中断和中断处理(九)
延后中断(软中断，Tasklets 和工作队列)介绍
这是 Linux 内核中断和中断处理的第九节，在上一节我们分析了源文件 arch/x86/kernel/irqinit.c 中的 init_IRQ 实现。接下来的这一节我们将继续深入学习外部硬件中断的初始化。
中断处理会有一些特点，其中最主要的两个是：
- 中断处理必须快速执行完毕
- 有时中断处理必须做很多冗长的事情
就像你所想到的，我们几乎不可能同时做到这两点，之前的中断被分为两部分：
- 前半部
- 后半部
后半部 曾经是 Linux 内核延后中断执行的一种方式，但现在的实际情况已经不是这样了。现在它已作为一个遗留称谓代表内核中所有延后中断的机制。如你所知，中断处理代码运行于中断处理上下文中，此时禁止响应后续的中断，所以要避免中断处理代码长时间执行。但有些中断却又需要执行很多工作，所以中断处理有时会被分为两部分。第一部分中，中断处理先只做尽量少的重要工作，接下来提交第二部分给内核调度，然后就结束运行。当系统比较空闲并且处理器上下文允许处理中断时，第二部分被延后的剩余任务就会开始执行。
当前实现延后中断的有如下三种途径：
软中断tasklets工作队列
在这一小节我们将详细介绍这三种实现，现在是时间深入了解一下了。
软中断
伴随着内核对并行处理的支持，出于性能考虑，所有新的下半部实现方案都基于被称之为 ksoftirqd (稍后将详细讨论)的内核线程。每个处理器都有自己的内核线程，名字叫做 ksoftirqd/n，n是处理器的编号。我们可以通过系统命令 systemd-cgls 看到它们：
$ systemd-cgls -k | grep ksoft
├─ 3 [ksoftirqd/0]
├─ 13 [ksoftirqd/1]
├─ 18 [ksoftirqd/2]
├─ 23 [ksoftirqd/3]
├─ 28 [ksoftirqd/4]
├─ 33 [ksoftirqd/5]
├─ 38 [ksoftirqd/6]
├─ 43 [ksoftirqd/7]
由 spawn_ksoftirqd 函数启动这些线程。就像我们看到的，这个函数在早期的 initcall 被调用。
early_initcall(spawn_ksoftirqd);
软中断在 Linux 内核编译时就静态地确定了。open_softirq 函数负责 softirq 初始化，它在 kernel/softirq.c 中定义：
void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action *))
{
softirq_vec[nr].action = action;
}
这个函数有两个参数：
softirq_vec数组的索引序号- 一个指向软中断处理函数的指针
我们首先来看 softirq_vec 数组：
static struct softirq_action softirq_vec[NR_SOFTIRQS] __cacheline_aligned_in_smp;
它在同一源文件中定义。softirq_vec 数组包含了 NR_SOFTIRQS (其值为10)个不同 softirq 类型的 softirq_action。当前版本的 Linux 内核定义了十种软中断向量。其中两个 tasklet 相关，两个网络相关，两个块处理相关，两个定时器相关，另外调度器和 RCU 也各占一个。所有这些都在一个枚举中定义：
enum
{
HI_SOFTIRQ=0,
TIMER_SOFTIRQ,
NET_TX_SOFTIRQ,
NET_RX_SOFTIRQ,
BLOCK_SOFTIRQ,
BLOCK_IOPOLL_SOFTIRQ,
TASKLET_SOFTIRQ,
SCHED_SOFTIRQ,
HRTIMER_SOFTIRQ,
RCU_SOFTIRQ,
NR_SOFTIRQS
};
以上软中断的名字在如下的数组中定义：
const char * const softirq_to_name[NR_SOFTIRQS] = {
"HI", "TIMER", "NET_TX", "NET_RX", "BLOCK", "BLOCK_IOPOLL",
"TASKLET", "SCHED", "HRTIMER", "RCU"
};
我们也可以在 /proc/softirqs 的输出中看到他们：
~$ cat /proc/softirqs
CPU0 CPU1 CPU2 CPU3 CPU4 CPU5 CPU6 CPU7
HI: 5 0 0 0 0 0 0 0
TIMER: 332519 310498 289555 272913 282535 279467 282895 270979
NET_TX: 2320 0 0 2 1 1 0 0
NET_RX: 270221 225 338 281 311 262 430 265
BLOCK: 134282 32 40 10 12 7 8 8
BLOCK_IOPOLL: 0 0 0 0 0 0 0 0
TASKLET: 196835 2 3 0 0 0 0 0
SCHED: 161852 146745 129539 126064 127998 128014 120243 117391
HRTIMER: 0 0 0 0 0 0 0 0
RCU: 337707 289397 251874 239796 254377 254898 267497 256624
可以看到 softirq_vec 数组的类型为 softirq_action。这是软中断机制里一个重要的数据结构，它只有一个指向中断处理函数的成员：
struct softirq_action
{
void (*action)(struct softirq_action *);
};
现在我们可以理解到 open_softirq 函数实际上用 softirq_action 参数填充了 softirq_vec 数组。由 open_softirq 注册的延后中断处理函数会由 raise_softirq 调用。这个函数只有一个参数 -- 软中断序号 nr。来看下它的实现：
void raise_softirq(unsigned int nr)
{
unsigned long flags;
local_irq_save(flags);
raise_softirq_irqoff(nr);
local_irq_restore(flags);
}
可以看到在 local_irq_save 和 local_irq_restore 两个宏中间调用了 raise_softirq_irqoff 函数。local_irq_save 的定义位于 include/linux/irqflags.h 头文件，它保存了 eflags 寄存器中的 IF 标志位并且禁用了当前处理器的中断。local_irq_restore 宏定义于相同头文件中，它做了完全相反的事情：装回之前保存的中断标志位然后允许中断。这里之所以要禁用中断是因为将要运行的 softirq 中断处理运行于中断上下文中。
raise_softirq_irqoff 函数设置当前处理器上和nr参数对应的软中断标志位(__softirq_pending)。这是通过以下代码做到的：
__raise_softirq_irqoff(nr);
然后，通过 in_interrupt 函数获得 irq_count 值。我们在这一章的第一小节已经知道它是用来检测一个 cpu 是否处于中断环境。如果我们处于中断上下文中，我们就退出 raise_softirq_irqoff 函数，装回 IF 标志位并允许当前处理器的中断。如果不在中断上下文中，就会调用 wakeup_softirqd 函数：
if (!in_interrupt())
wakeup_softirqd();
wakeup_softirqd 函数会激活当前处理器上的 ksoftirqd 内核线程：
static void wakeup_softirqd(void)
{
struct task_struct *tsk = __this_cpu_read(ksoftirqd);
if (tsk && tsk->state != TASK_RUNNING)
wake_up_process(tsk);
}
每个 ksoftirqd 内核线程都运行 run_ksoftirqd 函数来检测是否有延后中断需要处理，如果有的话就会调用 __do_softirq 函数。__do_softirq 读取当前处理器对应的 __softirq_pending 软中断标记，并调用所有已被标记中断对应的处理函数。在执行一个延后函数的同时，可能会发生新的软中断。这会导致用户态代码由于 __do_softirq 要处理很多延后中断而很长时间不能返回。为了解决这个问题，系统限制了延后中断处理的最大耗时：
unsigned long end = jiffies + MAX_SOFTIRQ_TIME;
...
...
...
restart:
while ((softirq_bit = ffs(pending))) {
...
h->action(h);
...
}
...
...
...
pending = local_softirq_pending();
if (pending) {
if (time_before(jiffies, end) && !need_resched() &&
--max_restart)
goto restart;
}
...
除周期性检测是否有延后中断需要执行之外，系统还会在一些关键时间点上检测。一个主要的检测时间点就是当定义在 arch/x86/kernel/irq.c 的 do_IRQ 函数被调用时，这是 Linux 内核中执行延后中断的主要时机。在这个函数将要完成中断处理时它会调用 arch/x86/include/asm/apic.h 中定义的 exiting_irq 函数，exiting_irq 又调用了 irq_exit。irq_exit 函数会检测当前处理器上下文是否有延后中断，有的话就会调用 invoke_softirq：
if (!in_interrupt() && local_softirq_pending())
invoke_softirq();
这样就调用到了我们上面提到的 __do_softirq。每个 softirq 都有如下的阶段：通过 open_softirq 函数注册一个软中断，通过 raise_softirq 函数标记一个软中断来激活它，然后所有被标记的软中断将会在 Linux 内核下一次执行周期性软中断检测时得以调度，对应此类型软中断的处理函数也就得以执行。
从上述可看出，软中断是静态分配的，这对于后期加载的内核模块将是一个问题。基于软中断实现的 tasklets 解决了这个问题。
Tasklets
如果你阅读 Linux 内核源码中软中断相关的代码，你会发现它很少会被用到。内核中实现延后中断的主要途径是 tasklets。正如上面说的，tasklets 构建于 softirq 中断之上，他是基于下面两个软中断实现的：
TASKLET_SOFTIRQ;HI_SOFTIRQ.
简而言之，tasklets 是运行时分配和初始化的软中断。和软中断不同的是，同一类型的 tasklets 可以在同一时间运行于不同的处理器上。我们已经了解到一些关于软中断的知识，当然上面的文字并不能详细讲解所有的细节，但我们现在可以通过直接阅读代码一步步的更深入了解软中断。我们返回到开始部分讨论的 softirq_init 函数实现，这个函数在 kernel/softirq.c 中定义如下：
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;
}
open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action);
open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action);
}
可以看到在函数开头定义了一个名为 cpu 的 integer 类型变量。接下来他会作为参数传递给宏 for_each_possible_cpu 来获得系统中所有的处理器。如果 possible_cpu 对你来说是一个新的术语，你可以阅读 CPU masks 章节来了解更多知识。简单的说，possible_cpu 是系统运行期间插入的处理器集合。所有的 possible processor 存储在 cpu_possible_bits 位图中，你可以在 kernel/cpu.c 中找到他的定义：
static DECLARE_BITMAP(cpu_possible_bits, CONFIG_NR_CPUS) __read_mostly;
...
...
...
const struct cpumask *const cpu_possible_mask = to_cpumask(cpu_possible_bits);
好了，我们定义了 integer 类型变量 cpu 并且通过 for_each_possible_cpu 宏遍历了所有处理器，初始化了两个 per-cpu 变量：
tasklet_vec;tasklet_hi_vec;
这两个 per-cpu 变量和 softirq_init 函数都定义在相同代码中，他们被定义为 tasklet_head 类型：
static DEFINE_PER_CPU(struct tasklet_head, tasklet_vec);
static DEFINE_PER_CPU(struct tasklet_head, tasklet_hi_vec);
tasklet_head 结构代表一组 Tasklets，它包含两个成员，head 和 tail：
struct tasklet_head {
struct tasklet_struct *head;
struct tasklet_struct **tail;
};
tasklet_struct 数据类型在 include/linux/interrupt.h 中定义，它代表一个 Tasklet。这本书之前部分我们没有见过这个单词，那我们先试着理解一下 Tasklet 究竟为何物。实际上，Tasklet 是处理延后中断的一种机制，来看一下 tasklet_struct 的具体定义：
struct tasklet_struct
{
struct tasklet_struct *next;
unsigned long state;
atomic_t count;
void (*func)(unsigned long);
unsigned long data;
};
这个数据结构包含有下面5个成员：
- 调度队列中的下一个
Tasklet - 当前这个
Tasklet的状态 - 这个
Tasklet是否处于活动状态 Tasklet的回调函数- 回调函数的参数
上面代码中，在 softirq_init 函数中初始化了两个 tasklets 数组：tasklet_vec 和 tasklet_hi_vec。Tasklets 和高优先级 Tasklets 分别存储于这两个数组中。初始化完成后我们看到代码 kernel/softirq.c 在 softirq_init 函数的最后又两次调用了 open_softirq：
open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action);
open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action);
open_softirq 函数的主要作用是初始化软中断，接下来让我们看看它是怎么做的。和 Tasklets 相关的软中断处理函数有两个，分别是 tasklet_action 和 tasklet_hi_action。其中 tasklet_hi_action 和 HI_SOFTIRQ 关联在一起，tasklet_action 和 TASKLET_SOFTIRQ 关联在一起。
Linux 内核提供一些 API 供操作 Tasklets 之用。首先是 tasklet_init 函数，它接受一个 task_struct 数据结构，一个处理函数，和另外一个参数，并利用这些参数来初始化所给的 task_struct 结构：
void tasklet_init(struct tasklet_struct *t,
void (*func)(unsigned long), unsigned long data)
{
t->next = NULL;
t->state = 0;
atomic_set(&t->count, 0);
t->func = func;
t->data = data;
}
另外还有如下两个宏可以静态地初始化一个 tasklet：
DECLARE_TASKLET(name, func, data);
DECLARE_TASKLET_DISABLED(name, func, data);
Linux 内核提供三个函数标记一个 tasklet 已经准备就绪：
void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t);
void tasklet_hi_schedule(struct tasklet_struct *t);
void tasklet_hi_schedule_first(struct tasklet_struct *t);
第一个函数使用普通优先级调度一个 tasklet，第二个使用高优先级，第三个则用更高优先级。所有这三个函数的实现都很类似，所以我们只看一下第一个 tasklet_schedule 的实现：
static inline void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)
{
if (!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state))
__tasklet_schedule(t);
}
void __tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)
{
unsigned long flags;
local_irq_save(flags);
t->next = NULL;
*__this_cpu_read(tasklet_vec.tail) = t;
__this_cpu_write(tasklet_vec.tail, &(t->next));
raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ);
local_irq_restore(flags);
}
我们看到它检测并设置所给的 tasklet 为 TASKLET_STATE_SCHED 状态，然后以所给 tasklet 为参数执行了 __tasklet_schedule 函数。__tasklet_schedule 看起来和前面见到的 raise_softirq 很像。一开始它保存中断标志并禁用中断，继而将新的 tasklet 添加到 tasklet_vec，然后调用了我们前面见过的 raise_softirq_irqoff 函数。当 Linux 内核调度器决定去运行一个延后函数，tasklet_action 函数会被作为和 TASKLET_SOFTIRQ 相关联的延后函数调用。同样的，tasklet_hi_action 会被作为和 HI_SOFTIRQ 相关联的延后函数调用。这些函数之所以如此相似是因为他们之间只有一个地方不同 --- tasklet_action 使用 tasklet_vec 而 tasklet_hi_action 使用 tasklet_hi_vec。
让我们看下 tasklet_action 函数的实现：
static void tasklet_action(struct softirq_action *a)
{
local_irq_disable();
list = __this_cpu_read(tasklet_vec.head);
__this_cpu_write(tasklet_vec.head, NULL);
__this_cpu_write(tasklet_vec.tail, this_cpu_ptr(&tasklet_vec.head));
local_irq_enable();
while (list) {
if (tasklet_trylock(t)) {
t->func(t->data);
tasklet_unlock(t);
}
...
...
...
}
}
在 tasklet_action 开始时利用 local_irq_disable 宏禁用了当前处理器的中断(你可以阅读本书第二部分了解更多关于此宏的信息)。接下来获取到当前处理器对应的普通优先级 tasklet 列表并把它设置为 NULL ，这是因为所有的 tasklet 都将被执行。然后使能当前处理器的中断，循环遍历 tasklet 列表，每一次遍历都会对当前 tasklet 调用 tasklet_trylock 函数来更新它的状态为 TASKLET_STATE_RUN：
static inline int tasklet_trylock(struct tasklet_struct *t)
{
return !test_and_set_bit(TASKLET_STATE_RUN, &(t)->state);
}
如果这个操作成功了就会执行此 tasklet 的处理函数(我们在 tasklet_init 中所设置的)，然后调用 tasklet_unlock 函数清除他的 TASKLET_STATE_RUN 状态。
通常情况下，这就是 tasklet 的所有概念。当然这些还不足以覆盖所有的 tasklets，但是我想大家可以以此为切入点继续学习下去。
tasklets 在 Linux 内核中是一个广泛使用的概念，但就像我在本章开头所写的，还有第三个延后中断机制 -- 工作队列。接下来我们将会看看它又是怎样一种机制。
工作队列
工作队列是另外一个处理延后函数的概念，它大体上和 tasklets 类似。工作队列运行于内核进程上下文，而 tasklets 运行于软中断上下文。这意味着工作队列函数不必像 tasklets 一样必须是原子性的。Tasklets 总是运行于它提交自的那个处理器，工作队列在默认情况下也是这样。工作队列在 Linux 内核代码 kernel/workqueue.c 中由如下的数据结构表示：
struct worker_pool {
spinlock_t lock;
int cpu;
int node;
int id;
unsigned int flags;
struct list_head worklist;
int nr_workers;
...
...
...
因为这个结构有非常多的成员，这里就不把它们全部罗列出来，下面只讨论上面列出的这几个。
工作队列最基础的用法，是作为创建内核线程的接口来处理提交到队列里的工作任务。所有这些内核线程称之为 worker thread。工作队列内的任务是由代码 include/linux/workqueue.h 中定义的 work_struct 表示的，起定义如下：
struct work_struct {
atomic_long_t data;
struct list_head entry;
work_func_t func;
#ifdef CONFIG_LOCKDEP
struct lockdep_map lockdep_map;
#endif
};
这里有两个字段比较有意思：func --将被工作队列调度执行的函数，data --这个函数的参数。Linux 内核提供了称之为 kworker 的特定于每个 cpu 的内核线程：
systemd-cgls -k | grep kworker
├─ 5 [kworker/0:0H]
├─ 15 [kworker/1:0H]
├─ 20 [kworker/2:0H]
├─ 25 [kworker/3:0H]
├─ 30 [kworker/4:0H]
...
...
...
这些线程会被用来调度执行工作队列的延后函数(就像 ksoftirqd 之于软中断)。除此之外我们还可以为一个工作队列创建一个新的工作线程。Linux 内核提供了如下宏静态创建一个队列任务：
#define DECLARE_WORK(n, f) \
struct work_struct n = __WORK_INITIALIZER(n, f)
它需要两个参数：工作队列的名字和工作队列的函数。我们还可以在运行时动态创建：
#define INIT_WORK(_work, _func) \
__INIT_WORK((_work), (_func), 0)
#define __INIT_WORK(_work, _func, _onstack) \
do { \
__init_work((_work), _onstack); \
(_work)->data = (atomic_long_t) WORK_DATA_INIT(); \
INIT_LIST_HEAD(&(_work)->entry); \
(_work)->func = (_func); \
} while (0)
这个宏需要一个 work_struct 数据结构作为将要创建的队列任务，和一个将在这个任务里调度运行的函数。通过这两个宏的其中一个创建一个 work 后，我们需要把它放到工作队列中去。可以通过 queue_work 或者 queue_delayed_work 来做到这一点：
static inline bool queue_work(struct workqueue_struct *wq,
struct work_struct *work)
{
return queue_work_on(WORK_CPU_UNBOUND, wq, work);
}
queue_work 只是调用了 queue_work_on 函数指定相应的处理器。注意这里给 queue_work_on 函数传递了 WORK_CPU_UNBOUND 参数，它作为代表队列任务要绑定到哪一个处理器的枚举一员，定义于 include/linux/workqueue.h。queue_work_on 函数测试并设置所给任务的 WORK_STRUCT_PENDING_BIT 标志位，然后以所给的工作队列和队列任务为参数执行 __queue_work 函数：
bool queue_work_on(int cpu, struct workqueue_struct *wq,
struct work_struct *work)
{
bool ret = false;
...
if (!test_and_set_bit(WORK_STRUCT_PENDING_BIT, work_data_bits(work))) {
__queue_work(cpu, wq, work);
ret = true;
}
...
return ret;
}
__queue_work 函数得到参数 work poll。是的，是 work poll 而不是 workqueue。实际上，所有的 works 都没有放在 workqueue 中，而是放在 Linux 内核中由 worker_pool 数据结构所定义的 work poll。如上所述，workqueue_struct 数据结构的 pwqs 成员是一个 worker_pool 列表。当我们创建一个 workqueue，他针对每一个处理器都创建了 worker_pool。每一个和 worker_pool 相关联的 pool_workqueue 都分配在相同的处理器上对应的优先级队列，workqueue 通过他们和 worker_pool 交互。在 __queue_work 函数里使用 raw_smp_processor_id 设置 cpu 为当前处理器在第四章你可以找到更多相关信息)，得到与所给 work_struct 对应的 pool_workqueue 并将 work 插入到 workqueue：
static void __queue_work(int cpu, struct workqueue_struct *wq,
struct work_struct *work)
{
...
...
...
if (req_cpu == WORK_CPU_UNBOUND)
cpu = raw_smp_processor_id();
if (!(wq->flags & WQ_UNBOUND))
pwq = per_cpu_ptr(wq->cpu_pwqs, cpu);
else
pwq = unbound_pwq_by_node(wq, cpu_to_node(cpu));
...
...
...
insert_work(pwq, work, worklist, work_flags);
现在我们可以创建 works 和 workqueue，我们需要知道他们究竟会在何时被执行。就像前面提到的，所有的 works 都会在内核线程中执行。当内核线程得到调度，它开始执行 workqueue 中的 works。每一个工作队列内核线程都会在 worker_thread 函数里执行一个循环。这些内核线程会做很多不同的事情，其中一些和本章前面提到的很类似。当开始执行时，所有的 work_struct 和 works 都会从他的 workqueue 移除。
总结
现在结束了中断和中断处理的第九节。这一节中我们继续讨论了外部硬件中断。在之前部分我们看到了 IRQs 的初始化和 irq_desc 数据结构，在这一节我们看到了用于延后函数的三个概念：软中断，tasklet 和工作队列。
下一节将是 中断和中断处理 的最后一节。我们将会了解真正的硬件驱动，并试着学习它是怎样和中断子系统一起工作的。
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