟执行机制，它完全由软件触发，虽然说是延迟机制，实际上，在大多数情况下，它与普通进程相比，能得到更快的响应时间。软中断也是其他一些内核机制的基础，比如tasklet，高分辨率timer等。

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1. 软件中断的数据结构1.1 struct softirq_action 内核用softirq_action结构管理软件中断的注册和激活等操作，它的定义如下：[cpp]view plaincopy

structsoftirq_action{void(*action)(structsoftirq_action*);};

非常简单，只有一个用于回调的函数指针。软件中断的资源是有限的，内核目前只实现了10种类型的软件中断，它们是：[cpp]view plaincopy

enum{HI_SOFTIRQ=0,TIMER_SOFTIRQ,NET_TX_SOFTIRQ,NET_RX_SOFTIRQ,BLOCK_SOFTIRQ,BLOCK_IOPOLL_SOFTIRQ,TASKLET_SOFTIRQ,SCHED_SOFTIRQ,HRTIMER_SOFTIRQ,RCU_SOFTIRQ,/*PreferableRCUshouldalwaysbethelastsoftirq*/NR_SOFTIRQS};

内核的开发者们不建议我们擅自增加软件中断的数量，如果需要新的软件中断，尽可能把它们实现为基于软件中断的tasklet形式。与上面的枚举值相对应，内核定义了一个softirq_action的结构数组，每种软中断对应数组中的一项：[cpp]view plaincopy

staticstructsoftirq_actionsoftirq_vec[NR_SOFTIRQS]__cacheline_aligned_in_smp;

1.2 irq_cpustat_t 多个软中断可以同时在多个cpu运行，就算是同一种软中断，也有可能同时在多个cpu上运行。内核为每个cpu都管理着一个待决软中断变量（pending），它就是irq_cpustat_t：[cpp]view plaincopy

typedefstruct{unsignedint__softirq_pending;}____cacheline_alignedirq_cpustat_t;

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irq_cpustat_tirq_stat[NR_CPUS]____cacheline_aligned;

__softirq_pending字段中的每一个bit，对应着某一个软中断，某个bit被置位，说明有相应的软中断等待处理。1.3 软中断的守护进程ksoftirqd 在cpu的热插拔阶段，内核为每个cpu创建了一个用于执行软件中断的守护进程ksoftirqd，同时定义了一个per_cpu变量用于保存每个守护进程的task_struct结构指针：[cpp]view plaincopy

DEFINE_PER_CPU(structtask_struct*,ksoftirqd);

大多数情况下，软中断都会在irq_exit阶段被执行，在irq_exit阶段没有处理完的软中断才有可能会在守护进程中执行。2. 触发软中断 要触发一个软中断，只要调用api：raise_softirq即可，它的实现很简单，先是关闭本地cpu中断，然后调用：raise_softirq_irqoff[cpp]view plaincopy

voidraise_softirq(unsignedintnr){unsignedlongflags;local_irq_save(flags);raise_softirq_irqoff(nr);local_irq_restore(flags);}

再看看raise_softirq_irqoff：[cpp]view plaincopy

inlinevoidraise_softirq_irqoff(unsignedintnr){__raise_softirq_irqoff(nr);……if(!in_interrupt())wakeup_softirqd();}

先是通过__raise_softirq_irqoff设置cpu的软中断pending标志位（irq_stat[NR_CPUS] ），然后通过in_interrupt判断现在是否在中断上下文中，或者软中断是否被禁止，如果都不成立，则唤醒软中断的守护进程，在守护进程中执行软中断的回调函数。否则什么也不做，软中断将会在中断的退出阶段被执行。3. 软中断的执行 基于上面所说，软中断的执行既可以守护进程中执行，也可以在中断的退出阶段执行。实际上，软中断更多的是在中断的退出阶段执行（irq_exit），以便达到更快的响应，加入守护进程机制，只是担心一旦有大量的软中断等待执行，会使得内核过长地留在中断上下文中。3.1 在irq_exit中执行 看看irq_exit的部分：[cpp]view plaincopy

voidirq_exit(void){……sub_preempt_count(IRQ_EXIT_OFFSET);if(!in_interrupt()&&local_softirq_pending())invoke_softirq();……}

如果中断发生嵌套，in_interrupt()保证了只有在最外层的中断的irq_exit阶段，invoke_interrupt才会被调用，当然，local_softirq_pending也会实现判断当前cpu有无待决的软中断。代码最终会进入__do_softirq中，内核会保证调用__do_softirq时，本地cpu的中断处于关闭状态，进入__do_softirq：[cpp]view plaincopy

asmlinkagevoid__do_softirq(void){……pending=local_softirq_pending();__local_bh_disable((unsignedlong)__builtin_return_address(0),SOFTIRQ_OFFSET);restart:/*Resetthependingbitmaskbeforeenablingirqs*/set_softirq_pending(0);local_irq_enable();h=softirq_vec;do{if(pending&1){……trace_softirq_entry(vec_nr);h->action(h);trace_softirq_exit(vec_nr);……}h++;pending>>=1;}while(pending);local_irq_disable();pending=local_softirq_pending();if(pending&&–max_restart)gotorestart;if(pending)wakeup_softirqd();lockdep_softirq_exit();__local_bh_enable(SOFTIRQ_OFFSET);}

首先取出pending的状态；禁止软中断，主要是为了防止和软中断守护进程发生竞争；清除所有的软中断待决标志；打开本地cpu中断；循环执行待决软中断的回调函数；如果循环完毕，发现新的软中断被触发，则重新启动循环，直到以下条件满足，才退出：没有新的软中断等待执行；循环已经达到最大的循环次数MAX_SOFTIRQ_RESTART，目前的设定值时10次；如果经过MAX_SOFTIRQ_RESTART次循环后还未处理完，则激活守护进程，处理剩下的软中断；推出前恢复软中断；3.2 在ksoftirqd进程中执行 从前面几节的讨论我们可以看出，软中断也可能由ksoftirqd守护进程执行，这要发生在以下两种情况下：在irq_exit中执行软中断，但是在经过MAX_SOFTIRQ_RESTART次循环后，软中断还未处理完，这种情况虽然极少发生，但毕竟有可能；内核的其它代码主动调用raise_softirq，而这时正好不是在中断上下文中，守护进程将被唤醒；守护进程最终也会调用__do_softirq执行软中断的回调，具体的代码位于run_ksoftirqd函数中，内核会关闭抢占的情况下执行__do_softirq，具体的过程这里不做讨论。4. tasklet 因为内核已经定义好了10种软中断类型，并且不建议我们自行添加额外的软中断，所以对软中断的实现方式，我们主要是做一个简单的了解，对于驱动程序的开发者来说，无需实现自己的软中断。但是，对于某些情况下，我们不希望一些操作直接在中断的handler中执行，但是又希望在稍后的时间里得到快速地处理，这就需要使用tasklet机制。 tasklet是建立在软中断上的一种延迟执行机制，它的实现基于TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ这两个软中断类型。4.1 tasklet_struct 在软中断的初始化函数softirq_init的最后，内核注册了TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ这两个软中断：[cpp]view plaincopy

void__initsoftirq_init(void){……open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ,tasklet_action);open_softirq(HI_SOFTIRQ,tasklet_hi_action);}

内核用一个tasklet_struct来表示一个tasklet，它的定义如下：[cpp]view plaincopy

structtasklet_struct{structtasklet_struct*next;unsignedlongstate;atomic_tcount;void(*func)(unsignedlong);unsignedlongdata;};

next用于把同一个cpu的tasklet链接成一个链表，state用于表示该tasklet的当前状态，目前只是用了最低的两个bit，分别用于表示已经准备被调度执行和已经在另一个cpu上执行：[cpp]view plaincopy

enum{TASKLET_STATE_SCHED,/*Taskletisscheduledforexecution*/TASKLET_STATE_RUN/*Taskletisrunning(SMPonly)*/};

原子变量count用于tasklet对tasklet_disable和tasklet_enable的计数，count为0时表示允许tasklet执行，否则不允许执行，每次tasklet_disable时，该值加1，tasklet_enable时该值减1。func是tasklet被执行时的回调函数指针，data则用作回调函数func的参数。4.2 初始化一个tasklet有两种办法初始化一个tasklet，第一种是静态初始化，使用以下两个宏，这两个宏定义一个tasklet_struct结构，并用相应的参数对结构中的字段进行初始化：DECLARE_TASKLET(name, func, data)；定义名字为name的tasklet，默认为enable状态，也就是count字段等于0。DECLARE_TASKLET_DISABLED(name, func, data)；定义名字为name的tasklet，默认为disable状态，也就是count字段等于1。第二个是动态初始化方法：先定义一个tasklet_struct，然后用tasklet_init函数进行初始化，该方法默认tasklet处于enable状态：[cpp]view plaincopy

structtasklet_structtasklet_xxx;……tasklet_init(&tasklet_xxx,func,data);

4.3 tasklet的使用方法使能和禁止tasklet，使用以下函数：tasklet_disable() 通过给count字段加1来禁止一个tasklet，如果tasklet正在运行中，则等待运行完毕才返回（通过TASKLET_STATE_RUN标志）。tasklet_disable_nosync() tasklet_disable的异步版本，它不会等待tasklet运行完毕。tasklet_enable() 使能tasklet，只是简单地给count字段减1。调度tasklet的执行，使用以下函数：tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t) 如果TASKLET_STATE_SCHED标志为0，则置位TASKLET_STATE_SCHED，然后把tasklet挂到该cpu等待执行的tasklet链表上，接着发出TASKLET_SOFTIRQ软件中断请求。tasklet_hi_schedule(struct tasklet_struct *t) 效果同上，区别是它发出的是HI_SOFTIRQ软件中断请求。销毁tasklet，使用以下函数：tasklet_kill(struct tasklet_struct *t) 如果tasklet处于TASKLET_STATE_SCHED状态，或者tasklet正在执行，则会等待tasklet执行完毕，然后清除TASKLET_STATE_SCHED状态。4.4 tasklet的内部执行机制内核为每个cpu用定义了一个tasklet_head结构，用于管理每个cpu上的tasklet的调度和执行：[cpp]view plaincopy

structtasklet_head{structtasklet_struct*head;structtasklet_struct**tail;};staticDEFINE_PER_CPU(structtasklet_head,tasklet_vec);staticDEFINE_PER_CPU(structtasklet_head,tasklet_hi_vec);

回到4.1节，我们知道，tasklet是利用TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ这两个软中断来实现的，两个软中断只是有优先级的差别，所以我们只讨论TASKLET_SOFTIRQ的实现，TASKLET_SOFTIRQ的中断回调函数是tasklet_action，我们看看它的代码：[cpp]view plaincopy

staticvoidtasklet_action(structsoftirq_action*a){structtasklet_struct*list;local_irq_disable();list=__this_cpu_read(tasklet_vec.head);__this_cpu_write(tasklet_vec.head,NULL);__this_cpu_write(tasklet_vec.tail,&__get_cpu_var(tasklet_vec).head);local_irq_enable();while(list){structtasklet_struct*t=list;list=list->next;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=NULL;*__this_cpu_read(tasklet_vec.tail)=t;__this_cpu_write(tasklet_vec.tail,&(t->next));__raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ);local_irq_enable();}}

解析如下：关闭本地中断的前提下，移出当前cpu的待处理tasklet链表到一个临时链表后，清除当前cpu的tasklet链表，之所以这样处理，是为了处理当前tasklet链表的时候，允许新的tasklet被调度进待处理链表中。遍历临时链表，用tasklet_trylock判断当前tasklet是否已经在其他cpu上运行，而且tasklet没有被禁止：如果没有运行，也没有禁止，则清除TASKLET_STATE_SCHED状态位，执行tasklet的回调函数。如果已经在运行，或者被禁止，则把该tasklet重新添加会当前cpu的待处理tasklet链表上，然后触发TASKLET_SOFTIRQ软中断，等待下一次软中断时再次执行。分析到这了我有个疑问，看了上面的代码，如果一个tasklet被tasklet_schedule后，在没有被执行前被tasklet_disable了，岂不是会无穷无尽地引发TASKLET_SOFTIRQ软中断？通过以上的分析，我们需要注意的是，tasklet有以下几个特征：同一个tasklet只能同时在一个cpu上执行，但不同的tasklet可以同时在不同的cpu上执行；一旦tasklet_schedule被调用，内核会保证tasklet一定会在某个cpu上执行一次；如果tasklet_schedule被调用时，tasklet不是出于正在执行状态，则它只会执行一次；如果tasklet_schedule被调用时，tasklet已经正在执行，则它会在稍后被调度再次被执行；两个tasklet之间如果有资源冲突，应该要用自旋锁进行同步保护；不会因为忧伤而风情万种。