Linux中断子系统（三）-softirq和tasklet
背景
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Read the fucking source code!--By 鲁迅 -
A picture is worth a thousand words.--By 高尔基
说明：
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Kernel版本：4.14
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ARM64处理器，Contex-A53，双核
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使用工具：Source Insight 3.5， Visio
1. 概述
中断子系统中有一个重要的设计机制，那就是 Top-half和Bottom-half
，将紧急的工作放置在 Top-half
中来处理，而将耗时的工作放置在 Bottom-half
中来处理，这样确保 Top-half
能尽快完成处理，那么为什么需要这么设计呢？看一张图就明白了：
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ARM处理器在进行中断处理时，处理器进行异常模式切换，此时会将中断进行关闭，处理完成后再将中断打开；
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如果中断不分上下半部处理，那么意味着只有等上一个中断完成处理后才会打开中断，下一个中断才能得到响应。当某个中断处理处理时间较长时，很有可能就会造成其他中断丢失而无法响应，这个显然是难以接受的，比如典型的时钟中断，作为系统的脉搏，它的响应就需要得到保障；
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中断分成上下半部处理可以提高中断的响应能力，在上半部处理完成后便将中断打开（通常上半部处理越快越好），这样就可以响应其他中断了，等到中断退出的时候再进行下半部的处理；
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Bottom-half softirq tasklet workqueue tasklet softirq
在中断处理过程中，离不开各种上下文的讨论，了解不同上下文的区分有助于中断处理的理解，所以，还是来一张老图吧：
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task_struct thread_info.preempt_count context
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PREEMPT_BITS：用于记录禁止抢占的次数，禁止抢占一次该值就加1，使能抢占该值就减1； -
SOFTIRQ_BITS：用于同步处理，关掉下半部的时候加1，打开下半部的时候减1； -
HARDIRQ_BITS：用于表示处于硬件中断上下文中；
前戏结束了，直奔主题吧。
2. softirq
2.1 初始化
softirq
不支持动态分配，Linux kernel提供了静态分配，关键的结构体描述如下，可以类比硬件中断来理解：
/* 支持的软中断类型，可以认为是软中断号， 其中从上到下优先级递减 */
enum
{
HI_SOFTIRQ=0, /* 最高优先级软中断 */
TIMER_SOFTIRQ, /* Timer定时器软中断 */
NET_TX_SOFTIRQ, /* 发送网络数据包软中断 */
NET_RX_SOFTIRQ, /* 接收网络数据包软中断 */
BLOCK_SOFTIRQ, /* 块设备软中断 */
IRQ_POLL_SOFTIRQ, /* 块设备软中断 */
TASKLET_SOFTIRQ, /* tasklet软中断 */
SCHED_SOFTIRQ, /* 进程调度及负载均衡的软中断 */
HRTIMER_SOFTIRQ, /* Unused, but kept as tools rely on thenumbering. Sigh! */
RCU_SOFTIRQ, /* Preferable RCU should always be the last softirq， RCU相关的软中断 */
NR_SOFTIRQS
};
/* 软件中断描述符，只包含一个handler函数指针 */
struct softirq_action {
void (*action)(struct softirq_action *);
};
/* 软中断描述符表，实际上就是一个全局的数组 */
static struct softirq_action softirq_vec[NR_SOFTIRQS] __cacheline_aligned_in_smp;
/* CPU软中断状态描述，当某个软中断触发时，__softirq_pending会置位对应的bit */
typedef struct {
unsigned int __softirq_pending;
unsigned int ipi_irqs[NR_IPI];
} ____cacheline_aligned irq_cpustat_t;
/* 每个CPU都会维护一个状态信息结构 */
irq_cpustat_t irq_stat[NR_CPUS] ____cacheline_aligned;
/* 内核为每个CPU都创建了一个软中断处理内核线程 */
DEFINE_PER_CPU(struct task_struct *, ksoftirqd);
来一张图吧：
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softirq_vec[] irq_desc[] handler tasklet_action handler
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软中断可以在不同的CPU上并行运行，在同一个CPU上只能串行执行；
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irq_cpustat_t __softirq_pending 1UL << XXX_SOFTIRQ
2.2 流程分析
2.2.1 软中断注册
中断处理流程中设备驱动通过 request_irq/request_threaded_irq
接口来注册中断处理函数，而在软中断处理流程中，通过 open_softirq
接口来注册，由于它实在是太简单了，我忍不住想把代码贴上来：
void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action *))
{
softirq_vec[nr].action = action;
}
也就是将软中断描述符表中对应描述符的 handler
函数指针指向对应的函数即可，以便软中断到来时进行回调。
那么，问题来了，什么时候进行软中断函数回调呢？
2.2.2 软中断执行之一：中断处理后
先看第一种情况，用图片来回答问题：
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《Linux中断子系统（二）-通用框架处理》文章中讲述了整个中断处理流程，在接收到中断信号后，处理器进行异常模式切换，并跳转到异常向量表处进行执行，关键的流程为：el0_irq->irq_handler->handle_arch_irq(gic->handle_irq)->handle_domain_irq->__handle_domain_irq； -
__handle_domain_irq irq_enter irq_exit preempt_count_add/preempt_count_sub HARDIRQ_OFFSET
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!in_interrupt() && local_softirq_pending !in_interrupt() in_nmi in_irq in_softirq（Bottom-half disable） in_serving_softirq local_softirq_pending
软中断执行的入口就是 invoke_softirq
，继续分析一波：
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invoke_softirq threadirqs wakeup_softirqd __do_softirq
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ksoftirqd smpboot_register_percpu_thread run_ksoftirqd __do_softirq
上图中的逻辑可以看出，最终的核心处理都放置在 __do_softirq
函数中完成：
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local_softirq_pending函数用于读取__softirq_pending字段，可以类比于设备驱动中的状态寄存器，用于判断是否有软中断处理请求； -
软中断处理时会关闭
Bottom-half，处理完后再打开； -
软中断处理时，会打开本地中断，处理完后关闭本地中断 Top-half Bottom-half Bottom-half Bottom-half
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while(softirq_bit = ffs(pending))，循环读取状态位，直到处理完每一个软中断请求； -
while restart wakeup_sotfirqd
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time_before(jiffies, MAX_SOFTIRQ_TIME)，软中断处理时间小于两毫秒； -
!need_resched，当前没有进程调度的请求； -
max_restart = MAX_SOFTIRQ_RESTART restart trade-off
__do_softirq
既然可以在中断处理过程中调用，也可以在 ksoftirqd
中调用，那么 softirq
的执行可能有两种context，插张图吧：
让我们来思考最后一个问题：硬件中断触发的时候是通过硬件设备的电信号，那么软中断的触发是通过什么呢？答案是通过 raise_softirq
接口：
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可以在中断处理过程中调用
raise_softirq来进行软中断处理请求，处理的实际也就是上文中提到过的irq_exit退出硬件中断上下文之后再处理； -
raise_softirq_irqoff or_softirq_pending irq_stat __softirq_pending
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raise_softirq_irqoff函数中，会判断当前的请求的上下文环境，如果不在中断上下文中，就可以通过唤醒内核线程来处理，如果在中断上下文中处理，那就不执行； -
多说一句，在软中断整个处理流程中，会经常看到
in_interrupt()的条件判断，这个可以确保软中断在CPU上的串行执行，避免嵌套；
2.2.3 软中断执行之二：Bottom-half Enable后
第二种软中断执行的时间点，在 Bottom-half
使能的时候，通常用于并发处理，进程空间上下文中进行调用：
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在讨论并发专题的时候，我们谈到过
Bottom-half与进程之间能产生资源争夺的情况，如果在软中断和进程之间有临界资源（软中断上下文优先级高于进程上下文），那么可以在进程上下文中调用local_bh_disable/local_bh_enable来对临界资源保护； -
图中左侧的函数，都是用于打开
Bottom-half的接口，可以看出是spin_lock_bh/read_lock_bh/write_lock_bh等并发处理接口的变种形式调用； -
__local_bh_enable_ip函数中，首先判断调用该本接口时中断是否是关闭的，如果已经关闭了再操作BH接口就会告警； -
preempt_count_sub preempt_count_add thread_info->preempt_count __local_bh_enable_ip cnt preempt_count_sub(cnt-1) preempt_count_dec preempt_count_sub(cnt-1) thread_info->preempt_count do_softirq preempt_count_dec
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Bottom-half Bottom-half Bottom-half
3. tasklet
从上文中分析可以看出， tasklet
是软中断的一种类型，那么两者有啥区别呢？先说结论吧：
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软中断类型内核中都是静态分配，不支持动态分配，而
tasklet支持动态和静态分配，也就是驱动程序中能比较方便的进行扩展； -
软中断可以在多个CPU上并行运行，因此需要考虑可重入问题，而
tasklet会绑定在某个CPU上运行，运行完后再解绑，不要求重入问题，当然它的性能也就会下降一些；
3.1 数据结构
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DEFINE_PER_CPU(struct tasklet_head, tasklet_vec) tasklet_head struct tasklet_struct tasklet tasklet_vec tasklet_vec_hi tasklet_vec
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struct tasklet_struct tasklet next state func task_init()
3.2 流程分析
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tasklet本质上是一种软中断，所以它的调用流程与上文中讨论的软中断流程是一致的； -
tasklet tasklet_schedule tasklet tasklet raise_softirq_irqoff
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tasklet_action softirq_init open_softirq
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tasklet_action tasklet_vec list list t->func() continue tasklet tasklet_vec
3.3 接口
简单贴一下接口吧：
/* 静态分配tasklet */
DECLARE_TASKLET(name, func, data)
/* 动态分配tasklet */
void tasklet_init(struct tasklet_struct *t, void (*func)(unsigned long), unsigned long data);
/* 禁止tasklet被执行，本质上是增加tasklet_struct->count值，以便在调度时不满足执行条件 */
void tasklet_disable(struct tasklet_struct *t);
/* 使能tasklet，与tasklet_diable对应 */
void tasklet_enable(struct tasklet_struct *t);
/* 调度tasklet，通常在设备驱动的中断函数里调用 */
void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t);
/* 杀死tasklet，确保不被调度和执行， 主要是设置state状态位 */
void tasklet_kill(struct tasklet_struct *t)；
收工！
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