Linux中断底半部机制

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篇首语:本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理,主要介绍了Linux中断底半部机制相关的知识,希望对你有一定的参考价值。

参考:

Linux下半部处理之软中断 

linux中断底半部机制   

《深入理解Linux内核》软中断/tasklet/工作队列

软中断和tasklet介绍

详解操作系统中断

Linux内核:中断、软中断、tasklet

为了提高系统的响应能力和并发能力,Linux将中断处理分了上半部和下半部。当一个中断产生,调用该中断对应的处理程序(上半部),然后告诉系统,对应的后半部可以执行了,中断处理程序立即返回,下半部会在合适的时机由操作系统调用。这样一来就大大的减少了中断处理所需要的时间。

中断上半部处理函数就是Linux中断体系结构中介绍的request_irq中注册的irq_handler_t类型的函数。

int request_irq(unsigned int irq, irq_handler_t handler, unsigned long irqflags, const char *devname, void *dev_id)
一般地,有如下特征的任务放在上半部
1、对时间非常敏感
2、与硬件相关的
3、不能被其他中断打断的工作
以上三点之外的,考虑放在下半部。
中断底半部实现的机制有:
1.tasklet
2.工作队列work queue
3.软中断softirq
其中tasklet由软中断实现。
 
软中断实现机制

软中断可以使内核延期执行某个任务,他们的运作方式和具体的硬件类似,甚至可以说这里就是模拟的硬件中断,所以称之为软件中断也不为过。既然提到软中断,那么自然就设计到几个点:

  • 软中断的注册
  • 软中断的触发
  • 软中断的处理

内核版本中定义了10个软中断,并且系统不建议用户自己添加软中断,所以对于软中断基本用于已定义好的功用,而如果用户需要,可以使用其中的一个类型即TASKLET_SOFTIRQ

具体的软中断类型如下:

复制代码
 1 enum
 2 {
 3     HI_SOFTIRQ=0,
 4     TIMER_SOFTIRQ,
 5     NET_TX_SOFTIRQ,
 6     NET_RX_SOFTIRQ,
 7     BLOCK_SOFTIRQ,
 8     BLOCK_IOPOLL_SOFTIRQ,
 9     TASKLET_SOFTIRQ,
10     SCHED_SOFTIRQ,
11     HRTIMER_SOFTIRQ,
12     RCU_SOFTIRQ,    /* Preferable RCU should always be the last softirq */
13 
14     NR_SOFTIRQS
15 };
复制代码

 每个CPU维护一个软中断位图__softirq_pending,其实是一个32位的字段,每一位对应一个软中断。处理软中断时会获取当前CPU的软中断位图,根据各个位的设置,进行处理。

typedef struct {
    unsigned int __softirq_pending;
    unsigned int local_timer_irqs;
} ____cacheline_aligned irq_cpustat_t;
irq_cpustat_t irq_stat[NR_CPUS] ____cacheline_aligned;

#define __IRQ_STAT(cpu, member)    (irq_stat[cpu].member)
/* arch independent irq_stat fields */
#define local_softirq_pending() \\
    __IRQ_STAT(smp_processor_id(), __softirq_pending)

1、软中断的注册

软中断的核心机制是一张表,类似于IDT,包含32个softirq_vec结构,该结构很简单:就是一个函数地址,每个软中断对应其中的一个,所以现在也仅仅使用前10项。

struct softirq_action
{
    void    (*action)(struct softirq_action *);
    void    *data;
};
static struct softirq_action softirq_vec[32] __cacheline_aligned_in_smp;

系统通过open_softirq函数注册一个软中断,具体就是在softirq_vec数组中根据中断号设置其对应的处理例程。

softirq_init中初始化了TASKLET相关的处理函数。

 

void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action*), void *data)
{
    softirq_vec[nr].data = data;
    softirq_vec[nr].action = action;
}
void __init softirq_init(void)
{
    open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action, NULL);
    open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action, NULL);
}

nr是上面的一个枚举值,action便是对应软中断的处理函数。软中段执行时taskelet_action是执行的入口函数。

 1 static void tasklet_action(struct softirq_action *a)
 2 {
 3     struct tasklet_struct *list;
 4 
 5     local_irq_disable();
 6     list = __get_cpu_var(tasklet_vec).list;
 7     __get_cpu_var(tasklet_vec).list = NULL;
 8     local_irq_enable();
 9 
10     while (list) {
11         struct tasklet_struct *t = list;
12 
13         list = list->next;
14 
15         if (tasklet_trylock(t)) {
16             if (!atomic_read(&t->count)) {
17                 if (!test_and_clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state))
18                     BUG();
19                 t->func(t->data);
20                 tasklet_unlock(t);
21                 continue;
22             }
23             tasklet_unlock(t);
24         }
25 
26         local_irq_disable();
27         t->next = __get_cpu_var(tasklet_vec).list;
28         __get_cpu_var(tasklet_vec).list = t;
29         __raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ);
30         local_irq_enable();
31     }
32 }
static void tasklet_action(struct softirq_action *a)

Linux系统通过raise_softirq函数引发一个软中断,每个CPU有个软中断位图,有32位,最多可对应32个软中断,当置位图对应位为1时,表明触发了对应的软中断。在下次系统检查是否有软中断时就会被检测得到,从而进行处理。

复制代码
1 void raise_softirq(unsigned int nr)
2 {
3     unsigned long flags;
4 
5     local_irq_save(flags);
6     raise_softirq_irqoff(nr);
7     local_irq_restore(flags);
8 }
复制代码

对于tasklet,在tasklet_schedule()函数中会调用到raise_softirq。

static inline void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)
{
if (!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state))
__tasklet_schedule(t);
}
void fastcall __tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)
    -->struct tasklet_head per_cpu_tasklet_vec.list = t; //加入链表
    -->raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ);
        -->__raise_softirq_irqoff(nr);
            -->or_softirq_pending(1UL << (nr));
                -->local_softirq_pending() |= (1UL << (nr))//即struct irq_cpustat_t irq_stat[0].__softirq_pending |= (1UL << (nr)

处理时机:

软中断大概在三个地方会被检测是否存在,如果存在会进行处理:

  • 从一个硬件中断返回时
  • 在ksoftirqd内核线程中
  • 在那些显式检查和执行待处理的软中断的代码中

中断上下文:CPU处于处理中断上半部或者下半部,内核用in_interrupt来判断是否处于中断上下文。这是一个宏:

#define in_interrupt() (irq_count())

#define irq_count() (preempt_count() & (HARDIRQ_MASK | SOFTIRQ_MASK | NMI_MASK))

可以看到这里中断上下文包括硬件中断、软件中断、NMI中断。说到这里,出现了一个preempt_count(),LInux为每个进程的thread_info结构中维护了一个preempt_count字段,该字段是int型,因此有32位,用于支持内核抢占。当该字段为0的时候,表示当前允许内核抢占,否则不可以。具体请参考另一篇博文:Linux中的进程调度

处理过程:以从一个硬件中断返回时的情景为例分析,这也是tasklet的使用情景。

软中断的处理核心都在do_softirq函数。

asmlinkage void __exception asm_do_IRQ(unsigned int irq, struct pt_regs *regs)
    -->irq_exit();//硬件中断返回时检测软中断
        -->invoke_softirq();
            -->asmlinkage void __do_softirq(void)
                -->pending = local_softirq_pending();//获取挂起位
                    h = softirq_vec;//依次执行挂起位对应的处理函数
                    do {
                        if (pending & 1) {
                            h->action(h);
                            rcu_bh_qsctr_inc(cpu);
                        }
                        h++;
                        pending >>= 1;
                    } while (pending);

对于tasklet的软中断处理函数执行过程解析如下:

struct tasklet_struct
{
    struct tasklet_struct *next;
    unsigned long state;
    atomic_t count;
    void (*func)(unsigned long);
    unsigned long data;
};                    
static void tasklet_action(struct softirq_action *a)
    struct tasklet_struct *list = __get_cpu_var(tasklet_vec).list //查找__tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)时加入的链表
        -->遍历链表,执行每一个tasklet_struct结构中的func函数

 

为什么要使用工作队列work queue?(work queue和软中断的区别)
上面我们介绍的可延迟函数运行在中断上下文中(软中断的一个检查点就是do_IRQ退出的时候),于是导致了一些问题:软中断不能睡眠、不能阻塞。由于中断上下文出于内核态,没有进程切换,所以如果软中断一旦睡眠或者阻塞,将无法退出这种状态,导致内核会整个僵死。但可阻塞函数不能用在中断上下文中实现,必须要运行在进程上下文中,例如访问磁盘数据块的函数。因此,可阻塞函数不能用软中断来实现。但是它们往往又具有可延迟的特性。
因此在2.6版的内核中出现了在内核态运行的工作队列(替代了2.4内核中的任务队列)。它也具有一些可延迟函数的特点(需要被激活和延后执行),但是能够能够在不同的进程间切换,以完成不同的工作。

 关于工作队列的实现机制,参考Linux工作队列实现机制  Linux内核:工作队列

以上是关于Linux中断底半部机制的主要内容,如果未能解决你的问题,请参考以下文章

linux 中断底半部机制对比(任务队列,工作队列,软中断)--由linux RS485引出的血案转

linux 内核中断机制

Linux驱动开发-中断分层机制笔记 6

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i.MX6ULL驱动开发 | 17 - Linux中断机制及使用方法(taskletworkqueue软中断)

i.MX6ULL驱动开发 | 17 - Linux中断机制及使用方法(taskletworkqueue软中断)