转:Linux 2.4.x内核软中断机制
源地址:http://www.ibm.com/developerworks/cn/linux/kernel/interrupt/
Linux 2.4.x内核软中断机制
简介: 本文从Linux内核几种软中断机制相互关系和发展沿革入手,分析了这些机制的实现方法,给出了它们的基本用法。
软中断概况
软中断是利用硬件中断的概念,用软件方式进行模拟,实现宏观上的异步执行效果。很多情况下,软中断和"信号"有些类似,同时,软中断又是和硬中断相对应的,"硬中断是外部设备对CPU的中断","软中断通常是硬中断服务程序对内核的中断","信号则是由内核(或其他进程)对某个进程的中断"(《Linux内核源代码情景分析》第三章)。软中断的一种典型应用就是所谓的"下半部"(bottom half),它的得名来自于将硬件中断处理分离成"上半部"和"下半部"两个阶段的机制:上半部在屏蔽中断的上下文中运行,用于完成关键性的处理动作;而下半部则相对来说并不是非常紧急的,通常还是比较耗时的,因此由系统自行安排运行时机,不在中断服务上下文中执行。bottom half的应用也是激励内核发展出目前的软中断机制的原因,因此,我们先从bottom half的实现开始。
bottom half
在Linux内核中,bottom half通常用"bh"表示,最初用于在特权级较低的上下文中完成中断服务的非关键耗时动作,现在也用于一切可在低优先级的上下文中执行的异步动作。最早的bottom half实现是借用中断向量表的方式,在目前的2.4.x内核中仍然可以看到:
static void (*bh_base[32])(void); /* kernel/softirq.c */ |
系统如此定义了一个函数指针数组,共有32个函数指针,采用数组索引来访问,与此相对应的是一套函数:
void init_bh(int nr,void (*routine)(void)); |
为第nr个函数指针赋值为routine。
void remove_bh(int nr); |
动作与init_bh()相反,卸下nr函数指针。
void mark_bh(int nr); |
标志第nr个bottom half可执行了。
由于历史的原因,bh_base各个函数指针位置大多有了预定义的意义,在v2.4.2内核里有这样一个枚举:
enum { |
并约定某个驱动使用某个bottom half位置,比如串口中断就约定使用SERIAL_BH,现在我们用得多的主要是TIMER_BH、TQUEUE_BH和IMMEDIATE_BH,但语义已经很不一样了,因为整个bottom half的使用方式已经很不一样了,这三个函数仅仅是在接口上保持了向下兼容,在实现上一直都在随着内核的软中断机制在变。现在,在2.4.x内核里,它用的是tasklet机制。
task queue
在介绍tasklet之前,有必要先看看出现得更早一些的task queue机制。显而易见,原始的bottom half机制有几个很大的局限,最重要的一个就是个数限制在32个以内,随着系统硬件越来越多,软中断的应用范围越来越大,这个数目显然是不够用的,而且,每个bottom half上只能挂接一个函数,也是不够用的。因此,在2.0.x内核里,已经在用task queue(任务队列)的办法对其进行了扩充,这里使用的是2.4.2中的实现。
task queue是在系统队列数据结构的基础上建成的,以下即为task queue的数据结构,定义在include/linux/tqueue.h中:
struct tq_struct { |
在使用时,按照下列步骤进行:
- DECLARE_TASK_QUEUE(my_tqueue); /* 定义一个my_tqueue,实际上就是一个以tq_struct为元素的list_head队列 */
- 说明并定义一个tq_struct变量my_task;
- queue_task(&my_task,&my_tqueue); /* 将my_task注册到my_tqueue中 */
- run_task_queue(&my_tqueue); /* 在适当的时候手工启动my_tqueue */
大多数情况下,都没有必要调用DECLARE_TASK_QUEUE()定义自己的task queue,因为系统已经预定义了三个task queue:
- tq_timer,由时钟中断服务程序启动;
- tq_immediate,在中断返回前以及schedule()函数中启动;
- tq_disk,内存管理模块内部使用。
一般使用tq_immediate就可以完成大多数异步任务了。
run_task_queue(task_queue *list)函数可用于启动list中挂接的所有task,可以手动调用,也可以挂接在上面提到的bottom half向量表中启动。以run_task_queue()作为bh_base[nr]的函数指针,实际上就是扩充了每个bottom half的函数句柄数,而对于系统预定义的tq_timer和tq_immediate的确是分别挂接在TQUEUE_BH和IMMEDIATE_BH上(注意,TIMER_BH没有如此使用,但TQUEUE_BH也是在do_timer()中启动的),从而可以用于扩充bottom half的个数。此时,不需要手工调用run_task_queue()(这原本就不合适),而只需调用mark_bh(IMMEDIATE_BH),让bottom half机制在合适的时候调度它。
tasklet
由上看出,task queue以bottom half为基础;而bottom half在v2.4.x中则以新引入的tasklet为实现基础。
之所以引入tasklet,最主要的考虑是为了更好的支持SMP,提高SMP多个CPU的利用率:不同的tasklet可以同时运行于不同的CPU上。在它的源码注释中还说明了几点特性,归结为一点,就是:同一个tasklet只会在一个CPU上运行。
struct tasklet_struct |
把上面的结构与tq_struct比较,可以看出,tasklet扩充了一点功能,主要是state属性,用于CPU间的同步。
tasklet的使用相当简单:
- 定义一个处理函数void my_tasklet_func(unsigned long);
- DECLARE_TASKLET(my_tasklet,my_tasklet_func,data); /* 定义一个tasklet结构my_tasklet,与my_tasklet_func(data)函数相关联,相当于DECLARE_TASK_QUEUE() */
- tasklet_schedule(&my_tasklet); /* 登记my_tasklet,允许系统在适当的时候进行调度运行,相当于queue_task(&my_task,&tq_immediate)和mark_bh(IMMEDIATE_BH) */
可见tasklet的使用比task queue更简单,而且,tasklet还能更好的支持SMP结构,因此,在新的2.4.x内核中,tasklet是建议的异步任务执行机制。除了以上提到的使用步骤外,tasklet机制还提供了另外一些调用接口:
DECLARE_TASKLET_DISABLED(name,function,data); /* 和DECLARE_TASKLET()类似,不过即使被调度到也不会马上运行,必须等到enable */
tasklet_enable(struct tasklet_struct *); /* tasklet使能 */
tasklet_disble(struct tasklet_struct *); /* 禁用tasklet,只要tasklet还没运行,则会推迟到它被enable */
tasklet_init(struct tasklet_struct *,void (*func)(unsigned long),unsigned long); /* 类似DECLARE_TASKLET() */
tasklet_kill(struct tasklet_struct *); /* 清除指定tasklet的可调度位,即不允许调度该tasklet,但不做tasklet本身的清除 */
前面提到过,在2.4.x内核中,bottom half是利用tasklet机制实现的,它表现在所有的bottom half动作都以一类tasklet的形式运行,这类tasklet与我们一般使用的tasklet不同。
在2.4.x中,系统定义了两个tasklet队列的向量表,每个向量对应一个CPU(向量表大小为系统能支持的CPU最大个数,SMP方式下目前2.4.2为32)组织成一个tasklet链表:
struct tasklet_head tasklet_vec[NR_CPUS] __cacheline_aligned; |
另外,对于32个bottom half,系统也定义了对应的32个tasklet结构:
struct tasklet_struct bh_task_vec[32]; |
在软中断子系统初始化时,这组tasklet的动作被初始化为bh_action(nr),而bh_action(nr)就会去调用bh_base[nr]的函数指针,从而与bottom half的语义挂钩。mark_bh(nr)被实现为调用tasklet_hi_schedule(bh_tasklet_vec+nr),在这个函数中,bh_tasklet_vec[nr]将被挂接在tasklet_hi_vec[cpu]链上(其中cpu为当前cpu编号,也就是说哪个cpu提出了bottom half的请求,则在哪个cpu上执行该请求),然后激发HI_SOFTIRQ软中断信号,从而在HI_SOFTIRQ的中断响应中启动运行。
tasklet_schedule(&my_tasklet)将把my_tasklet挂接到tasklet_vec[cpu]上,激发TASKLET_SOFTIRQ,在TASKLET_SOFTIRQ的中断响应中执行。HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ是softirq子系统中的术语,下一节将对它做介绍。
softirq
从前面的讨论可以看出,task queue基于bottom half,bottom half基于tasklet,而tasklet则基于softirq。
可以这么说,softirq沿用的是最早的bottom half思想,但在这个"bottom half"机制之上,已经实现了一个更加庞大和复杂的软中断子系统。
struct softirq_action |
这个softirq_vec[]仅比bh_base[]增加了action()函数的参数,在执行上,softirq比bottom half的限制更少。
和bottom half类似,系统也预定义了几个softirq_vec[]结构的用途,通过以下枚举表示:
enum |
HI_SOFTIRQ被用于实现bottom half,TASKLET_SOFTIRQ用于公共的tasklet使用,NET_TX_SOFTIRQ和NET_RX_SOFTIRQ用于网络子系统的报文收发。在软中断子系统初始化(softirq_init())时,调用了open_softirq()对HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ做了初始化:
void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action*), void *data) |
open_softirq()会填充softirq_vec[nr],将action和data设为传入的参数。TASKLET_SOFTIRQ填充为tasklet_action(NULL),HI_SOFTIRQ填充为tasklet_hi_action(NULL),在do_softirq()函数中,这两个函数会被调用,分别启动tasklet_vec[cpu]和tasklet_hi_vec[cpu]链上的tasklet运行。
static inline void __cpu_raise_softirq(int cpu, int nr) |
这个函数用来激活软中断,实际上就是第cpu号CPU的第nr号软中断的active位置1。在do_softirq()中将判断这个active位。tasklet_schedule()和tasklet_hi_schedule()都会调用这个函数。
do_softirq()有4个执行时机,分别是:从系统调用中返回(arch/i386/kernel/entry.S::ENTRY(ret_from_sys_call))、从异常中返回(arch/i386/kernel/entry.S::ret_from_exception标号)、调度程序中(kernel/sched.c::schedule()),以及处理完硬件中断之后(kernel/irq.c::do_IRQ())。它将遍历所有的softirq_vec,依次启动其中的action()。需要注意的是,软中断服务程序,不允许在硬中断服务程序中执行,也不允许在软中断服务程序中嵌套执行,但允许多个软中断服务程序同时在多个CPU上并发。
使用示例
softirq作为一种底层机制,很少由内核程序员直接使用,因此,这里的使用范例仅对其余几种软中断机制。
1.bottom half
原有的bottom half用法在drivers/char/serial.c中还能看到,包括三个步骤:
init_bh(SERIAL_BH,do_serial_bh); //在串口设备的初始化函数rs_init()中,do_serial_bh()是处理函数 |
尽管逻辑上还是这么三步,但在do_serial_bh()函数中的动作却是启动一个task queue:run_task_queue(&tq_serial),而在rs_sched_event()中,mark_bh()之前调用的则是queue_task(...,&tq_serial),也就是说串口bottom half已经结合task queue使用了。而那些更通用一些的bottom half,比如IMMEDIATE_BH,更是必须要与task queue结合使用,而且一般情况下,task queue也很少独立使用,而是与bottom half结合,这在下一节task queue使用示例中可以清楚地看到。
2.task queue
一般来说,程序员很少自己定义task queue,而是结合bottom half,直接使用系统预定义的tq_immediate等,尤以tq_immediate使用最频繁。看以下代码段,节选自drivers/block/floppy.c:
static struct tq_struct floppy_tq; //定义一个tq_struct结构变量floppy_tq,不需要作其他初始化动作 |
当然,我们还是可以定义并使用自己的task queue,而不用tq_immediate,在drivers/char/serial.c中提到的tq_serial就是串口驱动自己定义的:
static DECLARE_TASK_QUEUE(tq_serial); |
此时就需要自行调用run_task_queue(&tq_serial)来启动其中的函数了,因此并不常用。
3.tasklet
这是比task queue和bottom half更加强大的一套软中断机制,使用上也相对简单,见下面代码段:
1: void foo_tasklet_action(unsigned long t); |
这个比较完整的代码段利用一个反复执行的tasklet来完成一定的工作,首先在第3行定义foo_tasklet,与相应的动作函数foo_tasklet_action相关联,并指定foo_tasklet_action()的参数为0。虽然此处以0为参数,但也同样可以指定有意义的其他参数值,但需要注意的是,这个参数值在定义的时候必须是有固定值的变量或常数(如上例),也就是说可以定义一个全局变量,将其地址作为参数传给foo_tasklet_action(),例如:
int flags; |
这样就可以通过改变flags的值将信息带入tasklet中。直接在DECLARE_TASKLET处填写flags,gcc会报"initializer element is not constant"错。
第9、10行是一种RESCHEDULE的技术。我们知道,一个tasklet执行结束后,它就从执行队列里删除了,要想重新让它转入运行,必须重新调用tasklet_schedule(),调用的时机可以是某个事件发生的时候,也可以是像这样在tasklet动作中。而这种reschedule技术将导致tasklet永远运行,因此在子系统退出时,应该有办法停止tasklet。stop_tasklet变量和tasklet_kill()就是干这个的。
参考资料
- 《Linux内核源代码情景分析》,毛德操、胡希明著,2001年9月浙江大学出版社
- 《Linux内核2.4版源代码分析大全》,李善平等著,2002年1月机械工业出版社
- 《Linux Device Drivers》,Alessandro Rubini & Jonathan Corbet,2001年8月 O'Reilly
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