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Linux 2.4.x内核软中断机制


  作者:杨沙洲
  
  本文从Linux内核几种软中断机制相互关系和发展沿革入手,分析了这些机制的实现方法,给出了它们的基本用法。
  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
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