LINUX软中断和bottom half思想（转）

转自：http://blog.csdn.net/yuanyufei/archive/2006/06/06/776263.aspx

 

一. 软中断概况
　　
　　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。
　　
　　二. bottom half
　　
　　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
　　 };
　　 
　　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。
　　
　　三. task queue
　　
　　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：
　　
　　DECLARE_TASK_QUEUE(my_tqueue); /* 定义一个my_tqueue，实际上就是一个以tq_struct为元素的list_head队列 */ 
　　说明并定义一个tq_struct变量my_task; 
　　queue_task(&my_task,&my_tqueue); /* 将my_task注册到my_tqueue中 */ 
　　run_task_queue(&my_tqueue); /* 在适当的时候手工启动my_tqueue */ 
　　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：
　　
　　tq_timer，由时钟中断服务程序启动； 
　　tq_immediate，在中断返回前以及schedule()函数中启动； 
　　tq_disk，内存管理模块内部使用。 
　　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。
　　
　　四. tasklet
　　
　　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) */
　　};
　　
　　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：
　　
　　定义一个处理函数void my_tasklet_func(unsigned long); 
　　DECLARE_TASKLET(my_tasklet,my_tasklet_func,data); /*
　　定义一个tasklet结构my_tasklet，与my_tasklet_func(data)函数相关联，相当于DECLARE_TASK_QUEUE() */ 
　　tasklet_schedule(&my_tasklet); /*
　　登记my_tasklet，允许系统在适当的时候进行调度运行，相当于queue_task(&my_task,&tq_immediate)和mark_bh(IMMEDIATE_BH) */ 
　　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。
　　
　　五. softirq
　　
　　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。