Linux 内核 tasklet 机制和工作队列zz

Posted 2020-10-19 soul.stone

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1. Tasklet机制分析

上面我们介绍了软中断机制，linux内核为什么还要引入tasklet机制呢？主要原因是软中断的pending标志位也就32位，一般情况是不随意增加软中断处理的。而且内核也没有提供通用的增加软中断的接口。其次内，软中断处理函数要求可重入，需要考虑到竞争条件比较多，要求比较高的编程技巧。所以内核提供了tasklet这样的一种通用的机制。

其实每次写总结的文章，总是想把细节的东西说明白，所以越写越多。这样做的好处是能真正理解其中的机制。但是，内容太多的一个坏处就是难道记忆，所以，在讲清楚讲详细的同时，我还要把精髓总结出来。Tasklet的特点，也是tasklet的精髓就是：tasklet不能休眠，同一个tasklet不能在两个CPU上同时运行，但是不同tasklet可能在不同CPU上同时运行，则需要注意共享数据的保护。

主要的数据结构

static DEFINE_PER_CPU(struct tasklet_head, tasklet_vec);

static DEFINE_PER_CPU(struct tasklet_head, tasklet_hi_vec);

如何使用tasklet

使用tasklet比较简单，只需要初始化一个tasklet_struct结构体，然后调用tasklet_schedule,就能利用tasklet机制执行初始化的func函数。

static inline void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)
{
    if (!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state))
        __tasklet_schedule(t);
}

　　tasklet_schedule处理过程也比较简单，就是把tasklet_struct结构体挂到tasklet_vec链表或者挂接到tasklet_hi_vec链表上，并调度软中断TASKLET_SOFTIRQ或者HI_SOFTIRQ

void __tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)
{
    unsigned long flags;local_irq_save(flags);
    t->next = NULL;
    *__get_cpu_var(tasklet_vec).tail = t;
    __get_cpu_var(tasklet_vec).tail = &(t->next);
    raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ);
    local_irq_restore(flags);
}

EXPORT_SYMBOL(__tasklet_schedule);

void __tasklet_hi_schedule(struct tasklet_struct *t)
{
    unsigned long flags;
    
    local_irq_save(flags);
    t->next = NULL;
    *__get_cpu_var(tasklet_hi_vec).tail = t;
    __get_cpu_var(tasklet_hi_vec).tail = &(t->next);
    raise_softirq_irqoff(HI_SOFTIRQ);
    local_irq_restore(flags);
}

EXPORT_SYMBOL(__tasklet_hi_schedule);

　　

Tasklet执行过程

Tasklet_action在软中断TASKLET_SOFTIRQ被调度到后会被执行，它从tasklet_vec链表中把tasklet_struct结构体都取下来，然后逐个执行。如果t->count的值等于0，说明这个tasklet在调度之后，被disable掉了，所以会将tasklet结构体重新放回到tasklet_vec链表，并重新调度TASKLET_SOFTIRQ软中断，在之后enable这个tasklet之后重新再执行它。

static void tasklet_action(struct softirq_action *a)
{
    struct tasklet_struct *list;local_irq_disable();
    list = __get_cpu_var(tasklet_vec).head;
    __get_cpu_var(tasklet_vec).head = NULL;
    __get_cpu_var(tasklet_vec).tail = &__get_cpu_var(tasklet_vec).head;
    local_irq_enable();
    
    while (list)
    {
        struct tasklet_struct *t = list;
        
        list = list->next;
        
        if (tasklet_trylock(t))
        {
            if (!atomic_read(&t->count))
            {
                if (!test_and_clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state))
                    BUG();
                t->func(t->data);
                tasklet_unlock(t);
                continue;
            }
            tasklet_unlock(t);
        }
        
        local_irq_disable();
        t->next = NULL;
        *__get_cpu_var(tasklet_vec).tail = t;
        __get_cpu_var(tasklet_vec).tail = &(t->next);
        __raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ);
        local_irq_enable();
    }
}

　　

2. Linux工作队列

前面已经介绍了tasklet机制，有了tasklet机制为什么还要增加工作队列机制呢？我的理解是由于tasklet机制的限制，变形tasklet中的回调函数有很多的限制，比如不能有休眠的操作等等。而是用工作队列机制，需要处理的函数在进程上下文中调用，休眠操作都是允许的。但是工作队列的实时性不如tasklet，采用工作队列的例程可能不能在短时间内被调用执行。

数据结构说明

首先需要说明的是workqueue_struct和cpu_workqueue_struct这两个数据结构，创建一个工作队列首先需要创建workqueue_struct，然后可以在每个CPU上创建一个cpu_workqueue_struct管理结构体。

 

struct cpu_workqueue_struct
{
    spinlock_t lock;
    
    struct list_head worklist;
    wait_queue_head_t more_work;
    struct work_struct *current_work;
    
    struct workqueue_struct *wq;
    struct task_struct *thread;
    
    int run_depth;        /* Detect run_workqueue() recursion depth */
} ____cacheline_aligned;

/*
 * The externally visible workqueue abstraction is an array of
 * per-CPU workqueues:
 */
struct workqueue_struct
{
    struct cpu_workqueue_struct *cpu_wq;
    struct list_head list;
    const char *name;
    int singlethread;
    int freezeable;        /* Freeze threads during suspend */
    int rt;
#ifdef CONFIG_LOCKDEP
    struct lockdep_map lockdep_map;
#endif
};

　　Work_struct表示将要提交的处理的工作。

上面三个数据结构的关系如下图所示

介绍主要数据结构的目的并不是想要把工作队列具体的细节说明白，主要的目的是给大家一个总的架构的轮廓。具体的分析在下面展开。从上面的该模块主要数据结构的关系来看，主要需要分析如下几个问题：

1. Workqueque是怎样创建的，包括event/0内核进程的创建

2. Work_queue是如何提交到工作队列的

3. Event/0内核进程如何处理提交到队列上的工作

Workqueque的创建

首先申请了workqueue_struct结构体内存，cpu_workqueue_struct结构体的内存。然后在init_cpu_workqueue函数中对cpu_workqueue_struct结构体进行初始化。同时调用create_workqueue_thread函数创建处理工作队列的内核进程。

create_workqueue_thread中创建了如下的内核进程

p = kthread_create(worker_thread, cwq, fmt, wq->name, cpu);

最后调用start_workqueue_thread启动新创建的进程。

struct workqueue_struct *__create_workqueue_key(const char *name,
                                                int singlethread,
                                                int freezeable,
                                                int rt,
                                                struct lock_class_key *key,
                                                const char *lock_name)
{
    struct workqueue_struct *wq;
    struct cpu_workqueue_struct *cwq;
    int err = 0, cpu;wq = kzalloc(sizeof(*wq), GFP_KERNEL);
    if (!wq)
        return NULL;
    
    wq->cpu_wq = alloc_percpu(struct cpu_workqueue_struct);
    if (!wq->cpu_wq)
    {
        kfree(wq);
        return NULL;
    }
    
    wq->name = name;
    lockdep_init_map(&wq->lockdep_map, lock_name, key, 0);
    wq->singlethread = singlethread;
    wq->freezeable = freezeable;
    wq->rt = rt;
    INIT_LIST_HEAD(&wq->list);
    
    if (singlethread)
    {
        cwq = init_cpu_workqueue(wq, singlethread_cpu);
        err = create_workqueue_thread(cwq, singlethread_cpu);
        start_workqueue_thread(cwq, -1);
    }
    else
    {
        cpu_maps_update_begin();
        /*
         * We must place this wq on list even if the code below fails.
         * cpu_down(cpu) can remove cpu from cpu_populated_map before
         * destroy_workqueue() takes the lock, in that case we leak
         * cwq[cpu]->thread.
         */
        spin_lock(&workqueue_lock);
        list_add(&wq->list, &workqueues);
        spin_unlock(&workqueue_lock);
        /*
         * We must initialize cwqs for each possible cpu even if we
         * are going to call destroy_workqueue() finally. Otherwise
         * cpu_up() can hit the uninitialized cwq once we drop the
         * lock.
         */
        for_each_possible_cpu(cpu)
        {
            cwq = init_cpu_workqueue(wq, cpu);
            if (err || !cpu_online(cpu))
                continue;
            err = create_workqueue_thread(cwq, cpu);
            start_workqueue_thread(cwq, cpu);
        }
        cpu_maps_update_done();
    }
    
    if (err)
    {
        destroy_workqueue(wq);
        wq = NULL;
    }
    return wq;
}
EXPORT_SYMBOL_GPL(__create_workqueue_key);

　　

向工作队列中添加工作

Shedule_work 函数向工作队列中添加任务。这个接口比较简单，无非是一些队列操作，不再叙述。

/**
 * schedule_work - put work task in global workqueue
 * @work: job to be done
 *
 * This puts a job in the kernel-global workqueue.
 */
int schedule_work(struct work_struct *work)
{
    return queue_work(keventd_wq, work);
}
EXPORT_SYMBOL(schedule_work);

　　

工作队列内核进程的处理过程

在创建工作队列的时候，我们创建了一个或者多个进程来处理挂到队列上的工作。这个内核进程的主要函数体为worker_thread，这个函数比较有意思的地方就是，自己降低的优先级，说明worker_thread调度的优先级比较低。在系统负载大大时候，采用工作队列执行的操作可能存在较大的延迟。

就函数的执行流程来说是真心的简单，只是从队列中取出work，从队列中删除掉，清除掉pending标记，并执行work设置的回调函数。

static int worker_thread(void *__cwq)
{
    struct cpu_workqueue_struct *cwq = __cwq;
    DEFINE_WAIT(wait);if (cwq->wq->freezeable)
        set_freezable();
    
    set_user_nice(current, -5);
    
    for (;;)
    {
        prepare_to_wait(&cwq->more_work, &wait, TASK_INTERRUPTIBLE);
        if (!freezing(current) &&
            !kthread_should_stop() &&
            list_empty(&cwq->worklist))
            schedule();
        finish_wait(&cwq->more_work, &wait);
        
        try_to_freeze();
        
        if (kthread_should_stop())
            break;
        
        run_workqueue(cwq);
    }
    
    return 0;
}

static void run_workqueue(struct cpu_workqueue_struct *cwq)
{
    spin_lock_irq(&cwq->lock);
    cwq->run_depth++;
    if (cwq->run_depth > 3)
    {
        /* morton gets to eat his hat */
        printk("%s: recursion depth exceeded: %dn",
               __func__, cwq->run_depth);
        dump_stack();
    }
    while (!list_empty(&cwq->worklist))
    {
        struct work_struct *work = list_entry(cwq->worklist.next,
                                              struct work_struct, entry);
        work_func_t f = work->func;
#ifdef CONFIG_LOCKDEP
        /*
         * It is permissible to free the struct work_struct
         * from inside the function that is called from it,
         * this we need to take into account for lockdep too.
         * To avoid bogus "held lock freed" warnings as well
         * as problems when looking into work->lockdep_map,
         * make a copy and use that here.
         */
        struct lockdep_map lockdep_map = work->lockdep_map;
#endifcwq->current_work = work;
        list_del_init(cwq->worklist.next);
        spin_unlock_irq(&cwq->lock);
        
        BUG_ON(get_wq_data(work) != cwq);
        work_clear_pending(work);
        lock_map_acquire(&cwq->wq->lockdep_map);
        lock_map_acquire(&lockdep_map);
        f(work);
        lock_map_release(&lockdep_map);
        lock_map_release(&cwq->wq->lockdep_map);
        
        if (unlikely(in_atomic() || lockdep_depth(current) > 0))
        {
            printk(KERN_ERR "BUG: workqueue leaked lock or atomic: "
                   "%s/0x%08x/%dn",
                   current->comm, preempt_count(),
                   task_pid_nr(current));
            printk(KERN_ERR "    last function: ");
            print_symbol("%sn", (unsigned long)f);
            debug_show_held_locks(current);
            dump_stack();
        }
        
        spin_lock_irq(&cwq->lock);
        cwq->current_work = NULL;
    }
    cwq->run_depth--;
    spin_unlock_irq(&cwq->lock);
}