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在上一篇文章中，我们看到中断实际分为了两个部分，俗称就是一部分是硬中断，一部分是软中断。软中断是专门用于处理中断过程中费时费力的操作，而为什么系统要分硬中断和软中断呢？问得明白点就是为什么需要软中断。我们可以试着想想，如果只有硬中断的情况下，我们需要在中断处理过程中执行一些耗时的操作，比如浮点数运算，复杂算法的运算时，其他的外部中断就不能得到及时的响应，因为在硬中断过程中中断是关闭着的，甚至一些很紧急的中断会得不到响应，系统稳定性和及时性都受到很大影响。所以linux为了解决上述这种情况，将中断处理分为了两个部分，硬中断和软中断。首先一个外部中断得到响应时，会先关中断，并进入到硬中断完成较为紧急的操作，然后开中断，并在软中断执行那些非紧急、可延时执行的操作；在这种情况下，紧急操作可以立即执行，而其他的外部中断也可以获得一个较为快速的响应。这也是软中断存在的必要性。在软中断过程中是不可以被抢占也不能被阻塞的，也不能在一个给定的CPU上交错执行。
软中断
软中断是在中断框架中专门用于处理非紧急操作的，在SMP系统中，软中断可以并发地运行在多个CPU上，但在一些路径在需要使用自旋锁进行保护。在系统中，很多东西都分优先级，软中断也不例外，有些软中断要求更快速的响应运行，在内核中软中断一共分为10个，同时也代表着10种不同的优先级，系统用一个枚举变量表示：
enum
{
HI_SOFTIRQ=, /* 高优先级tasklet */ /* 优先级最高 */
TIMER_SOFTIRQ, /* 时钟相关的软中断 */
NET_TX_SOFTIRQ, /* 将数据包传送到网卡 */
NET_RX_SOFTIRQ, /* 从网卡接收数据包 */
BLOCK_SOFTIRQ, /* 块设备的软中断 */
BLOCK_IOPOLL_SOFTIRQ, /* 支持IO轮询的块设备软中断 */
TASKLET_SOFTIRQ, /* 常规tasklet */
SCHED_SOFTIRQ, /* 调度程序软中断 */
HRTIMER_SOFTIRQ, /* 高精度计时器软中断 */
RCU_SOFTIRQ, /* RCU锁软中断，该软中断总是最后一个软中断 */ /* 优先级最低 */ NR_SOFTIRQS /* 软中断数，为10 */
};
注释中的tasklet我们之后会说明，这里先无视它。每一个优先级的软中断都使用一个struct softirq_action结构来表示，在这个结构中，只有一个成员变量，就是action函数指针，因为不同的软中断它的处理方式可能不同，从优先级表中就可以看出来，有块设备的，也有网卡处理的。系统将这10个软中断用softirq_vec[10]的数组进行保存。
/* 用于描述一个软中断 */
struct softirq_action
{
/* 此软中断的处理函数 */
void (*action)(struct softirq_action *);
}; /* 10个软中断描述符都保存在此数组 */
static struct softirq_action softirq_vec[NR_SOFTIRQS] __cacheline_aligned_in_smp;
系统一般使用open_softirq()函数进行软中断描述符的初始化，主要就是将action函数指针指向该软中断应该执行的函数。在start_kernel()进行系统初始化中，就调用了softirq_init()函数对HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ两个软中断进行了初始化
void __init softirq_init(void)
{
int cpu; for_each_possible_cpu(cpu) {
per_cpu(tasklet_vec, cpu).tail =
&per_cpu(tasklet_vec, cpu).head;
per_cpu(tasklet_hi_vec, cpu).tail =
&per_cpu(tasklet_hi_vec, cpu).head;
} /* 开启常规tasklet */
open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action);
/* 开启高优先级tasklet */
open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action);
} /* 开启软中断 */
void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action *))
{
softirq_vec[nr].action = action;
}
可以看到，TASKLET_SOFTIRQ的action操作使用了tasklet_action()函数，HI_SOFTIRQ的action操作使用了tasklet_hi_action()函数，这两个函数我们需要结合tasklet进行说明。我们也可以看看其他的软中断使用了什么函数：
open_softirq(TIMER_SOFTIRQ, run_timer_softirq);
open_softirq(NET_TX_SOFTIRQ, net_tx_action);
open_softirq(NET_RX_SOFTIRQ, net_rx_action);
open_softirq(BLOCK_SOFTIRQ, blk_done_softirq);
open_softirq(BLOCK_IOPOLL_SOFTIRQ, blk_iopoll_softirq);
open_softirq(SCHED_SOFTIRQ, run_rebalance_domains);
open_softirq(HRTIMER_SOFTIRQ, run_hrtimer_softirq);
open_softirq(RCU_SOFTIRQ, rcu_process_callbacks);
其实很明显可以看出，除了TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ，其他的软中断更多地是用于特定的设备和环境，对于我们普通的IO驱动和设备而已，使用的软中断几乎都是TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ，而系统为了对这些不同IO设备进行统一的处理，就在TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ的action函数中使用到了tasklet。
对于每个CPU，都有一个irq_cpustat_t的数据结构，里面有一个__softirq_pending变量，这个变量很重要，用于表示该CPU的哪个软中断处于挂起状态，在软中断处理时可以根据此值跳过不需要处理的软中断，直接处理需要处理的软中断。内核使用local_softirq_pending()获取此CPU的__softirq_pending的值。
当使用open_softirq设置好某个软中断的action指针后，该软中断就会开始可以使用了，其实更明了地说，从中断初始化完成开始，即使所有的软中断都没有使用open_softirq()进行初始化，软中断都已经开始使用了，只是所有软中断的action都为空，系统每次执行到软中断都没有软中断需要执行罢了。
在每个CPU上一次软中断处理的一个典型流程是：
- 硬中断执行完毕，开中断。
- 检查该CPU是否处于嵌套中断的情况，如果处于嵌套中，则不执行软中断，也就是在最外层中断才执行软中断。
- 执行软中断，设置一个软中断执行最多使用时间和循环次数(10次)。
- 进入循环，获取CPU的__softirq_pending的副本。
- 执行此__softirq_pending副本中所有需要执行的软中断。
- 如果软中断执行完毕，退出中断上下文。
- 如果还有软中断需要执行(在软中断期间又发发生了中断，产生了新的软中断，新的软中断记录在CPU的__softirq_pending上，而我们的__softirq_pending只是个副本)。
- 检查此次软中断总共使用的时间和循环次数，条件允许继续执行软中断，循环次数减一，并跳转到第4步。
我们具体看一下代码，首先在irq_exit()中会检查是否需要进行软中断处理：
void irq_exit(void)
{
#ifndef __ARCH_IRQ_EXIT_IRQS_DISABLED
local_irq_disable();
#else
WARN_ON_ONCE(!irqs_disabled());
#endif account_irq_exit_time(current);
/* 减少preempt_count的硬中断计数器 */
preempt_count_sub(HARDIRQ_OFFSET); /* in_interrupt()会检查preempt_count上的软中断计数器和硬中断计数器来判断是否处于中断嵌套中 */
/* local_softirq_pending()则会检查该CPU的__softirq_pending变量，是否有软中断挂起 */
if (!in_interrupt() && local_softirq_pending())
invoke_softirq(); tick_irq_exit();
rcu_irq_exit();
trace_hardirq_exit(); /* must be last! */
}
我们再进入到invoke_softirq():
static inline void invoke_softirq(void)
{ if (!force_irqthreads) {
#ifdef CONFIG_HAVE_IRQ_EXIT_ON_IRQ_STACK
/*
* We can safely execute softirq on the current stack if
* it is the irq stack, because it should be near empty
* at this stage.
*/
/* 软中断处理函数 */
__do_softirq();
#else
/*
* Otherwise, irq_exit() is called on the task stack that can
* be potentially deep already. So call softirq in its own stack
* to prevent from any overrun.
*/
do_softirq_own_stack();
#endif
} else {
/* 如果强制使用软中断线程进行软中断处理，会通知调度器唤醒软中断线程ksoftirqd */
wakeup_softirqd();
}
}
重头戏就在__do_softirq()中，我已经注释好了，方便大家看：
asmlinkage __visible void __do_softirq(void)
{
/* 为了防止软中断执行时间太长，设置了一个软中断结束时间 */
unsigned long end = jiffies + MAX_SOFTIRQ_TIME;
/* 保存当前进程的标志 */
unsigned long old_flags = current->flags;
/* 软中断循环执行次数: 10次 */
int max_restart = MAX_SOFTIRQ_RESTART;
/* 软中断的action指针 */
struct softirq_action *h;
bool in_hardirq;
__u32 pending;
int softirq_bit; /*
* Mask out PF_MEMALLOC s current task context is borrowed for the
* softirq. A softirq handled such as network RX might set PF_MEMALLOC
* again if the socket is related to swap
*/
current->flags &= ~PF_MEMALLOC; /* 获取此CPU的__softirq_pengding变量值 */
pending = local_softirq_pending();
/* 用于统计进程被软中断使用时间 */
account_irq_enter_time(current); /* 增加preempt_count软中断计数器，也表明禁止了调度 */
__local_bh_disable_ip(_RET_IP_, SOFTIRQ_OFFSET);
in_hardirq = lockdep_softirq_start(); /* 循环10次的入口，每次循环都会把所有挂起需要执行的软中断执行一遍 */
restart:
/* 该CPU的__softirq_pending清零，当前的__softirq_pending保存在pending变量中 */
/* 这样做就保证了新的软中断会在下次循环中执行 */
set_softirq_pending(); /* 开中断 */
local_irq_enable(); /* h指向软中断数组头 */
h = softirq_vec; /* 每次获取最高优先级的已挂起软中断 */
while ((softirq_bit = ffs(pending))) {
unsigned int vec_nr;
int prev_count;
/* 获取此软中断描述符地址 */
h += softirq_bit - ; /* 减去软中断描述符数组首地址，获得软中断号 */
vec_nr = h - softirq_vec;
/* 获取preempt_count的值 */
prev_count = preempt_count(); /* 增加统计中该软中断发生次数 */
kstat_incr_softirqs_this_cpu(vec_nr); trace_softirq_entry(vec_nr);
/* 执行该软中断的action操作 */
h->action(h);
trace_softirq_exit(vec_nr); /* 之前保存的preempt_count并不等于当前的preempt_count的情况处理，也是简单的把之前的复制到当前的preempt_count上，这样做是防止最后软中断计数不为0导致系统不能够执行调度 */
if (unlikely(prev_count != preempt_count())) {
pr_err("huh, entered softirq %u %s %p with preempt_count %08x, exited with %08x?\n",
vec_nr, softirq_to_name[vec_nr], h->action,
prev_count, preempt_count());
preempt_count_set(prev_count);
}
/* h指向下一个软中断，但下个软中断并不一定需要执行，这里只是配合softirq_bit做到一个处理 */
h++;
pending >>= softirq_bit;
} rcu_bh_qs();
/* 关中断 */
local_irq_disable(); /* 循环结束后再次获取CPU的__softirq_pending变量，为了检查是否还有软中断未执行 */
pending = local_softirq_pending();
/* 还有软中断需要执行 */
if (pending) {
/* 在还有软中断需要执行的情况下，如果时间片没有执行完，并且循环次数也没到10次，继续执行软中断 */
if (time_before(jiffies, end) && !need_resched() &&
--max_restart)
goto restart;
/* 这里是有软中断挂起，但是软中断时间和循环次数已经用完，通知调度器唤醒软中断线程去执行挂起的软中断，软中断线程是ksoftirqd，这里只起到一个通知作用，因为在中断上下文中是禁止调度的 */
wakeup_softirqd();
} lockdep_softirq_end(in_hardirq);
/* 用于统计进程被软中断使用时间 */
account_irq_exit_time(current);
/* 减少preempt_count中的软中断计数器 */
__local_bh_enable(SOFTIRQ_OFFSET);
WARN_ON_ONCE(in_interrupt());
/* 还原进程标志 */
tsk_restore_flags(current, old_flags, PF_MEMALLOC);
}
流程就和上面所说的一致，如果还有不懂，可以去内核代码目录/kernel/softirq.c查看源码。
tasklet
软中断有多种，部分种类有自己特殊的处理，如从NET_TX_SOFTIRQ和NET_RT_SOFTIRQ、BLOCK_SOFTIRQ等，而如HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ则是专门使用tasklet。它是在I/O驱动程序中实现可延迟函数的首选方法，如上一句所说，它建立在HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ这两种软中断之上，多个tasklet可以与同一个软中断相关联，系统会使用一个链表组织他们，而每个tasklet执行自己的函数处理。而HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ这两个软中断并没有什么区别，他们只是优先级上的不同而已，系统会先执行HI_SOFTIRQ的tasklet，再执行TASKLET_SOFTIRQ的tasklet。同一个tasklet不能同时在几个CPU上执行，一个tasklet在一个时间上只能在一个CPU的软中断链上，不能同时在多个CPU的软中断链上，并且当这个tasklet正在执行时，其他CPU不能够执行这个tasklet。也就是说，tasklet不必要编写成可重入的函数。
系统会为每个CPU维护两个链表，用于保存HI_SOFTIRQ的tasklet和TASKLET_SOFTIRQ的tasklet，这两个链表是tasklet_vec和tasklet_hi_vec，它们都是双向链表，如下：
struct tasklet_head {
struct tasklet_struct *head;
struct tasklet_struct **tail;
};
static DEFINE_PER_CPU(struct tasklet_head, tasklet_vec);
static DEFINE_PER_CPU(struct tasklet_head, tasklet_hi_vec);
在softirq_init()函数中，会将每个CPU的tasklet_vec链表和tasklet_hi_vec链表进行初始化，将他们的头尾相连，实现为一个空链表。由于tasklet_vec和tasklet_hi_vec处理方式几乎一样，只是软中断的优先级别不同，我们只需要理解系统如何对tasklet_vec进行处理即可。需要注意的是，tasklet_vec链表都是以顺序方式执行，并不会出现后一个先执行，再到前一个先执行(在软中断期间被中断的情况)，之后的代码我们详细说明。
介绍完tasklet_vec和tasklet_hi_vec链表，我们来看看tasklet，tasklet简单来说，就是一个处理函数的封装，类似于硬中断中的irqaction结构。一般来说，在一个驱动中如果需要使用tasklet进行软中断的处理，只需要一个中断对应初始化一个tasklet，它可以在每次中断产生时重复使用。系统使用tasklet_struct结构进行描述一个tasklet，而且对于同一个tasklet_struct你可以选择放在tasklet_hi_vec链表或者tasklet_vec链表上。我们来看看：
struct tasklet_struct
{
struct tasklet_struct *next; /* 指向链表下一个tasklet */
unsigned long state; /* tasklet状态 */
atomic_t count; /* 禁止计数器，调用tasklet_disable()会增加此数，tasklet_enable()减少此数 */
void (*func)(unsigned long); /* 处理函数 */
unsigned long data; /* 处理函数使用的数据 */
};
tasklet状态主要分为以下两种：
- TASKLET_STATE_SCHED:这种状态表示此tasklet处于某个tasklet链表之上(可能是tasklet_vec也可能是tasklet_hi_vec)。
- TASKLET_STATE_RUN:表示此tasklet正在运行中。
这两个状态主要就是用于防止tasklet同时在几个CPU上运行和在同一个CPU上交错执行。
而func指针就是指向相应的处理函数。在编写驱动时，我们可以使用tasklet_init()函数或者DECLARE_TASKLET宏进行一个task_struct结构的初始化，之后可以使用tasklet_schedule()或者tasklet_hi_schedule()将其放到相应链表上等待CPU运行。我们使用一张图描述一下软中断和tasklet结合运行的情况：
我们知道，每个软中断都有自己的action函数，在HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ的action函数中，就用到了它们对应的TASKLET_HI_VEC链表和TASKLET_VEC链表，并依次顺序执行链表中的每个tasklet结点。
在SMP系统中，我们会遇到一个问题：两个CPU都需要执行同一个tasklet的情况，虽然一个tasklet只能放在一个CPU的tasklet_vec链表或者tasklet_hi_vec链表上，但是这种情况是有可能发生的，我们设想一下，中断在CPU1上得到了响应，并且它的tasklet放到了CPU1的tasklet_vec上进行执行，而当中断的tasklet上正在执行时，此中断再次发生，并在CPU2上进行了响应，此时CPU2将此中断的tasklet放到CPU2的tasklet_vec上，并执行到此中断的tasklet。
实际上，为了处理这种情况，在HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ的action函数中，会先将对应的tasklet链表取出来，并把对应的tasklet链表的head和tail清空，如果在执行过程中，某个tasklet的state为TASKLET_STATE_RUN状态，说明其他CPU正在处理这个tasklet，这时候当前CPU则会把此tasklet加入到当前CPU已清空的tasklet链表的末尾，然后设置__softirq_pending变量，这样，在下次循环软中断的过程中，会再次检查这个tasklet。也就是如果其他CPU的这个tasklet一直不退出，当前CPU就会不停的置位tasklet的pending，然后不停地循环检查。
我们可以看看TASKLET_SOFTIRQ的action处理：
static void tasklet_action(struct softirq_action *a)
{
struct tasklet_struct *list; local_irq_disable();
/* 将tasklet链表从该CPU中拿出来 */
list = __this_cpu_read(tasklet_vec.head);
/* 将该CPU的此软中断的tasklet链表清空 */
__this_cpu_write(tasklet_vec.head, NULL);
__this_cpu_write(tasklet_vec.tail, this_cpu_ptr(&tasklet_vec.head));
local_irq_enable(); /* 链表已经处于list中，并且该CPU的tasklet_vec链表为空 */
while (list) {
struct tasklet_struct *t = list; list = list->next; /* 检查并设置该tasklet为TASKLET_STATE_RUN状态 */
if (tasklet_trylock(t)) {
/* 检查是否被禁止 */
if (!atomic_read(&t->count)) {
/* 清除其TASKLET_STATE_SCHED状态 */
if (!test_and_clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED,
&t->state))
BUG();
/* 执行该tasklet的func处理函数 */
t->func(t->data);
/* 清除该tasklet的TASKLET_STATE_RUN状态 */
tasklet_unlock(t);
continue;
}
tasklet_unlock(t);
} /* 以下为tasklet为TASKLET_STATE_RUN状态下的处理 */
/* 禁止中断 */
local_irq_disable();
/* 将此tasklet添加的该CPU的tasklet_vec链表尾部 */
t->next = NULL;
*__this_cpu_read(tasklet_vec.tail) = t;
__this_cpu_write(tasklet_vec.tail, &(t->next));
/* 设置该CPU的此软中断处于挂起状态，设置irq_cpustat_t的__sofirq_pending变量，这样在软中断的下次执行中会再次执行此tasklet */
__raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ);
/* 开启中断 */
local_irq_enable();
}
}
软中断处理线程
当有过多软中断需要处理时，为了保证进程能够得到一个满意的响应时间，设计时给定软中断一个时间片和循环次数，当时间片和循环次数到达但软中断又没有处理完时，就会把剩下的软中断交给软中断处理线程进行处理，这个线程是一个内核线程，其作为一个普通进程，优先级是120。其核心处理函数是run_ksoftirqd()，其实此线程的处理也很简单，就是调用了上面的__do_softirq()函数，我们可以具体看看：
/* 在smpboot_thread_fun的一个死循环中被调用 */
static void run_ksoftirqd(unsigned int cpu)
{
/* 禁止中断，在__do_softirq()中会开启 */
local_irq_disable();
/* 检查该CPU的__softirq_pending是否有软中断被挂起 */
if (local_softirq_pending()) {
/*
* We can safely run softirq on inline stack, as we are not deep
* in the task stack here.
*/
/* 执行软中断 */
__do_softirq();
rcu_note_context_switch(cpu);
/* 开中断 */
local_irq_enable();
/* 检查是否需要调度 */
cond_resched();
return;
}
/* 开中断 */
local_irq_enable();
}