浅析Linux的软中断的实现
參考:
http://bbs.chinaunix.net/thread-2333484-1-1.html
http://liu1227787871.blog.163.com/blog/static/20536319720129210112658/
1、软中断
一般来说,一次中断服务的过程通常能够分为两个部分。
开头的 部分往往必须在关中断的条件下运行,这样才干在不受干扰的条件下“原子”地完毕一些关键性操作。同一时候这部分操作的时间性又往往非常强。必须在中断请求发生后马上或至少在一定时间限制中运行,并且相继的多次中断请求也不能合并在一起来处理。
而后半部分,通常能够并且应该在开中断的条件下运行。这样才不至于因中断关闭过久而造成其它中断的丢失,同一时候,这些操作经常同意延时到稍后才来运行。并且有可能多次中断的相关部分合并在一起处理。
这些不同的性质经常使中断服务的前后两半明显地区分开来,能够并且应该分别加以不同的实现。这里的后半部分就称为"bottom half",在内核代码中往往写成bf 。而bf的这部分就能够通过软件中断来实现。
由于软件中断的激活是通过代码来实现的,而不是硬件,所以就能够自己或由系统来决定激活的时机!
1.1 注冊
还是以我最熟悉的两个老朋友做为开篇:
open_softirq(NET_TX_SOFTIRQ, net_tx_action);
open_softirq(NET_RX_SOFTIRQ, net_rx_action);
open_softirq向内核注冊一个软中断。事实上质是设置软中断向量表对应槽位。注冊其处理函数:
void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action *)) { softirq_vec[nr].action = action; }
softirq_vec是整个软中断的向量表:
void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action*), void *data) { softirq_vec[nr].data = data; softirq_vec[nr].action = action; }; static struct softirq_action softirq_vec[NR_SOFTIRQS] __cacheline_aligned_in_smp;
NR_SOFTIRQS是最大软中断向量数。内核支持的全部软中断例如以下:
enum { HI_SOFTIRQ=0, TIMER_SOFTIRQ, NET_TX_SOFTIRQ, NET_RX_SOFTIRQ, BLOCK_SOFTIRQ, TASKLET_SOFTIRQ, SCHED_SOFTIRQ, HRTIMER_SOFTIRQ, RCU_SOFTIRQ, /* Preferable RCU should always be the last softirq */ NR_SOFTIRQS };
好像后为为RPS新增了一个。只是这我的内核版本号偏低。
1.2 激活
当须要调用软中断时,须要调用raise_softirq函数激活软中断。这里使用术语“激活”而非“调用”。
是由于在非常多情况下不能直接调用软中断。
所以仅仅能高速地将其标志为“可运行”。等待未来某一时刻调用。
为什么“在非常多情况下不能直接调用软中断”?试想一下下半部引入的理念。就是为了让上半部更快地运行。
假设在中断程序代码中直接调用软中断函数,那么就失去了上半部与下半部的差别,也就是失去了其存在的意义。
内核使用一个名为__softirq_pending的位图来描写叙述软中断,每个位相应一个软中断,位图包括在结构irq_stat中:
typedef struct { unsigned int __softirq_pending; …… } ____cacheline_aligned irq_cpustat_t; DECLARE_PER_CPU_SHARED_ALIGNED(irq_cpustat_t, irq_stat);
宏or_softirq_pending用于设置对应的位(位或操作):
#define or_softirq_pending(x) percpu_or(irq_stat.__softirq_pending, (x))
local_softirq_pending用于取得整个位图(而非某一位):
#define local_softirq_pending() percpu_read(irq_stat.__softirq_pending)
宏__raise_softirq_irqoff是or_softirq_pending的包裹:
#define __raise_softirq_irqoff(nr) do { or_softirq_pending(1UL << (nr)); } while (0)
raise_softirq_irqoff通过调用__raise_softirq_irqoff实现激活软中断。它的參数nr即位软中断相应的位图槽位:
/* * This function must run with irqs disabled! */ inline void raise_softirq_irqoff(unsigned int nr) { //置位图,即标记为可运行状态 __raise_softirq_irqoff(nr); /* * If we're in an interrupt or softirq, we're done * (this also catches softirq-disabled code). We will * actually run the softirq once we return from * the irq or softirq. * * Otherwise we wake up ksoftirqd to make sure we * schedule the softirq soon. */ //设置了位图后。能够推断是否已经没有在中断上下文中了,假设没有,则是一个马上调用软中断的好时机。//in_interrupt还有一个作用是推断软中断是否被禁用。 //wakeup_softirqd唤醒软中断的守护进程ksoftirq。
if (!in_interrupt()) wakeup_softirqd(); } 复制代码 如今能够来看"激活"软中断的全部含义了,raise_softirq函数完毕这一操作: void raise_softirq(unsigned int nr) { unsigned long flags; //全部操作,应该关闭中断,避免嵌套调用 local_irq_save(flags); raise_softirq_irqoff(nr); local_irq_restore(flags); }
可见,激活的操作,主要是两点:
<1>、最重要的,就是置对应的位图。等待将来被处理;
<2>、假设此时已经没有在中断上下文中,则马上调用(事实上是内核线程的唤醒操作),如今就是将来;
2、调度时机
是的。除了raise_softirq在,可能会(嗯,重要的是“可能”)通过wakeup_softirqd唤醒ksoftirqd外,还得明确软中断的其他调用时机。
A、当do_IRQ完毕了I/O中断时调用irq_exit:
#ifdef __ARCH_IRQ_EXIT_IRQS_DISABLED # define invoke_softirq() __do_softirq() #else # define invoke_softirq() do_softirq() #endif void irq_exit(void) { account_system_vtime(current); trace_hardirq_exit(); sub_preempt_count(IRQ_EXIT_OFFSET); if (!in_interrupt() && local_softirq_pending()) invoke_softirq(); //调用软中断
B、假设系统使用I/O APIC,在处理完本地时钟中断时:
void __irq_entry smp_apic_timer_interrupt(struct pt_regs *regs) { …… irq_exit(); …… }
C、local_bh_enable
local_bh_enable就是打开下半部。当然重中之中就是软中断了: void local_bh_enable(void) { _local_bh_enable_ip((unsigned long)__builtin_return_address(0)); } static inline void _local_bh_enable_ip(unsigned long ip) { …… if (unlikely(!in_interrupt() && local_softirq_pending())) do_softirq(); …… }
D、在SMP中,当CPU处理完被CALL_FUNCTION_VECTOR处理器间中断所触发的函数时:
唔。对多核中CPU的之间的通信不熟。不太清楚这个机制……
3、do_softirq
不论是哪种调用方式,终于都会触发到软中断的核心处理函数do_softirq,它处理当前CPU上的全部软中断。
内核将软中断设计尽量与平台无关。可是在某些情况下。它们还是会有差异,先来看一个x86 32位的do_softirq版本号:
asmlinkage void do_softirq(void) { unsigned long flags; struct thread_info *curctx; union irq_ctx *irqctx; u32 *isp; //软中断不能在中断上下文内嵌套调用。中断处理程序或下半部採用的是"激活"方式。 if (in_interrupt()) return; //禁止中断。保存中断标志 local_irq_save(flags); //内核使用一个CPU位图,确实几个软中断能够同一时候在不同的CPU上运行,包含同样的软中断。比如, //NET_RX_SOFTIRQ能够同一时候跑在多个处理器上。 //local_softirq_pending用于确定当前CPU的全部位图是否被设置。即是否有软中断等待处理。
//回忆一下常常发生的网卡接收数据处理:当网卡中断落在哪一个CPU上时,与之对应的软中断函数就会在其上运行。 //从这里来看,实质就是哪个网卡中断落在对应的CPU上,CPU置其软中断位图,这里做对应的检測(这里local_softirq_pending仅仅 //是一个总的推断。后面还有按位的推断)。检測到有对应的位,运行之 if (local_softirq_pending()) { //取得线程描写叙述符 curctx = current_thread_info(); //构造中断上下文结构,softirq_ctx是每一个CPU的软中断上下文 //static DEFINE_PER_CPU(union irq_ctx *, softirq_ctx); //这里先取得当前CPU的软中断上下文,然后为其赋初始值——保存当前进程和栈指针 irqctx = __get_cpu_var(softirq_ctx); irqctx->tinfo.task = curctx->task; irqctx->tinfo.previous_esp = current_stack_pointer; /* build the stack frame on the softirq stack */ //构造中断栈帧 isp = (u32 *) ((char *)irqctx + sizeof(*irqctx)); //call_on_stack切换内核栈,并在中断上下文上运行函数__do_softirq call_on_stack(__do_softirq, isp); /* * Shouldnt happen, we returned above if in_interrupt(): */ WARN_ON_ONCE(softirq_count()); } //恢复之 local_irq_restore(flags); }
当配置了CONFIG_4KSTACKS。每一个进程的thread_union仅仅有4K,而非8K。发生中断时,内核栈将不使用进程的内核栈。而使用每一个 cpu的中断请求栈。
内核栈将使用每一个 cpu的中断请求栈。而非进程的内核栈来运行软中断函数:
static void call_on_stack(void *func, void *stack) { asm volatile("xchgl %%ebx,%%esp \n" //交换栈指针,中断栈帧的指针stack做为传入參数(%ebx)。交换后esp是irq_ctx的栈顶,ebx是进程内核栈的栈 "call *%%edi \n" //调用软中断函数 "movl %%ebx,%%esp \n" //恢复之,直接使用movl,而非xchgl是由于函数运行完成,中断的栈帧指针已经没实用处了 : "=b" (stack) : "0" (stack), "D"(func) : "memory", "cc", "edx", "ecx", "eax"); }
PS:全部的这些运行,应该都是在定义4K栈的基础上的:
#ifdef CONFIG_4KSTACKS /* * per-CPU IRQ handling contexts (thread information and stack) */ union irq_ctx { struct thread_info tinfo; u32 stack[THREAD_SIZE/sizeof(u32)]; } __attribute__((aligned(PAGE_SIZE))); static DEFINE_PER_CPU(union irq_ctx *, hardirq_ctx); static DEFINE_PER_CPU(union irq_ctx *, softirq_ctx); …… static void call_on_stack(void *func, void *stack) ……
是的,这个版本号相对复杂,可是假设看了复杂的,再来看简单的,就easy多了,当平台未定义do_softirq函数时(__ARCH_HAS_DO_SOFTIRQ)。
内核提供了一个通用的:
#ifndef __ARCH_HAS_DO_SOFTIRQ asmlinkage void do_softirq(void) { __u32 pending; unsigned long flags; if (in_interrupt()) return; local_irq_save(flags); pending = local_softirq_pending(); if (pending) __do_softirq(); local_irq_restore(flags); } #endif
无需很多其它的解释,它很的简洁。
不论是哪个版本号,都将调用__do_softirq函数:
asmlinkage void __do_softirq(void) { struct softirq_action *h; __u32 pending; int max_restart = MAX_SOFTIRQ_RESTART; int cpu; //保存位图 pending = local_softirq_pending(); //进程记帐 account_system_vtime(current); //关闭本地CPU下半部。为了保证同一个CPU上的软中断以串行方式运行。 __local_bh_disable((unsigned long)__builtin_return_address(0)); lockdep_softirq_enter(); //获取本地CPU cpu = smp_processor_id(); restart: /* Reset the pending bitmask before enabling irqs */ //清除位图 set_softirq_pending(0); //锁中断,仅仅是为了保持位图的相互排斥,位图处理完成。后面的代码能够直接使用保存的pending, //而中断处理程序在激活的时候,也能够放心地使用irq_stat.__softirq_pending。
//所以。能够开中断了 local_irq_enable(); //取得软中断向量 h = softirq_vec; //循环处理全部的软中断 do { //逐步取位图的每一位。推断该位上是否有软中断被设置。
若有,处理之 if (pending & 1) { //保存抢占计数器 int prev_count = preempt_count(); kstat_incr_softirqs_this_cpu(h - softirq_vec); trace_softirq_entry(h, softirq_vec); //调用软中断 h->action(h); trace_softirq_exit(h, softirq_vec); //推断软中断是否被抢占,假设是,则输出一段错误信息 if (unlikely(prev_count != preempt_count())) { printk(KERN_ERR "huh, entered softirq %td %s %p" "with preempt_count %08x," " exited with %08x?\n", h - softirq_vec, softirq_to_name[h - softirq_vec], h->action, prev_count, preempt_count()); preempt_count() = prev_count; } //??qsctr,这个是啥东东 rcu_bh_qsctr_inc(cpu); } //指向下一个软中断槽位 h++; //移位,取下一个软中断位 pending >>= 1; } while (pending); //当软中断处理完成后,由于前面已经开了中断了。所以有可能新的软中断已经又被设置。 //软中断调度程序会尝试又一次软中断。其最大重新启动次数由max_restart决定。 //所以,这里必须再次关闭中断。再来一次…… local_irq_disable(); //取位图 pending = local_softirq_pending(); //有软中断被设置,且没有超过最大重新启动次数,再来一次先 if (pending && --max_restart) goto restart; //超过最大重新启动次数。还有软中断待处理。调用wakeup_softirqd。其任处是唤醒软中断守护进程ksoftirqd。 if (pending) wakeup_softirqd(); lockdep_softirq_exit(); account_system_vtime(current); //恢复下半部 _local_bh_enable(); }
中断跟踪
假设中断跟踪CONFIG_TRACE_IRQFLAGS被定义。lockdep_softirq_enter/lockdep_softirq_exit用于递增/递减当前进程的软中断上下文计数器softirq_context:
# define lockdep_softirq_enter() do { current->softirq_context++; } while (0)
# define lockdep_softirq_exit() do { current->softirq_context--; } while (0)
复制代码
trace_softirq_entry与trace_softirq_exit配合使用。能够用于推断软中断的延迟。
好像软中断不太难,没有很多其它的内容了。欢迎大家回贴补充。