Linux 2.4.x内核软中断机制

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。
　　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。
　　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。
　　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。
　　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，下一节将对它做介绍。
　　softirq
　　从前面的讨论可以看出，task queue基于bottom half，bottom half基于tasklet，而tasklet则基于softirq。
　　可以这么说，softirq沿用的是最早的bottom half思想，但在这个“bottom half”机制之上，已经实现了一个更加庞大和复杂的软中断子系统。
　　struct softirq_action
　　{
　　void （*action）（struct softirq_action *）;
　　void *data;
　　};
　　static struct softirq_action softirq_vec［32］ __cacheline_aligned;
　　这个softirq_vec［］仅比bh_base［］增加了action（）函数的参数，在执行上，softirq比bottom half的限制更少。
　　和bottom half类似，系统也预定义了几个softirq_vec［］结构的用途，通过以下枚举表示：
　　enum
　　{
　　HI_SOFTIRQ=0，
　　NET_TX_SOFTIRQ，
　　NET_RX_SOFTIRQ，
　　TASKLET_SOFTIRQ
　　};
　　HI_SOFTIRQ被用于实现bottom half，TASKLET_SOFTIRQ用于公共的tasklet使用，NET_TX_SOFTIRQ和NET_RX_SOFTIRQ用于网络子系统的报文收发。在软中断子系统初始化（softirq_init（））时，调用了open_softirq（）对HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ做了初始化：
　　void open_softirq（int nr， void （*action）（struct softirq_action*）， void *data）
　　open_softirq（）会填充softirq_vec［nr］，将action和data设为传入的参数。TASKLET_SOFTIRQ填充为tasklet_action（NULL），HI_SOFTIRQ填充为tasklet_hi_action（NULL），在do_softirq（）函数中，这两个函数会被调用，分别启动tasklet_vec［cpu］和tasklet_hi_vec［cpu］链上的tasklet运行。
　　static inline void __cpu_raise_softirq（int cpu， int nr）
　　这个函数用来激活软中断，实际上就是第cpu号CPU的第nr号软中断的active位置1。在do_softirq（）中将判断这个active位。tasklet_schedule（）和tasklet_hi_schedule（）都会调用这个函数。
　　do_softirq（）有4个执行时机，分别是：从系统调用中返回（arch/i386/kernel/entry.S：：ENTRY（ret_from_sys_call））、从异常中返回（arch/i386/kernel/entry.S：：ret_from_exception标号）、调度程序中（kernel/sched.c：：schedule（）），以及处理完硬件中断之后（kernel/irq.c：：do_IRQ（））。它将遍历所有的softirq_vec，依次启动其中的action（）。需要注意的是，软中断服务程序，不允许在硬中断服务程序中执行，也不允许在软中断服务程序中嵌套执行，但允许多个软中断服务程序同时在多个CPU上并发。
　　使用示例
　　softirq作为一种底层机制，很少由内核程序员直接使用，因此，这里的使用范例仅对其余几种软中断机制。
　　1.bottom half
　　原有的bottom half用法在drivers/char/serial.c中还能看到，包括三个步骤：
　　init_bh（SERIAL_BH，do_serial_bh）; //在串口设备的初始化函数rs_init（）中，do_serial_bh（）是处理函数
　　mark_bh（SERIAL_BH）; //在rs_sched_event（）中，这个函数由中断处理例程调用
　　remove_bh（SERIAL_BH）; //在串口设备的结束函数rs_fini（）中调用
　　尽管逻辑上还是这么三步，但在do_serial_bh（）函数中的动作却是启动一个task queue：run_task_queue（&tq_serial），而在rs_sched_event（）中，mark_bh（）之前调用的则是queue_task（。..，&tq_serial），也就是说串口bottom half已经结合task queue使用了。而那些更通用一些的bottom half，比如IMMEDIATE_BH，更是必须要与task queue结合使用，而且一般情况下，task queue也很少独立使用，而是与bottom half结合，这在下一节task queue使用示例中可以清楚地看到。
　　2.task queue
　　一般来说，程序员很少自己定义task queue，而是结合bottom half，直接使用系统预定义的tq_immediate等，尤以tq_immediate使用最频繁。看以下代码段，节选自drivers/block/floppy.c：
　　static struct tq_struct floppy_tq; //定义一个tq_struct结构变量floppy_tq，不需要作其他初始化动作
　　static void schedule_bh（ void （*handler）（void*） ）
　　{
　　floppy_tq.routine = （void *）（void *） handler;
　　//指定floppy_tq的调用函数为handler，不需要考虑floppy_tq中的其他域
　　queue_task（&floppy_tq， &tq_immediate）;
　　//将floppy_tq加入到tq_immediate中
　　mark_bh（IMMEDIATE_BH）;
　　//激活IMMEDIATE_BH，由上所述可知，
　　这实际上将引发一个软中断来执行tq_immediate中挂接的各个函数
　　}
　　当然，我们还是可以定义并使用自己的task queue，而不用tq_immediate，在drivers/char/serial.c中提到的tq_serial就是串口驱动自己定义的：
　　static DECLARE_TASK_QUEUE（tq_serial）;
　　此时就需要自行调用run_task_queue（&tq_serial）来启动其中的函数了，因此并不常用。
　　3.tasklet
　　这是比task queue和bottom half更加强大的一套软中断机制，使用上也相对简单，见下面代码段：
　　1： void foo_tasklet_action（unsigned long t）;
　　2： unsigned long stop_tasklet;
　　3： DECLARE_TASKLET（foo_tasklet， foo_tasklet_action， 0）;
　　4： void foo_tasklet_action（unsigned long t）
　　5： {
　　6： //do something
　　7：
　　8： //reschedule
　　9： if（！stop_tasklet）
　　10： tasklet_schedule（&foo_tasklet）;
　　11： }
　　12： void foo_init（void）
　　13： {
　　14： stop_tasklet=0;
　　15： tasklet_schedule（&foo_tasklet）;
　　16： }
　　17： void foo_clean（void）
　　18： {
　　19： stop_tasklet=1;
　　20： tasklet_kill（&foo_tasklet）;
　　21： }
　　这个比较完整的代码段利用一个反复执行的tasklet来完成一定的工作，首先在第3行定义foo_tasklet，与相应的动作函数foo_tasklet_action相关联，并指定foo_tasklet_action（）的参数为0。虽然此处以0为参数，但也同样可以指定有意义的其他参数值，但需要注意的是，这个参数值在定义的时候必须是有固定值的变量或常数（如上例），也就是说可以定义一个全局变量，将其地址作为参数传给foo_tasklet_action（），例如：
　　int flags;
　　DECLARE_TASKLET（foo_tasklet，foo_tasklet_action，&flags）;
　　void foo_tasklet_action（unsigned long t）
　　{
　　int flags=*（int *）t;
　　。..
　　}
　　这样就可以通过改变flags的值将信息带入tasklet中。直接在DECLARE_TASKLET处填写flags，gcc会报“initializer element is not constant”错。
　　第9、10行是一种RESCHEDULE的技术。我们知道，一个tasklet执行结束后，它就从执行队列里删除了，要想重新让它转入运行，必须重新调用tasklet_schedule（），调用的时机可以是某个事件发生的时候，也可以是像这样在tasklet动作中。而这种reschedule技术将导致tasklet永远运行，因此在子系统退出时，应该有办法停止tasklet。stop_tasklet变量和tasklet_kill（）就是干这个的。