Linux 内核软中断(softirq)执行分析

今天无意中看了眼 2.6 内核的软中断实现，发现和以前我看到的大不相同
（以前也是走马观花，不大仔细），可以说改动很大。连 softirq 的调用
点都不一样了，以前是三个调用点，今天搜索了一下源代码，发现在多出了
ksoftirqd 这个东西后，softirq 在系统中的调用点仅是在 ISR 返回时和
使用了 local_bh_enable() 函数后被调用了。网卡部分的显示调用，我觉
得应该不算是系统中的调用点。ksoftirqd 返回去调用 do_softirq() 函数
应该也只能算是其中的一个分支，因为其本身从源头上来讲也还是在 ISR 返
回时 irq_exit() 调用的。这样一来就和前些日子写的那份笔记
（Windows/Linux/Solaris 软中断机制）里介绍的 Linux 内核部分的软中
断有出处了，看来以后讨论 Linux kernel 代码一定要以内核版本为前题来
说，要不非乱了不可。看来得买本 Linux 方面的书了，每次上来直接看相
关代码也不是回事，时间也不允许。


linux kernel source 2.6.19.1
/kernel/softirq.c

//
// do_IRQ 函数执行完硬件 ISR 后退出时调用此函数。
//

void irq_exit(void)
{
account_system_vtime(current);
trace_hardirq_exit();
sub_preempt_count(IRQ_EXIT_OFFSET);

//
// 判断当前是否有硬件中断嵌套，并且是否有软中断在
// pending 状态，注意：这里只有两个条件同时满足
// 时，才有可能调用 do_softirq() 进入软中断。也就是
// 说确认当前所有硬件中断处理完成，且有硬件中断安装了
// 软中断处理时理时才会进入。
//
if (!in_interrupt() && local_softirq_pending())

//
// 其实这里就是调用 do_softirq() 执行
//
invoke_softirq();
preempt_enable_no_resched();
}


#ifndef __ARCH_HAS_DO_SOFTIRQ

asmlinkage void do_softirq(void)
{
__u32 pending;
unsigned long flags;

//
// 这个函数判断，如果当前有硬件中断嵌套，或者
// 有软中断正在执行时候，则马上返回。在这个
// 入口判断主要是为了与 ksoftirqd 互斥。
//
if (in_interrupt())
return;

//
// 关中断执行以下代码
//
local_irq_save(flags);

//
// 判断是否有 pending 的软中断需要处理。
//
pending = local_softirq_pending();

//
// 如果有则调用 __do_softirq() 进行实际处理
//
if (pending)
__do_softirq();

//
// 开中断继续执行
//
local_irq_restore(flags);
}


//
// 最大软中断调用次数为 10 次。
//

#define MAX_SOFTIRQ_RESTART 10

asmlinkage void __do_softirq(void)
{
//
// 软件中断处理结构，此结构中包括了 ISR 中
// 注册的回调函数。
//
struct softirq_action *h;
__u32 pending;
int max_restart = MAX_SOFTIRQ_RESTART;
int cpu;

//
// 得到当前所有 pending 的软中断。
//
pending = local_softirq_pending();
account_system_vtime(current);

//
// 执行到这里要屏蔽其他软中断，这里也就证明了
// 每个 CPU 上同时运行的软中断只能有一个。
//
__local_bh_disable((unsigned long)__builtin_return_address(0));
trace_softirq_enter();

//
// 针对 SMP 得到当前正在处理的 CPU
//
cpu = smp_processor_id();
//
// 循环标志
//
restart:
//
// 每次循环在允许硬件 ISR 强占前，首先重置软中断
// 的标志位。
//
/* Reset the pending bitmask before enabling irqs */
set_softirq_pending(0);

//
// 到这里才开中断运行，注意：以前运行状态一直是关中断
// 运行，这时当前处理软中断才可能被硬件中断抢占。也就
// 是说在进入软中断时不是一开始就会被硬件中断抢占。只有
// 在这里以后的代码才可能被硬件中断抢占。
//
local_irq_enable();

//
// 这里要注意，以下代码运行时可以被硬件中断抢占，但
// 这个硬件 ISR 执行完成后，它的所注册的软中断无法马上运行，
// 别忘了，现在虽是开硬件中断执行，但前面的 __local_bh_disable()
// 函数屏蔽了软中断。所以这种环境下只能被硬件中断抢占，但这
// 个硬中断注册的软中断回调函数无法运行。要问为什么，那是因为
// __local_bh_disable() 函数设置了一个标志当作互斥量，而这个
// 标志正是上面的 irq_exit() 和 do_softirq() 函数中的
// in_interrupt() 函数判断的条件之一，也就是说 in_interrupt()
// 函数不仅检测硬中断而且还判断了软中断。所以在这个环境下触发
// 硬中断时注册的软中断，根本无法重新进入到这个函数中来，只能
// 是做一个标志，等待下面的重复循环（最大 MAX_SOFTIRQ_RESTART）
// 才可能处理到这个时候触发的硬件中断所注册的软中断。
//


//
// 得到软中断向量表。
//
h = softirq_vec;

//
// 循环处理所有 softirq 软中断注册函数。
//
do {
//
// 如果对应的软中断设置 pending 标志则表明
// 需要进一步处理它所注册的函数。
//
if (pending & 1) {
//
// 在这里执行了这个软中断所注册的回调函数。
//
h->action(h);
rcu_bh_qsctr_inc(cpu);
}
//
// 继续找，直到把软中断向量表中所有 pending 的软
// 中断处理完成。
//
h++;

//
// 从代码里可以看出按位操作，表明一次循环只
// 处理 32 个软中断的回调函数。
//
pending >>= 1;
} while (pending);

//
// 关中断执行以下代码。注意：这里又关中断了，下面的
// 代码执行过程中硬件中断无法抢占。
//
local_irq_disable();

//
// 前面提到过，在刚才开硬件中断执行环境时只能被硬件中断
// 抢占，在这个时候是无法处理软中断的，因为刚才开中
// 断执行过程中可能多次被硬件中断抢占，每抢占一次就有可
// 能注册一个软中断，所以要再重新取一次所有的软中断。
// 以便下面的代码进行处理后跳回到 restart 处重复执行。
//
pending = local_softirq_pending();

//
// 如果在上面的开中断执行环境中触发了硬件中断，且每个都
// 注册了一个软中断的话，这个软中断会设置 pending 位，
// 但在当前一直屏蔽软中断的环境下无法得到执行，前面提
// 到过，因为 irq_exit() 和 do_softirq() 根本无法进入到
// 这个处理过程中来。这个在上面详细的记录过了。那么在
// 这里又有了一个执行的机会。注意：虽然当前环境一直是
// 处于屏蔽软中断执行的环境中，但在这里又给出了一个执行
// 刚才在开中断环境过程中触发硬件中断时所注册的软中断的
// 机会，其实只要理解了软中断机制就会知道，无非是在一些特
// 定环境下调用 ISR 注册到软中断向量表里的函数而已。
//

//
// 如果刚才触发的硬件中断注册了软中断，并且重复执行次数
// 没有到 10 次的话，那么则跳转到 restart 标志处重复以上
// 所介绍的所有步骤：设置软中断标志位，重新开中断执行...
// 注意：这里是要两个条件都满足的情况下才可能重复以上步骤。
//
if (pending && --max_restart)
goto restart;

//
// 如果以上步骤重复了 10 次后还有 pending 的软中断的话，
// 那么系统在一定时间内可能达到了一个峰值，为了平衡这点。
// 系统专门建立了一个 ksoftirqd 线程来处理，这样避免在一
// 定时间内负荷太大。这个 ksoftirqd 线程本身是一个大循环，
// 在某些条件下为了不负载过重，它是可以被其他进程抢占的，
// 但注意，它是显示的调用了 preempt_xxx() 和 schedule()
// 才会被抢占和切换的。这么做的原因是因为在它一旦调用
// local_softirq_pending() 函数检测到有 pending 的软中断
// 需要处理的时候，则会显示的调用 do_softirq() 来处理软中
// 断。也就是说，下面代码唤醒的 ksoftirqd 线程有可能会回
// 到这个函数当中来，尤其是在系统需要响应很多软中断的情况
// 下，它的调用入口是 do_softirq()，这也就是为什么在 do_softirq()
// 的入口处也会用 in_interrupt() 函数来判断是否有软中断
// 正在处理的原因了，目的还是为了防止重入。ksoftirqd 实现
// 看下面对 ksoftirqd() 函数的分析。
//
if (pending)

//
// 此函数实际是调用 wake_up_process() 来唤醒 ksoftirqd
//
wakeup_softirqd();

trace_softirq_exit();

account_system_vtime(current);

//
// 到最后才开软中断执行环境，允许软中断执行。注意：这里
// 使用的不是 local_bh_enable()，不会再次触发 do_softirq()
// 的调用。
//
_local_bh_enable();
}



static int ksoftirqd(void * __bind_cpu)
{

//
// 显示调用此函数设置当前进程的静态优先级。当然，
// 这个优先级会随调度器策略而变化。
//
set_user_nice(current, 19);

//
// 设置当前进程不允许被挂启
//
current->flags |= PF_NOFREEZE;

//
// 设置当前进程状态为可中断的状态，这种睡眠状
// 态可响应信号处理等。
//
set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);

//
// 下面是一个大循环，循环判断当前进程是否会停止，
// 不会则继续判断当前是否有 pending 的软中断需
// 要处理。
//
while (!kthread_should_stop()) {

//
// 如果可以进行处理，那么在此处理期间内禁止
// 当前进程被抢占。
//
preempt_disable();

//
// 首先判断系统当前没有需要处理的 pending 状态的
// 软中断
//
if (!local_softirq_pending()) {

//
// 没有的话在主动放弃 CPU 前先要允许抢占，因为
// 一直是在不允许抢占状态下执行的代码。
//
preempt_enable_no_resched();

//
// 显示调用此函数主动放弃 CPU 将当前进程放入睡眠队列，
// 并切换新的进程执行（调度器相关不记录在此）
//
schedule();

//
// 注意：如果当前显示调用 schedule() 函数主动切换的进
// 程再次被调度执行的话，那么将从调用这个函数的下一条
// 语句开始执行。也就是说，在这里当前进程再次被执行的
// 话，将会执行下面的 preempt_disable() 函数。
//

//
// 当进程再度被调度时，在以下处理期间内禁止当前进程
// 被抢占。
//
preempt_disable();
}

//
// 设置当前进程为运行状态。注意：已经设置了当前进程不可抢占
// 在进入循环后，以上两个分支不论走哪个都会执行到这里。一是
// 进入循环时就有 pending 的软中断需要执行时。二是进入循环时
// 没有 pending 的软中断，当前进程再次被调度获得 CPU 时继续
// 执行时。
//
__set_current_state(TASK_RUNNING);

//
// 循环判断是否有 pending 的软中断，如果有则调用 do_softirq()
// 来做具体处理。注意：这里又是一个 do_softirq() 的入口点，
// 那么在 __do_softirq() 当中循环处理 10 次软中断的回调函数
// 后，如果还有 pending 的话，会又调用到这里。那么在这里则
// 又会有可能去调用 __do_softirq() 来处理软中断回调函数。在前
// 面介绍 __do_softirq() 时已经提到过，处理 10 次还处理不完的
// 话说明系统正处于繁忙状态。根据以上分析，我们可以试想如果在
// 系统非常繁忙时，这个进程将会与 do_softirq() 相互交替执行，
// 这时此进程占用 CPU 应该会很高，虽然下面的 cond_resched()
// 函数做了一些处理，它在处理完一轮软中断后当前处理进程可能会
// 因被调度而减少 CPU 负荷，但是在非常繁忙时这个进程仍然有可
// 能大量占用 CPU。
//
while (local_softirq_pending()) {
/* Preempt disable stops cpu going offline.
If already offline, we'll be on wrong CPU:
don't process */
if (cpu_is_offline((long)__bind_cpu))

//
// 如果当前被关联的 CPU 无法继续处理则跳转
// 到 wait_to_die 标记出，等待结束并退出。
//
goto wait_to_die;

//
// 执行 do_softirq() 来处理具体的软中断回调函数。注
// 意：如果此时有一个正在处理的软中断的话，则会马上
// 返回，还记得前面介绍的 in_interrupt() 函数么。
//
do_softirq();

//
// 允许当前进程被抢占。
//
preempt_enable_no_resched();

//
// 这个函数有可能间接的调用 schedule() 来切换当前
// 进程，而且上面已经允许当前进程可被抢占。也就是
// 说在处理完一轮软中断回调函数时，有可能会切换到
// 其他进程。我认为这样做的目的一是为了在某些负载
// 超标的情况下不至于让这个进程长时间大量的占用 CPU，
// 二是让在有很多软中断需要处理时不至于让其他进程
// 得不到响应。
//
cond_resched();

//
// 禁止当前进程被抢占。
//
preempt_disable();

//
// 处理完所有软中断了吗？没有的话继续循环以上步骤
//
}

//
// 待一切都处理完成后，允许当前进程被抢占，并设置
// 当前进程状态为可中断状态，继续循环以上所有过程。
//
preempt_enable();
set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
}

//
// 如果将会停止则设置当前进程为运行状态后直接返回。
// 调度器会根据优先级来使当前进程运行。
//
__set_current_state(TASK_RUNNING);
return 0;

//
// 一直等待到当前进程被停止
//
wait_to_die:

//
// 允许当前进程被抢占。
//
preempt_enable();
/* Wait for kthread_stop */

//
// 设置当前进程状态为可中断的状态，这种睡眠状
// 态可响应信号处理等。
//
set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);

//
// 判断当前进程是否会被停止，如果不是的话
// 则设置进程状态为可中断状态并放弃当前 CPU
// 主动切换。也就是说这里将一直等待当前进程
// 将被停止时候才结束。
//
while (!kthread_should_stop()) {
schedule();
set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
}

//
// 如果将会停止则设置当前进程为运行状态后直接返回。
// 调度器会根据优先级来使当前进程运行。
//
__set_current_state(TASK_RUNNING);
return 0;
}