今天無意中看了眼 Linux 2.6 內核的軟中斷實現,發現和以前我看到的大不相同(以前也是走馬觀花,不大仔細),能說改動非常大。連 softirq 的調用點都不相同了,以前是三個調用點,今天搜索了一下原始碼,發目前多出了ksoftirqd 這個東西后,softirq 在系統中的調用點僅是在 ISR 返回時和使用了 local_bh_enable() 函數後被調用了。網卡部分的顯示調用,我覺得應該不算是系統中的調用點。ksoftirqd 返回去調用 do_softirq() 函數應該也只能算是其中的一個分支,因爲其本身從源頭上來講也還是在 ISR 返回時 irq_exit() 調用的。這樣一來就和前些日子寫的那份筆記(視窗系統/Linux/Solaris 軟中斷機制)裏介紹的 Linux 內核部分的軟中斷有出處了,看來以後討論 Linux kernel 代碼一定要以內核版本爲前題來說,要不非亂了不可。看來得買本 Linux 方面的書了,每次上來直接看相關代碼也不是回事,時間也不允許。
linux kernel source 2.6.19.1
/kernel/softirq.c
- //
- // do_IRQ 函數執行完硬件 ISR 後退出時調用此函數。
- //
- void irq_exit(void)
- {
- account_system_vtime(current);
- trace_hardirq_exit();
- sub_preempt_count(IRQ_EXIT_OFFSET);
- //
- // 判斷當前是否有硬件中斷嵌套,並且是否有軟中斷在
- // pending 狀態,注意:這裏只有兩個條件同時滿足
- // 時,纔有可能調用 do_softirq() 進入軟中斷。也就是
- // 說確認當前所有硬件中斷處理完成,且有硬件中斷安裝了
- // 軟中斷處理時理時纔會進入。
- //
- if (!in_interrupt() && local_softirq_pending())
- //
- // 其實這裏就是調用 do_softirq() 執行
- //
- invoke_softirq();
- preempt_enable_no_resched();
- }
- #ifndef __ARCH_HAS_DO_SOFTIRQ
- asmlinkage void do_softirq(void)
- {
- __u32 pending;
- unsigned long flags;
- //
- // 這個函數判斷,如果當前有硬件中斷嵌套,或
- // 有軟中斷正在執行時候,則馬上返回。在這個
- // 入口判斷主要是爲了和 ksoftirqd 互斥。
- //
- if (in_interrupt())
- return;
- //
- // 關中斷執行以下代碼
- //
- local_irq_save(flags);
- //
- // 判斷是否有 pending 的軟中斷需要處理。
- //
- pending = local_softirq_pending();
- //
- // 如果有則調用 __do_softirq() 進行實際處理
- //
- if (pending)
- __do_softirq();
- //
- // 開中斷繼續執行
- //
- local_irq_restore(flags);
- }
- //
- // 最大軟中斷調用次數爲 10 次。
- //
- #define MAX_SOFTIRQ_RESTART 10
- asmlinkage void __do_softirq(void)
- {
- //
- // 軟件中斷處理結構,此結構中包括了 ISR 中
- // 註冊的回調函數。
- //
- struct softirq_action *h;
- __u32 pending;
- int max_restart = MAX_SOFTIRQ_RESTART;
- int cpu;
- //
- // 得到當前所有 pending 的軟中斷。
- //
- pending = local_softirq_pending();
- account_system_vtime(current);
- //
- // 執行到這裏要屏蔽其他軟中斷,這裏也就證實了
- // 每個 CPU 上同時運行的軟中斷只能有一個。
- //
- __local_bh_disable((unsigned long)__builtin_return_address(0));
- trace_softirq_enter();
- //
- // 針對 SMP 得到當前正在處理的 CPU
- //
- cpu = smp_processor_id();
- //
- // 循環標誌
- //
- restart:
- //
- // 每次循環在允許硬件 ISR 強佔前,首先重置軟中斷
- // 的標誌位。
- //
- /* Reset the pending bitmask before enabling irqs */
- set_softirq_pending(0);
- //
- // 到這裏纔開中斷運行,注意:以前運行狀態一直是關中斷
- // 運行,這時當前處理軟中斷纔可能被硬件中斷搶佔。也就
- // 是說在進入軟中斷時不是一開始就會被硬件中斷搶佔。只有
- // 在這裏以後的代碼纔可能被硬件中斷搶佔。
- //
- local_irq_enable();
- //
- // 這裏要注意,以下代碼運行時能被硬件中斷搶佔,但
- // 這個硬件 ISR 執行完成後,他的所註冊的軟中斷無法馬上運行,
- // 別忘了,目前雖是開硬件中斷執行,但前面的 __local_bh_disable()
- // 函數屏蔽了軟中斷。所以這種環境下只能被硬件中斷搶佔,但這
- // 個硬中斷註冊的軟中斷回調函數無法運行。要問爲什麼,那是因爲
- // __local_bh_disable() 函數設置了一個標誌當作互斥量,而這個
- // 標誌正是上面的 irq_exit() 和 do_softirq() 函數中的
- // in_interrupt() 函數判斷的條件之一,也就是說 in_interrupt()
- // 函數不僅檢測硬中斷而且還判斷了軟中斷。所以在這個環境下觸發
- // 硬中斷時註冊的軟中斷,根本無法重新進入到這個函數中來,只能
- // 是做一個標誌,等待下面的重複循環(最大 MAX_SOFTIRQ_RESTART)
- // 纔可能處理到這個時候觸發的硬件中斷所註冊的軟中斷。
- //
- //
- // 得到軟中斷向量表。
- //
- h = softirq_vec;
- //
- // 循環處理所有 softirq 軟中斷註冊函數。
- //
- do {
- //
- // 如果對應的軟中斷設置 pending 標誌則表明
- // 需要進一步處理他所註冊的函數。
- //
- if (pending & 1) {
- //
- // 在這裏執行了這個軟中斷所註冊的回調函數。
- //
- h->action(h);
- rcu_bh_qsctr_inc(cpu);
- }
- //
- // 繼續找,直到把軟中斷向量表中所有 pending 的軟
- // 中斷處理完成。
- //
- h++;
- //
- // 從代碼裏能看出按位���作,表明一次循環只
- // 處理 32 個軟中斷的回調函數。
- //
- pending >>= 1;
- } while (pending);
- //
- // 關中斷執行以下代碼。注意:這裏又關中斷了,下面的
- // 代碼執行過程中硬件中斷無法搶佔。
- //
- local_irq_disable();
- //
- // 前面提到過,在剛纔開硬件中斷執行環境時只能被硬件中斷
- // 搶佔,在這個時候是無法處理軟中斷的,因爲剛纔開中
- // 斷執行過程中可能多次被硬件中斷搶佔,每搶佔一次就有可
- // 能註冊一個軟中斷,所以要再重新取一次所有的軟中斷。
- // 以便下面的代碼進行處理後跳回到 restart 處重複執行。
- //
- pending = local_softirq_pending();
- //
- // 如果在上面的開中斷執行環境中觸發了硬件中斷,且每個都
- // 註冊了一個軟中斷的話,這個軟中斷會設置 pending 位,
- // 但在當前一直屏蔽軟中斷的環境下無法得到執行,前面提
- // 到過,因爲 irq_exit() 和 do_softirq() 根本無法進入到
- // 這個處理過程中來。這個在上面周詳的記錄過了。那麼在
- // 這裏又有了一個執行的機會。注意:雖然當前環境一直是
- // 處於屏蔽軟中斷執行的環境中,但在這裏又給出了一個執行
- // 剛纔在開中斷環境過程中觸發硬件中斷時所註冊的軟中斷的
- // 機會,其實只要理解了軟中斷機制就會知道,無非是在一些特
- // 定環境下調用 ISR 註冊到軟中斷向量表裏的函數而已。
- //
- //
- // 如果剛纔觸發的硬件中斷註冊了軟中斷,並且重複執行次數
- // 沒有到 10 次的話,那麼則跳轉到 restart 標誌處重複以上
- // 所介紹的所有步驟:設置軟中斷標誌位,重新開中斷執行...
- // 注意:這裏是要兩個條件都滿足的情況下才可能重複以上步驟。
- //
- if (pending && --max_restart)
- goto restart;
- //
- // 如果以上步驟重複了 10 次後更有 pending 的軟中斷的話,
- // 那麼系統在一定時間內可能達到了一個峯值,爲了平衡這點。
- // 系統專門建立了一個 ksoftirqd 線程來處理,這樣避免在一
- // 定時間內負荷太大。這個 ksoftirqd 線程本身是個大循環,
- // 在某些條件下爲了不負載過重,他是能被其他進程搶佔的,
- // 但注意,他是顯示的調用了 preempt_xxx() 和 schedule()
- // 纔會被搶佔和轉換的。這麼做的原因是因爲在他一旦調用
- // local_softirq_pending() 函數檢測到有 pending 的軟中斷
- // 需要處理的時候,則會顯示的調用 do_softirq() 來處理軟中
- // 斷。也就是說,下面代碼喚醒的 ksoftirqd 線程有可能會回
- // 到這個函數當中來,尤其是在系統需要響應非常多軟中斷的情況
- // 下,他的調用入口是 do_softirq(),這也就是爲什麼在 do_softirq()
- // 的入口處也會用 in_interrupt() 函數來判斷是否有軟中斷
- // 正在處理的原因了,目的還是爲了防止重入。ksoftirqd 實現
- // 看下面對 ksoftirqd() 函數的分析。
- //
- if (pending)
- //
- // 此函數實際是調用 wake_up_process() 來喚醒 ksoftirqd
- //
- wakeup_softirqd();
- trace_softirq_exit();
- account_system_vtime(current);
- //
- // 到最後纔開軟中斷執行環境,允許軟中斷執行。注意:這裏
- // 使用的不是 local_bh_enable(),不會再次觸發 do_softirq()
- // 的調用。
- //
- _local_bh_enable();
- }
- static int ksoftirqd(void * __bind_cpu)
- {
- //
- // 顯示調用此函數設置當前進程的靜態優先級。當然,
- // 這個優先級會隨調度器策略而變化。
- //
- set_user_nice(current, 19);
- //
- // 設置當前進程不允許被掛啓
- //
- current->flags |= PF_NOFREEZE;
- //
- // 設置當前進程狀態爲可中斷的狀態,這種睡眠狀
- // 態可響應信號處理等。
- //
- set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
- //
- // 下面是個大循環,循環判斷當前進程是否會停止,
- // 不會則繼續判斷當前是否有 pending 的軟中斷需
- // 要處理。
- //
- while (!kthread_should_stop()) {
- //
- // 如果能進行處理,那麼在此處理期間內禁止
- // 當前進程被搶佔。
- //
- preempt_disable();
- //
- // 首先判斷系統當前沒有需要處理的 pending 狀態的
- // 軟中斷
- //
- if (!local_softirq_pending()) {
- //
- // 沒有的話在主動放棄 CPU 前先要允許搶佔,因爲
- // 一直是在不允許搶佔狀態下執行的代碼。
- //
- preempt_enable_no_resched();
- //
- // 顯示調用此函數主動放棄 CPU 將當前進程放入睡眠隊列,
- // 並轉換新的進程執行(調度器相關不記錄在此)
- //
- schedule();
- //
- // 注意:如果當前顯示調用 schedule() 函數主動轉換的進
- // 程再次被調度執行的話,那麼將從調用這個函數的下一條
- // 語句開始執行。也就是說,在這裏當前進程再次被執行的
- // 話,將會執行下面的 preempt_disable() 函數。
- //
- //
- // 當進程再度被調度時,在以下處理期間內禁止當前進程
- // 被搶佔。
- //
- preempt_disable();
- }
- //
- // 設置當前進程爲運行狀態。注意:已設置了當前進程不可搶佔
- // 在進入循環後,以上兩個分支不論走哪個都會執行到這裏。一是
- // 進入循環時就有 pending 的軟中斷需要執行時。二是進入循環時
- // 沒有 pending 的軟中斷,當前進程再次被調度獲得 CPU 時繼續
- // 執行時。
- //
- __set_current_state(TASK_RUNNING);
- //
- // 循環判斷是否有 pending 的軟中斷,如果有則調用 do_softirq()
- // 來做具體處理。注意:這裏又是個 do_softirq() 的入口點,
- // 那麼在 __do_softirq() 當中循環處理 10 次軟中斷的回調函數
- // 後,如果更有 pending 的話,會又調用到這裏。那麼在這裏則
- // 又會有可能去調用 __do_softirq() 來處理軟中斷回調函數。在前
- // 面介紹 __do_softirq() 時已提到過,處理 10 次還處理不完的
- // 話說明系統正處於繁忙狀態。根據以上分析,我們能試想如果在
- // 系統非常繁忙時,這個進程將會和 do_softirq() 相互交替執行,
- // 這時此進程佔用 CPU 應該會非常高,雖然下面的 cond_resched()
- // 函數做了一些處理,他在處理完一輪軟中斷後當前處理進程可能會
- // 因被調度而減少 CPU 負荷,不過在非常繁忙時這個進程仍然有可
- // 能大量佔用 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))
- //
- // 如果當前被關聯的 CPU 無法繼續處理則跳轉
- // 到 wait_to_die 標記出,等待結束並退出。
- //
- goto wait_to_die;
- //
- // 執行 do_softirq() 來處理具體的軟中斷回調函數。注
- // 意:如果此時有一個正在處理的軟中斷的話,則會馬上
- // 返回,還記得前面介紹的 in_interrupt() 函數麼。
- //
- do_softirq();
- //
- // 允許當前進程被搶佔。
- //
- preempt_enable_no_resched();
- //
- // 這個函數有可能間接的調用 schedule() 來轉換當前
- // 進程,而且上面已允許當前進程可被搶佔。也就是
- // 說在處理完一輪軟中斷回調函數時,有可能會轉換到
- // 其他進程。我認爲這樣做的目的一是爲了在某些負載
- // 超標的情況下不至於讓這個進程長時間大量的佔用 CPU,
- // 二是讓在有非常多軟中斷需要處理時不至於讓其他進程
- // 得不到響應。
- //
- cond_resched();
- //
- // 禁止當前進程被搶佔。
- //
- preempt_disable();
- //
- // 處理完所有軟中斷了嗎?沒有的話繼續循環以上步驟
- //
- }
- //
- // 待一切都處理完成後,允許當前進程被搶佔,並設置
- // 當前進程狀態爲可中斷狀態,繼續循環以上所有過程。
- //
- preempt_enable();
- set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
- }
- //
- // 如果將會停止則設置當前進程爲運行狀態後直接返回。
- // 調度器會根據優先級來使當前進程運行。
- //
- __set_current_state(TASK_RUNNING);
- return 0;
- //
- // 一直等待到當前進程被停止
- //
- wait_to_die:
- //
- // 允許當前進程被搶佔。
- //
- preempt_enable();
- /* Wait for kthread_stop */
- //
- // 設置當前進程狀態爲可中斷的狀態,這種睡眠狀
- // 態可響應信號處理等。
- //
- set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
- //
- // 判斷當前進程是否會被停止,如果不是的話
- // 則設置進程狀態爲可中斷狀態並放棄當前 CPU
- // 主動轉換。也就是說這裏將一直等待當前進程
- // 將被停止時候才結束。
- //
- while (!kthread_should_stop()) {
- schedule();
- set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
- }
- //
- // 如果將會停止則設置當前進程爲運行狀態後直接返回。
- // 調度器會根據優先級來使當前進程運行。
- //
- __set_current_state(TASK_RUNNING);
- return 0;
- }
1、加入了對軟中斷線程 ksoftirqd 的分析。
2、修正了對 softirq 調用點的解釋,因爲當時 local_bh_enable() 函數
也在 /kernel/softirq.c 中,所以看遺漏了