详解Linux中断处理中的hardirq与softirq机制

今天在ChinaUnix论坛内核源码版上与linuxfellow网友讨论到hardirq和softirq的问题，虽 然在《深入Linux设备驱动程序内核机制》(以下简称“ILDD”)第5章“中断处理”对此已有详细的解读，但是我觉得还是有必要再花点时间深入探讨一 下这两者的区别。因为此前关于ARM上的中断处理我已经在另一篇帖子解密ARM based Linux内核中断处理框架 中讨论过，所以下面的讨论只限于x86 32位系统。

首先给出一个ILDD书中的一个插图，关于中断处理的整体框架： 



(图1)

接下来的一个插图显示了内核用于标识中断上下文(in_interrupt())的变量preempt_count的布局：


(图2)

按照x86处理器在外部中断发生时的硬件逻辑，在do_IRQ被调用时，处理器已经屏蔽了对外部中断的响应。在图中我们看 到中断的处理大体上被分成两部分HARDIRQ和SOFTIRQ，对应到代码层面，do_IRQ()中调用irq_enter函数可以看做hardirq 部分的开始，而irq_exit函数的调用则标志着softirq部分的开始：

<arch/x86/kernel/irq.c> 

unsigned int __irq_entry do_IRQ(struct pt_regs *regs)
{
        ...
        irq_enter();

        //handle external interrupt (ISR)
        ...
        irq_exit();

        return 1;
}

irq_enter()函数的核心调用是__irq_enter()，后者的主要作用是在图2的 preempt_count变量的HARDIRQ部分+1，即标识一个hardirq的上下文，所以可以认为do_IRQ()调用irq_enter函数 意味着中断处理进入hardirq阶段。此时处理器响应外部中断的能力依然是被disable掉的(EFLAG.IF=0)，因为ISR基本上属于设备驱 动程序涉足的领域，内核无法保证在设备驱动程序的ISR中会否将EFLAG.IF置1(此处涉及可能的中断嵌套以及中断栈溢出问题，可以参考ARM中断处 理的那个帖子)，所以我们会在内核代码中看到内核开发者为了尽可能避免非受控的ISR部分给系统带来的损害所做的努力。按照现在内核的设计理念，在 hardirq部分最好不要打开中断，所以处在hardirq上下文中的设备驱动程序的ISR应该尽可能快地返回(所谓只完成最关键的任务)，而将耗时的 中断处理善后工作留到softirq部分，因为在softirq部分，内核会使EFLAG.IF=1，所以也意味着softirq部分可以随时被外部中断 所打断。

下面我们重点讨论一下softirq部分的实现原理，do_IRQ()中调用irq_exit函数标志softirq部分 的开始。 irq_exit()函数会首先在图2的preempt_count变量的HARDIRQ部分-1，目的是清除hardirq的上下文标记。然后它有个关键的调用invoke_softirq,用于实际的softirq处理工作：

<kernel/softirq.c>

void irq_exit(void)
{
        ...
        sub_preempt_count(IRQ_EXIT_OFFSET);
        if (!in_interrupt() && local_softirq_pending())
                invoke_softirq();

        rcu_irq_exit();
        ...
}

ILDD中对in_interrupt()函数的叙述很明确："...其主要用意是根据当前preempt_count变 量，来判断当前代码是否在一个中断上下文中执行。根据in_interrupt的定义来看，Linux内核认为HARDIRQ、SOFTIRQ以及NMI 都属于interrupt范畴..."，所以softirq部分是否被执行，取决于：1.当前是否在中断上下文，2. 是否有pending的softirq需要处理。
第一个条件，主要用来防止softirq部分的重入，因为一旦有pending的softirq需要处理，那么invoke_softirq()的调用 (实际的工作发生在__do_softirq函数中)首先会将图2中SOFTIRQ部分+1，这样若在当前正在处理softirq过程中发生了外部中 断，hardirq部分标识了一个pending softirq，那么在irq_exit函数中将直接返回，而不会调用到invoke_softirq。

softirq部分的核心代码段如下：

<kernel/softirq.c>

asmlinkage void __do_softirq(void)
{
        ...
        //获得__softirq_pending变量上保存的pending softirq数据
        pending = local_softirq_pending();
        //将图2中SOFTIRQ部分+1,标识softirq上下文,此时in_interrupt()返回true.
        __local_bh_disable((unsigned long)__builtin_return_address(0), SOFTIRQ_OFFSET);
        ...
restart:
        /* Reset the pending bitmask before enabling irqs */
        set_softirq_pending(0);
        //注意此处，内核调用local_irq_enable打开处理器响应外部中断能力，EFLAG.IF=1，所以接下来的softirq处理时外部中断可以进入处理器
        local_irq_enable();

        h = softirq_vec;
        do {
                if (pending & 1) {
                        ...
                        //调用每个类型的softirq所对应的处理函数，见下图3
                        h->action(h);
                        ...
                }
                h++;
                pending >>= 1;
        } while (pending);
        //softirq处理结束前，重新关闭中断。中断的再次打开发生在中断的返回，也就是在图1中处理器在执行iret指令时的硬件逻辑，POP EFLAG， EFLAG.IF=1
        local_irq_disable();

        //再次检测是否有新的pending softirq，因为softirq执行时可能有新的外部中断进来，如果有，此处一并处理。
        pending = local_softirq_pending();
        if (pending && --max_restart)
                goto restart;
        ...
        //将图2中SOFTIRQ部分-1,标识softirq上下文的结束
        __local_bh_enable(SOFTIRQ_OFFSET);
}

其中每个关键的节点都做了注释，ILDD书中对此也有详细的说明，包括其中的ksoftirqd的用法。

对每个类型的softirq的处理发生在上面的do...while...循环中，原理其实非常简单，为节省文字，用下面一个草图来做说明(图3)：



所以do...while...循环实际上是从bit 0遍历__softirq_pending变量，目前该变量的0~9分别对应10个不同类型的softirq，每个softirq对应不同的处理函数，比如HI_SOFTIRQ对应的action为tasklet_hi_action，它与TASKLET_SOFTIRQ的action的原理完全一样，也就是我们平常所说的tasklet。__softirq_pending是个per-CPU型的变量，因为SMP系统中每个处理器都可以独立处理各自到来 的外部中断，也都对应有各自的hardirq栈和softirq栈，详见Linux内核中的中断栈与内核栈的补充说明一贴。 另外，在前面的帖子中我们一直说hardirq部分标识一个softirq，何谓标识一个softirq？其实就是调用tasklet_schedule()来把TASKLET_SOFTIRQ位置1.

在ILDD一书中实际上将tasklet分成两部分，分别放在第5章”中断处理“和第6章”延迟操作“，第5章侧重讨论softirq的机制，而第6章则重点讨论tasklet。