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标题: Linux 2.4.x内核软中断机制 [打印本页]
作者: admin    时间: 2014-10-11 01:57
标题: Linux 2.4.x内核软中断机制
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。
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：
           

  2. static void (*bh_base[32])(void);                 /* kernel/softirq.c */
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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：
           

  2. void init_bh(int nr,void (*routine)(void));
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为第nr个函数指针赋值为routine。
           

  2. void remove_bh(int nr);
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动作与init_bh()相反，卸下nr函数指针。
           

  2. void mark_bh(int nr);
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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：
           

  2. enum {
  3.          TIMER_BH = 0,
  4.          TQUEUE_BH,
  5.          DIGI_BH,
  6.          SERIAL_BH,
  7.          RISCOM8_BH,
  8.          SPECIALIX_BH,
  9.          AURORA_BH,
  10.          ESP_BH,
  11.          SCSI_BH,
  12.          IMMEDIATE_BH,
  13.          CYCLADES_BH,
  14.          CM206_BH,
  15.          JS_BH,
  16.          MACSERIAL_BH,
  17.          ISICOM_BH
  18. };
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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。

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。
           

  2. struct tasklet_struct
  3. {
  4.         struct tasklet_struct *next;        /* 队列指针 */
  5.         unsigned long state;                /* tasklet的状态，按位操作，目前定义了两个位的含义：
  6.                 TASKLET_STATE_SCHED（第0位）或TASKLET_STATE_RUN（第1位） */
  7.         atomic_t count;                        /* 引用计数，通常用1表示disabled */
  8.         void (*func)(unsigned long);        /* 函数指针 */
  9.         unsigned long data;                /* func(data) */
  10. };
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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：
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：
           

  2. struct tasklet_head tasklet_vec[NR_CPUS] __cacheline_aligned;
  3. struct tasklet_head tasklet_hi_vec[NR_CPUS] __cacheline_aligned;
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另外，对于32个bottom half，系统也定义了对应的32个tasklet结构：
           

  2. struct tasklet_struct bh_task_vec[32];
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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。

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</strong>
原有的bottom half用法在drivers/char/serial.c中还能看到，包括三个步骤：
           

  2. void init_bh(int nr,void (*routine)(void));3
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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</strong>
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：
           

  2. void init_bh(int nr,void (*routine)(void));4
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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：
           

  2. void init_bh(int nr,void (*routine)(void));5
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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</strong>
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：
           

  2. void init_bh(int nr,void (*routine)(void));6
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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：
           

  2. void init_bh(int nr,void (*routine)(void));7
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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。



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