中断与异常详解（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