中断与异常（四）
这节主要说软中断，书中注释相对少点，理解困难点，后面有些问题需要大家帮忙，感激不尽。
2.4以前的内核采用bh（bottom half）机制，来避免中断关闭时间太长而丢失重要中断。
因为bh机制实际上是调用bh_base[32]中的某一项来完成，所以后文用bh_base来代替。
由于bh_base设计的是单cpu不可重入，在SMP系统中，即使其他CPU空闲也无法执行bh_base函数，造成瓶颈，因而引入了新的框架----“软中断”。
机制分层“软中断”-----“tasklet”-----“bh_base”。Bh_base设计最简单，因为不需要考虑多cpu，重入问题，而tasklet可以多cpu执行，不可重入，软中断则是多cpu，可重入。
2.4以后的linux则是通过一层层的封装来用软中断实现bh_base，这是比较麻烦的，看了好久。
从最上层的软中断说起
内核定义四种软中断
enum { HI_SOFTIRQ=0, NET_TX_SOFTIRQ, NET_RX_SOFTIRQ, TASKLET_SOFTIRQ };
软中断向量
struct softirq_action
{
|
void (*action)(struct softirq_action *); |
这就比较蛋疼了，结构体中的函数的参数就是当前的结构体的指针，因为书中所举例子没用这个参数，无法感觉这么设计的精妙之处啊，而且造成了理解障碍 |
|
void *data; |
通常是软中断号 |
};
软中断向量表softirq_vec
static struct softirq_action softirq_vec[32] __cacheline_aligned;
全局，32项，虽然内核只用了4项，还不推荐分配新的软中断
软中断控制/状态表irq_stat[NR_CPUS]
为了能多cpu处理软中断，所以每个cpu需要记录自己的硬中断、软中断个数、状态，软中断队列等信息，是一个irq_cpustat_t结构体数组
/* assembly code in softirq.h is sensitive to the offsets of these fields */ typedef struct { unsigned int __softirq_pending; unsigned int __local_irq_count; unsigned int __local_bh_count; unsigned int __syscall_count; struct task_struct * __ksoftirqd_task; /* waitqueue is too large */ unsigned int __nmi_count; /* arch dependent */ } ____cacheline_aligned irq_cpustat_t;
多cpu同时执行不同的tasklet就靠其中的一些相关数据来管理
多层封装实现
tasklet封装bh_base
因为tasklet可以允许多个cpu执行不同的tasklet，而bh_base有32个，同一时间允许一个cpu执行一个bh_base，所以内核新建了bh_task_vec[32]数组来进行封装。
来看看是怎么利用tasklet_struct架构巧妙的处理的。结构体定义
struct tasklet_struct { struct tasklet_struct *next; unsigned long state; atomic_t count; void (*func)(unsigned long); unsigned long data; };
在初始化bh_task_vec[32]的过程中，将bh_action和i绑定到对应的bh_task_vec[i]上就完成了封装。
void tasklet_init(struct tasklet_struct *t,
void (*func)(unsigned long), unsigned long data) { t->next = NULL; t->state = 0; atomic_set(&t->count, 0); t->func = func; t->data = data; } void __init softirq_init() { int i; for (i=0; i<32; i++) tasklet_init(bh_task_vec+i, bh_action, i); open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action, NULL); open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action, NULL); }
此处将bh_task_vec[i]与bh_action、i绑定到了一起，如果你经验丰富也许就会发现，bh_action拿到了这个i不就可以去执行bh_base[i]，linux确实是这样做的。
软中断封装tasklet
最终linux是希望所有的bottom half在新的软中断框架下运行的，所以还要进行一次封装。
linux将bh_task_vec封装到了0号软中断线上，也就是HI_SOFTIRQ，其主要实现的就是将软中断请求调度到一个可执行cpu上，让这个cpu去执行这个最本质的bn_base[i]。
这就是软中断的精髓，将软中断任务进行调度，因为不同的cpu有不同的软中断队列，自然就形成了多cpu同时执行软中断，这是软中断的最理想形态，但tasklet设计成不可重入，只需在tasklet进行调度之前进行判断，合法才进行调度，而bh_base则在执行之前加上全局锁，这样就很好的满足了多样化的需求。这些设计确实厉害，不得不服。
来看具体实现代码，从上一节硬中断调用do_softirq()说起
为了使do_irq()能够执行一个特定的bh_base函数，需要先申请0号软中断线，申请软中断线和软中断调度任务的代码是多cpu，可重入的，这就使得某个cpu申请软中断，其他cpu执行，软中断的基本框架就有了。
申请执行bh_base[nr]函数
回顾上面的do_irq()中0号软中断线执行h->action(h)，实际上执行的是绑定在0号软中断线上的服务例程tasklet_hi_action
最后一个函数完成最终bh_base[nr]调用
