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:
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)
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:
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 };
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 }
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。
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 }
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