Linux的内核软中断（softirq）执行分析

//

            // 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

            // 说确认当前任何硬件中断处理完成，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，假如当前有硬件中断嵌套，或

            // 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和 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();

            //

            // 假如有则调用 __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;

            //

            // 得到当前任何 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，这里也就证实了

            // 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，以下代码运行时能够被硬件中断抢占，但

            // 这个硬件 ISR 执行完成后，他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() 函数配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()

            // 函数不但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;

            //

            // 循环处理任何 softirq 软中断注册函数。

            //

            do {

            //

            // 假如对应的软中断配置 pending 标志则表明

            // 需要进一步处理他所注册的函数。

            //

            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任何 pending 的软

            // 中断处理完成。

            //

            h  ;

            //

            // 从代码里能够看出按位操作，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任何的软中断。

            // 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();

            //

            // 假如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，这个软中断会配置 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。这个在上面周详的记录过了。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。

            //

            //

            // 假如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

            // 所介绍的任何步骤：配置软中断标志位，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;

            //

            // 假如以上步骤重复了 10 次后更有 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 线程本身是个大循环，

            // 在某些条件下为了不负载过重，他是能够被其他进程抢占的，

            // 但注意，他是显示的调用了 preempt_xxx() 和 schedule()

            // 才会被抢占和转换的。这么做的原因是因为在他一旦调用

            // 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，他的调用入口是 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)

            {

            //

            // 显示调用此函数配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);

            //

            // 配置当前进程不允许被挂启

            //

            current->flags |= PF_NOFREEZE;

            //

            // 配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()) {

            //

            // 假如能够进行处理，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，

            // 并转换新的进程执行（调度器相关不记录在此）

            //

            schedule();

            //

            // 注意：假如当前显示调用 schedule() 函数主动转换的进

            // 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();

            }

            //

            // 配置当前进程为运行状态。注意：已配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，假如有则调用 do_softirq()

            // 来做具体处理。注意：这里又是个 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，假如更有 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，我们能够试想假如在

            // 系统很繁忙时，这个进程将会和 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，他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，但是在很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))

            //

            // 假如当前被关联的 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：假如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() 来转换当前

            // 进程，而且上面已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，有可能会转换到

            // 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();

            //

            // 处理完任何软中断了吗？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，并配置

            // 当前进程状态为可中断状态，继续循环以上任何过程。

            //

            preempt_enable();

            set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);

            }

            //

            // 假如将会停止则配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 */

            //

            // 配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，假如不是的话

            // 则配置进程状态为可中断状态并放弃当前 CPU

            // 主动转换。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);

            }

            //

            // 假如将会停止则配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;

            }