Linux 内核软中断(softirq)执行分析

petterla

本文对 Linux 内核软中断的执行流程进行了分析，并尽可能的结合当前运
行环境详细地写出我的理解，但这并不表明我的理解一定正确。这本是论坛
里的一篇帖子，发出来是为了抛砖引玉，如果您在阅读本文时发现了我的错
误，还望得到您的指正。


今天无意中看了眼 2.6 内核的软中断实现，发现和以前我看到的大不相同
（以前也是走马观花，不大仔细），可以说改动很大。连 softirq 的调用
点都不一样了，以前是三个调用点，今天搜索了一下源代码，发现在多出了
ksoftirqd 后，softirq 在系统中的调用点仅是在 ISR 返回时和使用了
local_bh_enable() 函数后被调用了。网卡部分的显示调用，我觉得应该不
算是系统中的调用点。ksoftirqd 返回去调用 do_softirq() 函数应该也只
能算是其中的一个分支，因为其本身从源头上来讲也还是在 ISR 返回时
irq_exit() 调用的。这样一来就和前些日子写的那份笔记（Windows/Linux
/Solaris 软中断机制）里介绍的 Linux 内核部分的软中断有出处了，看来
以后讨论 Linux kernel 代码一定要以内核版本为前题，要不非乱了不可。
得买本 Linux 方面的书了，每次上来直接看相关代码也不是回事，时间也
不允许。


//
// do_IRQ 函数执行完硬件 ISR 后退出时调用此函数。
//

void irq_exit(void)
{
  account_system_vtime(current);
  trace_hardirq_exit();
  sub_preempt_count(IRQ_EXIT_OFFSET);

    //
    // 判断当前是否有硬件中断嵌套，并且是否有软中断在
    // pending 状态，注意：这里只有两个条件同时满足
    // 时，才有可能调用 do_softirq() 进入软中断。也就是
    // 说确认当前所有硬件中断处理完成，且有硬件中断安装了
    // 软中断处理时理时才会进入。
    //
  if (!in_interrupt() && local_softirq_pending())

        //
        // 其实这里就是调用 do_softirq() 执行
        //
    invoke_softirq();
  preempt_enable_no_resched();
}


#ifndef __ARCH_HAS_DO_SOFTIRQ

asmlinkage void do_softirq(void)
{
  __u32 pending;
  unsigned long flags;

    //
    // 这个函数判断，如果当前有硬件中断嵌套，或者
    // 有软中断正在执行时候，则马上返回。在这个
    // 入口判断主要是为了与 ksoftirqd 互斥。
    //
  if (in_interrupt())
    return;

    //
    // 关中断执行以下代码
    //
  local_irq_save(flags);

    //
    // 判断是否有 pending 的软中断需要处理。
    //
  pending = local_softirq_pending();

    //
    // 如果有则调用 __do_softirq() 进行实际处理
    //
  if (pending)
    __do_softirq();

    //
    // 开中断继续执行
    //
  local_irq_restore(flags);
}


//
// 最大软中断调用次数为 10 次。
//

#define MAX_SOFTIRQ_RESTART 10

asmlinkage void __do_softirq(void)
{
    //
    // 软件中断处理结构，此结构中包括了 ISR 中
    // 注册的回调函数。
    //
  struct softirq_action *h;
  __u32 pending;
  int max_restart = MAX_SOFTIRQ_RESTART;
  int cpu;

    //
    // 得到当前所有 pending 的软中断。
    //
  pending = local_softirq_pending();
  account_system_vtime(current);

    //
    // 执行到这里要屏蔽其他软中断，这里也就证明了
    // 每个 CPU 上同时运行的软中断只能有一个。
    //
  __local_bh_disable((unsigned long)__builtin_return_address(0));
  trace_softirq_enter();

    //
    // 针对 SMP 得到当前正在处理的 CPU
    //
  cpu = smp_processor_id();
//
// 循环标志
//
restart:
    //
    // 每次循环在允许硬件 ISR 强占前，首先重置软中断
    // 的标志位。
    //
  /* Reset the pending bitmask before enabling irqs */
  set_softirq_pending(0);

    //
    // 到这里才开中断运行，注意：以前运行状态一直是关中断
    // 运行，这时当前处理软中断才可能被硬件中断抢占。也就
    // 是说在进入软中断时不是一开始就会被硬件中断抢占。只有
    // 在这里以后的代码才可能被硬件中断抢占。
    //
  local_irq_enable();

    //
    // 这里要注意，以下代码运行时可以被硬件中断抢占，但
    // 这个硬件 ISR 执行完成后，它的所注册的软中断无法马上运行，
    // 别忘了，现在虽是开硬件中断执行，但前面的 __local_bh_disable()
    // 函数屏蔽了软中断。所以这种环境下只能被硬件中断抢占，但这
    // 个硬中断注册的软中断回调函数无法运行。要问为什么，那是因为
    // __local_bh_disable() 函数设置了一个标志当作互斥量，而这个
    // 标志正是上面的 irq_exit() 和 do_softirq() 函数中的
    // in_interrupt() 函数判断的条件之一，也就是说 in_interrupt()
    // 函数不仅检测硬中断而且还判断了软中断。所以在这个环境下触发
    // 硬中断时注册的软中断，根本无法重新进入到这个函数中来，只能
    // 是做一个标志，等待下面的重复循环（最大 MAX_SOFTIRQ_RESTART）
    // 才可能处理到这个时候触发的硬件中断所注册的软中断。
    //


    //
    // 得到软中断向量表。
    //
  h = softirq_vec;

    //
    // 循环处理所有 softirq 软中断注册函数。
    //
  do {
        //
        // 如果对应的软中断设置 pending 标志则表明
        // 需要进一步处理它所注册的函数。
        //
    if (pending & 1) {
            //
            // 在这里执行了这个软中断所注册的回调函数。
            //
      h->action(h);
      rcu_bh_qsctr_inc(cpu);
    }
    //
    // 继续找，直到把软中断向量表中所有 pending 的软
    // 中断处理完成。
    //
    h++;

        //
        // 从代码里可以看出按位操作，表明一次循环只
        // 处理 32 个软中断的回调函数。
        //
    pending >>= 1;
  } while (pending);

    //
    // 关中断执行以下代码。注意：这里又关中断了，下面的
    // 代码执行过程中硬件中断无法抢占。
    //
  local_irq_disable();

    //
    // 前面提到过，在刚才开硬件中断执行环境时只能被硬件中断
    // 抢占，在这个时候是无法处理软中断的，因为刚才开中
    // 断执行过程中可能多次被硬件中断抢占，每抢占一次就有可
    // 能注册一个软中断，所以要再重新取一次所有的软中断。
    // 以便下面的代码进行处理后跳回到 restart 处重复执行。
    //
  pending = local_softirq_pending();

    //
    // 如果在上面的开中断执行环境中触发了硬件中断，且每个都
    // 注册了一个软中断的话，这个软中断会设置 pending 位，
    // 但在当前一直屏蔽软中断的环境下无法得到执行，前面提
    // 到过，因为 irq_exit() 和 do_softirq() 根本无法进入到
    // 这个处理过程中来。这个在上面详细的记录过了。那么在
    // 这里又有了一个执行的机会。注意：虽然当前环境一直是
    // 处于屏蔽软中断执行的环境中，但在这里又给出了一个执行
    // 刚才在开中断环境过程中触发硬件中断时所注册的软中断的
    // 机会，其实只要理解了软中断机制就会知道，无非是在一些特
    // 定环境下调用 ISR 注册到软中断向量表里的函数而已。
    //

    //
    // 如果刚才触发的硬件中断注册了软中断，并且重复执行次数
    // 没有到 10 次的话，那么则跳转到 restart 标志处重复以上
    // 所介绍的所有步骤：设置软中断标志位，重新开中断执行...
    // 注意：这里是要两个条件都满足的情况下才可能重复以上步骤。
    //
  if (pending && --max_restart)
    goto restart;

    //
    // 如果以上步骤重复了 10 次后还有 pending 的软中断的话，
    // 那么系统在一定时间内可能达到了一个峰值，为了平衡这点。
    // 系统专门建立了一个 ksoftirqd 线程来处理，这样避免在一
    // 定时间内负荷太大。这个 ksoftirqd 线程本身是一个大循环，
    // 在某些条件下为了不负载过重，它是可以被其他进程抢占的，
    // 但注意，它是显示的调用了 preempt_xxx() 和 schedule()
    // 才会被抢占和切换的。这么做的原因是因为在它一旦调用
    // local_softirq_pending() 函数检测到有 pending 的软中断
    // 需要处理的时候，则会显示的调用 do_softirq() 来处理软中
    // 断。也就是说，下面代码唤醒的 ksoftirqd 线程有可能会回
    // 到这个函数当中来，尤其是在系统需要响应很多软中断的情况
    // 下，它的调用入口是 do_softirq()，这也就是为什么在 do_softirq()
    // 的入口处也会用 in_interrupt() 函数来判断是否有软中断
    // 正在处理的原因了，目的还是为了防止重入。ksoftirqd 实现
    // 看下面对 ksoftirqd() 函数的分析。
    //
  if (pending)

        //
        // 此函数实际是调用 wake_up_process() 来唤醒 ksoftirqd
        //
    wakeup_softirqd();

  trace_softirq_exit();

  account_system_vtime(current);

    //
    // 到最后才开软中断执行环境，允许软中断执行。注意：这里
    // 使用的不是 local_bh_enable()，不会再次触发 do_softirq()
    // 的调用。
    //
  _local_bh_enable();
}



static int ksoftirqd(void * __bind_cpu)
{

    //
    // 显示调用此函数设置当前进程的静态优先级。当然，
    // 这个优先级会随调度器策略而变化。
    //
  set_user_nice(current, 19);

    //
    // 设置当前进程不允许被挂启
    //
  current->flags |= PF_NOFREEZE;

    //
    // 设置当前进程状态为可中断的状态，这种睡眠状
    // 态可响应信号处理等。
    //
  set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);

    //
    // 下面是一个大循环，循环判断当前进程是否会停止，
    // 不会则继续判断当前是否有 pending 的软中断需
    // 要处理。
    //
  while (!kthread_should_stop()) {

        //
        // 如果可以进行处理，那么在此处理期间内禁止
        // 当前进程被抢占。
        //
    preempt_disable();

        //
        // 首先判断系统当前没有需要处理的 pending 状态的
        // 软中断
        //
    if (!local_softirq_pending()) {

            //
            // 没有的话在主动放弃 CPU 前先要允许抢占，因为
            // 一直是在不允许抢占状态下执行的代码。
            //
      preempt_enable_no_resched();

            //
            // 显示调用此函数主动放弃 CPU 将当前进程放入睡眠队列，
            // 并切换新的进程执行（调度器相关不记录在此）
            //
      schedule();

            //
            // 注意：如果当前显示调用 schedule() 函数主动切换的进
            // 程再次被调度执行的话，那么将从调用这个函数的下一条
            // 语句开始执行。也就是说，在这里当前进程再次被执行的
            // 话，将会执行下面的 preempt_disable() 函数。
            //

            //
            // 当进程再度被调度时，在以下处理期间内禁止当前进程
            // 被抢占。
            //
      preempt_disable();
    }

        //
        // 设置当前进程为运行状态。注意：已经设置了当前进程不可抢占
        // 在进入循环后，以上两个分支不论走哪个都会执行到这里。一是
        // 进入循环时就有 pending 的软中断需要执行时。二是进入循环时
        // 没有 pending 的软中断，当前进程再次被调度获得 CPU 时继续
        // 执行时。
        //
    __set_current_state(TASK_RUNNING);

        //
        // 循环判断是否有 pending 的软中断，如果有则调用 do_softirq()
        // 来做具体处理。注意：这里又是一个 do_softirq() 的入口点，
        // 那么在 __do_softirq() 当中循环处理 10 次软中断的回调函数
        // 后，如果还有 pending 的话，会又调用到这里。那么在这里则
        // 又会有可能去调用 __do_softirq() 来处理软中断回调函数。在前
        // 面介绍 __do_softirq() 时已经提到过，处理 10 次还处理不完的
        // 话说明系统正处于繁忙状态。根据以上分析，我们可以试想如果在
        // 系统非常繁忙时，这个进程将会与 do_softirq() 相互交替执行，
        // 这时此进程占用 CPU 应该会很高，虽然下面的 cond_resched()
        // 函数做了一些处理，它在处理完一轮软中断后当前处理进程可能会
        // 因被调度而减少 CPU 负荷，但是在非常繁忙时这个进程仍然有可
        // 能大量占用 CPU。
        //
    while (local_softirq_pending()) {
      /* Preempt disable stops cpu going offline.
       If already offline, we'll be on wrong CPU:
       don't process */
      if (cpu_is_offline((long)__bind_cpu))

                //
                // 如果当前被关联的 CPU 无法继续处理则跳转
                // 到 wait_to_die 标记出，等待结束并退出。
                //
        goto wait_to_die;

            //
            // 执行 do_softirq() 来处理具体的软中断回调函数。注
            // 意：如果此时有一个正在处理的软中断的话，则会马上
            // 返回，还记得前面介绍的 in_interrupt() 函数么。
            //
      do_softirq();

            //
            // 允许当前进程被抢占。
            //
      preempt_enable_no_resched();
            
            //
            // 这个函数有可能间接的调用 schedule() 来切换当前
            // 进程，而且上面已经允许当前进程可被抢占。也就是
            // 说在处理完一轮软中断回调函数时，有可能会切换到
            // 其他进程。我认为这样做的目的一是为了在某些负载
            // 超标的情况下不至于让这个进程长时间大量的占用 CPU，
            // 二是让在有很多软中断需要处理时不至于让其他进程
            // 得不到响应。
            //
      cond_resched();

            //
            // 禁止当前进程被抢占。
            //
      preempt_disable();

            //
            // 处理完所有软中断了吗？没有的话继续循环以上步骤
            //
    }

        //
        // 待一切都处理完成后，允许当前进程被抢占，并设置
        // 当前进程状态为可中断状态，继续循环以上所有过程。
        //
    preempt_enable();
    set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
  }
  
    //
    // 如果将会停止则设置当前进程为运行状态后直接返回。
    // 调度器会根据优先级来使当前进程运行。
    //
  __set_current_state(TASK_RUNNING);
  return 0;

//
// 一直等待到当前进程被停止
//
wait_to_die:

    //
    // 允许当前进程被抢占。
    //
  preempt_enable();
  /* Wait for kthread_stop */

    //
    // 设置当前进程状态为可中断的状态，这种睡眠状
    // 态可响应信号处理等。
    //
  set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);

    //
    // 判断当前进程是否会被停止，如果不是的话
    // 则设置进程状态为可中断状态并放弃当前 CPU
    // 主动切换。也就是说这里将一直等待当前进程
    // 将被停止时候才结束。
    //
  while (!kthread_should_stop()) {
    schedule();
    set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
  }

    //
    // 如果将会停止则设置当前进程为运行状态后直接返回。
    // 调度器会根据优先级来使当前进程运行。
    //
  __set_current_state(TASK_RUNNING);
  return 0;
}