Linux-2.6 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），能说改动非常大。连 softirq 的调用点都不相同了，以前是三个调用点，今天搜索了一下原始码，发目前多出了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（视窗系统/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 // 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和 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，这里也就证实了 // 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，以下代码运行时能被硬件中断抢占，但 // 这个硬件 ISR 执行完成后，他的所注册的软中断无法马上运行， // 别忘了，目前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 // 需要进一步处理他所注册的函数。 // 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++; // // 从代码里能看出按位操作，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。这个在上面周详的记录过了。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 次后更有 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 线程本身是个大循环， // 在某些条件下为了不负载过重，他是能被其他进程抢占的， // 但注意，他是显示的调用了 preempt_xxx() 和 schedule() // 才会被抢占和转换的。这么做的原因是因为在他一旦调用 // 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非常多软中断的情况 // 下，他的调用入口是 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()) { // // 如果能进行处理，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， // 并转换新的进程执行（调度器相关不记录在此） // schedule(); // // 注意：如果当前显示调用 schedule() 函数主动转换的进 // 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，如果更有 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，我们能试想如果在 // 系统非常繁忙时，这个进程将会和 do_softirq() 相互交替执行， // 这时此进程占用 CPU 应该会非常高，虽然下面的 cond_resched() // 函数做了一些处理，他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，不过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() 来转换当前 // 进程，而且上面已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，有可能会转换到 // 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， // 二是让在有非常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 // 主动转换。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; } 

1、加入了对软中断线程 ksoftirqd 的分析。
2、修正了对 softirq 调用点的解释，因为当时 local_bh_enable() 函数
   也在 /kernel/softirq.c 中，所以看遗漏了。

 

这篇文章写得不错...转过来的...最近很忙,稍后会把整理出来的kernel笔记全部写到blog里面来...