Linux中断子系统（三）-softirq和tasklet

背景

Read the fucking source code! --By 鲁迅
A picture is worth a thousand words. --By 高尔基

说明：

Kernel版本：4.14
ARM64处理器，Contex-A53，双核
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：

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；
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；
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；

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：

task_struct
thread_info.preempt_count
context

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：

softirq_vec[]
irq_desc[]
handler
tasklet_action
handler

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；

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：

《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

!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：

invoke_softirq
threadirqs
wakeup_softirqd
__do_softirq

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：

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

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
```

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：

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

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：

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

```
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：

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

DEFINE_PER_CPU(struct tasklet_head, tasklet_vec)
tasklet_head
struct tasklet_struct
tasklet
tasklet_vec
tasklet_vec_hi
tasklet_vec

struct tasklet_struct
tasklet
next
state
func
task_init()

3.2 流程分析

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

tasklet_action
softirq_init
open_softirq

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)；