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[运维] Linux 内核的软中断深入解析

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发表于 2016-11-2 21:02:48 | 显示全部楼层 |阅读模式
  软中断介绍

  把可以延迟的处理从硬中断处理程序独立出来,这样这个处理可以在开中断的情况下运行,这个处理就是软中断。可见,软中断的这种脱离可以大大缩短硬中断的响应时间,对于很多实时应用来说及其重要。

  我们本文只谈软中断,至于tasklet、workqueue等我们以后再谈。我们在讲述软中断流程(参考linux kernel 4.0)时会尝试深入理解其中的各个细节之处,分享我们自己的理解(如果不正,还望指出,谢谢)。

d.jpg

  (题图来自:techvark.com)

  软中断数据结构的定义

  软中断目前有10(由NR_SOFTIRQS定义)个,通过softirq_vec[NR_SOFTIRQS]数组来管理这些软中断,全部cpu共用。

  软中断的注册

  通过open_softirq()将具体的软中断处理函数和软中断编号绑定。如网络系统注册了收发包的软中断处理函数:

 
  1.  open_softirq(NET_TX_SOFTIRQ, net_tx_action);

  2.   open_softirq(NET_RX_SOFTIRQ, net_rx_action);
复制代码


  软中断的激活

  每个cpu都有一个32bit的位图(即__softirq_pending)来维护本cpu上的软中断是否激活。

  1.   typedef struct {

  2.   unsigned int __softirq_pending;

  3.   #ifdef CONFIG_SMP

  4.   unsigned int ipi_irqs[NR_IPI];

  5.   #endif

  6.   } ____cacheline_aligned irq_cpustat_

  7.   irq_cpustat_t irq_stat[NR_CPUS] ____cacheline_aligned;
复制代码


  软中断的激活时机之一:irq_exit

  irq_exit函数里可能会激活软中断,激活条件是:

  不在硬中断里并且不在软中断里并且本cpu的__softirq_pending中有置位。

  1.   if (!in_interrupt() && local_softirq_pending())

  2.   invoke_softirq();
复制代码


  由这个条件,我们可以知道,软中断和硬中断在这里是同等对待(在in_interrupt里)的,体现都是中断处理这一个本质。不能在硬中断里的条件,表明必须优先性,必须硬中断全部处理完,才考虑软中断;不能在软中断里的条件,表明屏蔽了软中断的嵌套。

  invoke_softirq函数的处理是,要么(先唤醒ksoftirqd)将软中断交由ksoftirqd专门线程处理,要么直接调用__do_softirq即时处理(当然,即时处理要区分是在哪个栈上:是当前栈上还是在独立的软中断栈上)。

  我们看看即时处理这个流程。local_softirq_pending前肯定会清除preempt_count中的硬中断位,如果此时preempt_count里没有软中断位则可以被抢占(即时关闭硬中断)。在进入到__do_softirq处理各个软中断期间,肯定是禁止抢占了。在硬(软)中断上下文里的抢占是众所周知不被允许的:会让被中断的进程执行时间不确定,也是不公平的(也就是说,不要在硬中断和软中断的处理中有调度离开的意向)。

  软中断的激活时机之二:raise_softirq

  网卡收包方式从非NAPI进化到NAPI方式,就充分展示了软中断的优点:把收报任务最大程度地交给软中断处理,最大程度简化硬中断处理。这种进化,我们以后再讲。

  raise_softirq函数会调用__raise_softirq_irqoff函数,在指定cpu的__softirq_pending位图上置位相应的软中断。raise_softirq_irqoff函数和raise_softirq函数的区别是关中断的操作是否已经完成了。置位位图是一个竞争操作,所有硬中断里都可能做,所以得保证在关中断的情况下完成。

  软中断的激活之三:ksoftirqd

  每个cpu都有一个ksoftirqd线程在软中断量大时专门处理软中断:

  
  1. DEFINE_PER_CPU(struct task_struct *, ksoftirqd);
复制代码


  ksoftirqd线程的核心函数run_ksoftirqd的(循环)处理是:关中断看本cpu的__softirq_pending的置位情况,如有则执行__do_softirqd(),执行完开中断)。这个执行很顺畅,因为是在该线程自己的栈上,不会有影响用户进程的问题。

  这里有个疑问,此处以前是关抢占保护,现在是关中断的保护了(参考2012年的patch 3e339b,softirq: Use hotplugthread infrastructure)?我们的理解是:关抢占的保护方式,会让后续更多的软中断由ksoftirqd处理,不符合ksoftirqd的辅助地位。就处理软中断的地位而言,应该是irq_exit的为主,ksoftirqd的为辅。)

  ksoftirqd里也可以看到,在执行软中断前是可以被抢占的,但是一旦开始执行就不能被抢占了(和上面的调度之一:irq_exit中的讲述的思想是一致的)。就是说,软中断和硬中断的处理思想是一致的:执行期间不允许发生调度!

  上述不能抢占的原因其实就是类似事务性的一个原则:一旦开始不能停止。另外一个原因是,执行的是用户自定义的硬(软)中断程序,操作具有不确定性,如果让这些操作期间具有调度可能,则会脱离内核的控制范围。

  软中断的激活之四:其他地方

  比如netif_rx_ni(),执行do_softirq前关抢占,不能在执行软中断期间调度。

  软中断的激活之五:local_bh_enable

  1.   if (unlikely(!in_interrupt() && local_softirq_pending()))

  2.   do_softirq();
复制代码


  想想,如果异常和软中断有共享数据的话,异常处理走到此共享数据的临界区时需要关软中断,但不需要关硬中断。那么当走完临界区时,需要开软中断,此时就是一个激活时机(看preempt_count了,其实可能也是一个抢占时机)。

  用“激活”而不是“调用”的原因是外围处理仅修改本cpu的__softirq_pending位图,最后由核心机制(比如ksoftirqd、能通过in_interrupt检查的软中断处理)真正处理,而这就是软中断的理念:让硬中断(或者其它)更快执行,所以不会采用直接调用的方式。

  “激活”的原则是谁激活,谁处理,哪个cpu上的硬中断带来的软中断就由哪个cpu处理(或者说,归属cpu是软中断跟着硬中断走)。这样,充分发挥smp的优势,均衡到各个cpu上。至于硬中断和cpu之间的关系,我们以后讲到硬中断时再讨论。每个cpu维护自己的软中断机制就行了,各个cpu是互不相关的。注意,还是有相关性的:各个cpu并行处理同一类型的软中断时,该类型软中断处理需要为共享数据做保护,这是软中断可重入性需要付出的代价。

  软中断核心函数处理之do_softirq

  do_softirq先检查软中断重入条件:必须不在硬中断里并且不在软中断里,符合条件之后就可以开始做如下的软中断处理了:

  1.   pending = local_softirq_pending();

  2.   if (pending)

  3.   __do_softirq();
复制代码


  这个处理是在关中断的保护下完成的,毕竟软中断和硬中断本质上是一样的,都是中断体系的(当然,进入到硬/软中断内部再开则另当别论了)。也可以看到,局部变量pending没有传入__do_softirq内部,所以此处仅是判断,不是使用,此处判断值和内部使用值可能有差异,位图中置位位数会少一些。

  我们再深究一下这个检查条件。我们的理解是:

  这个条件达到了两个效果:同一个cpu上的软中断不嵌套;嵌套硬中断中不处理软中断。就同一个cpu而言,__do_softirq函数的执行是串行的,非重入的(do_softirq函数可以说是可重入的);就多个cpu而言,__do_softirq函数是可重入的,即使是同一个类型的软中断。也就是说,软中断通过这个检查条件做到了本cpu上的软中断处理串行化,当然,多cpu之间的还是并行的,所以同一类型软中断处理还是需要保护自己的相关共享数据结构的。

  软中断核心函数处理之__do_softirq

  __do_softirq函数处理是尽量(虽然可能还是执行不完)执行所有被激活的软中断(由本cpu上的__softirq_pending位图标识)处理。我们分三个阶段分析。

  准备处理阶段:关闭软中断(效果是让上面提到的检查条件为真,从而达到禁止本cpu上的软中断嵌套的目的)。

  核心处理阶段:关硬中断,获得本cpu的__softirq_pending位图并存储起来,清空位图,开硬中断(仅在读写位图时需要关硬中断,防止其它硬中断同时操作)。执行本cpu的所有软中断(由存储起来的位图获得)。这个核心处理是个循环,最多10次(MAX_SOFTIRQ_RESTART),毕竟此时用的是用户进程的栈,不能借用太久。退出循环的条件是:总时间超出或者被抢占(开中断就会有被抢占)或者达到10次了。

  结尾处理阶段:关硬中断,开软中断。

  另外,如果10次循环都解决不完软中断,说明期间发生的硬中断很多,带来的额外的软中断也很多。那么就不继续影响借用的用户进程栈了,直接交给专门的ksoftirqd内核线程处理。这也就说明了循环的含义:处理软中断期间时还会进入新的硬中断,从而带进新的软中断(当然,仅仅是在本cpu的__softirq_pending上置位,不会有实际处理),所以需要反复去处理(处理的目标很明确,就是要清空本cpu上的__softirq_pending位图)。

  再看看那个防止软中断嵌套的流程。关软中断中肯定有一句原子地加1的关键语句,如果当前内核路径A在该原子操作之前被另一个内核路径B打断,则B执行完硬中断和软中断后,返回到A的此处,A接着执行该原子操作,之后的软中断处理应该是空转,因为肯定已经被B处理完了。如果在该原子操作之后被B打断,则B执行完硬中断,不会执行自己的软中断而是会直接退出(因为软中断嵌套了),返回到A的此处,A接着执行,这次A除了处理自己软中断,还会额外地处理B的软中断。

  对于preempt_count中的软中断位,由上述可以知道,它的作用有两个:防止软中断在单cpu上嵌套;保证了在执行软中断期间不被抢占。

  最后,还得重复一句:这里讲的__do_softirq函数都是在一个cpu上的处理,多个cpu上的并行是不受任何控制的。

  总结

  关于中断的时序貌似很复杂,但其实都逃不过两个原则:硬中断会打断硬中断(当然是不同类型的);硬中断会打断软中断(同样地:软中断不会打断硬中断,软中断也不会打断软中断)。所有貌似复杂的时序其实都只是这两个的叠加而已。

原文作者:佚名  来源:开发者头条

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