前言

在上一篇 LINUX软中断-softirq的描述中，提到过ksoftirqd，这篇文章就介绍ksoftirqd

ksoftirqd 是什么？

ksoftirqd 是个内核线程，在创建的时候是绑定cpu的，每一个core对应生成一个ksoftirqd 线程
比如当前系统有4个core

~# ps aux | grep ksoftirqd
root        3  0.0  0.0      0     0 ?        S    14:20   0:00 [ksoftirqd/0] //core 0
root        9  0.0  0.0      0     0 ?        S    14:20   0:00 [ksoftirqd/1] //core 1
root       12  0.0  0.0      0     0 ?        S    14:20   0:00 [ksoftirqd/2] //core 2
root       15  0.0  0.0      0     0 ?        S    14:20   0:00 [ksoftirqd/3] //core 3

ksoftirqd 的作用

ksoftirqd 的作用就是处理softirq用,它的本质就是调用 __do_softirq

ksoftirqd 的触发条件

• 通过中断
  上一篇文章已经解释过了 softirq的处理是通过中断服务程序的第二个阶段，即中断来了执行ISR后，调用do_softirq遍历数组softirq_vec执行数组项的action（比如tasklet类型的softirq），但是有个问题，比如softirq_vec的第6个数组项（任务tasklet）执行完，恰好又来了个ISR提交tasklet，使得softirq_vec[6]又被需要处理，这可如何是好呢？
  总不能老是卡在中断流程里吧，这时就要唤醒本core上的ksoftirqd来处理softirq_vec数组，看下代码

static int run_ksoftirqd(void * __bind_cpu)
{
	set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);

	while (!kthread_should_stop()) {
		preempt_disable();
		if (!local_softirq_pending()) {
			schedule_preempt_disabled();
		}

		__set_current_state(TASK_RUNNING);

		while (local_softirq_pending()) {

			if (local_softirq_pending())
			  //do_softirq会再次通过本core的__softirq_pending 变量来遍历softirq_vec数组
				__do_softirq();

		}
	}
	return 0;
}

• tasklet_schedule
  上篇文章讲过 tasklet是通过调用 tasklet_schedule来提交 ，tasklet_schedule除了可以再ISR中被调用之外，其实也可以在普通的线程中调用。

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);
}
//raise_softirq_irqoff
inline void raise_softirq_irqoff(unsigned int nr)
{
	__raise_softirq_irqoff(nr);

	/*
	 * If we're in an interrupt or softirq, we're done
	 * (this also catches softirq-disabled code). We will
	 * actually run the softirq once we return from
	 * the irq or softirq.
	 *
	 * Otherwise we wake up ksoftirqd to make sure we
	 * schedule the softirq soon.
	 */
	if (!in_interrupt())
		wakeup_softirqd();
}

static void wakeup_softirqd(void)
{
	/* Interrupts are disabled: no need to stop preemption */
	struct task_struct *tsk = __this_cpu_read(ksoftirqd);

	if (tsk && tsk->state != TASK_RUNNING)
		wake_up_process(tsk);
}

由上面的代码得知，tasklet_schedule如果在中断上下文被调用的话（ISR中调用），则不唤醒ksoftirqd，会交给中断的下半段处理tasklet，如果在普通线程被调用的话，则唤醒ksoftirqd。注意，唤醒的是本core上的ksoftirqd

tasklet的缺点

tasklet感觉很少被用到，特点是执行权限比较高，执行时不能被打断，实时性比较好，缺点也明显，因为tasklet在执行过程中本core不能运行其他程序，如果tasklet运行时间长的话，会导致其他程序久久不被运行或者其他程序会抢别的core运行，导致系统性能下降。

实际项目中遇到的问题

要求display的显示是 60fps, insmod sd卡驱动后，显示会掉帧，导致降到 50fps左右
原因是sd卡驱动在检测sd卡是否插入用的是loop的方式检测gpio的值，而loop是利用mod_timer这种精度定时器来做的（300ms一次检测）
mod_timer实现机制是用tasklet来做的（TIMER_SOFTIRQ），即mod_timer所注册的回调函数会在softirq_vec[TIMER_SOFTIRQ]->action中被调用（run_timer_softirq）
每次tick产生后，就会判断一下timer时间到没到，如果到了，就会raise_softirq触发软中断来处理回调函数。

tick_handle_periodic()
->tick_periodic()
	->update_process_times()
		->run_local_timers()
			->hrtimer_run_queues()
				->__run_hrtimer(timer, &base->softirq_time);
			->raise_softirq(TIMER_SOFTIRQ)
				->run_timer_softirq
					->处理 mod_timer所注册timer的回调函数

而在本地问题中，timer的回调函数的处理中用到了如下的做法：

	for (i=0; i<5; i++) {
		gpio_val += (smc_host->cd_mode == CARD_DETECT_BY_GPIO_IRQ_UP)\
                    ? (!__gpio_get_value(cd->gpio))\
                    :( __gpio_get_value(cd->gpio));\
		mdelay(1);
	}

即循环5次检测gpio，并且还用mdelay来进行延迟，（此函数意味着本core不能被切走必须死等， 这也是没办法的，因为回调函数是在softirq上下文运行的，不能使用睡眠类的函数，这里mdelay不会睡眠）
这就造成了一次timer回调的执行至少需要5-6ms，因为系统有两个sd卡卡槽，一个卡槽对应一个timer进行检测，相当于执行一次需要10-12ms
而且softirq上下文导致其他线程不能被执行，从而大大影响系统性能。

tasklet处理中能否调用sleep函数

注意，在linux中，只要是中断上下文，是不允许调用schedule这种函数切走的，因为中断上下文即原子上下文，所以tasklet中不能用睡眠函数（本身你用了tasklet，就说明要处理的东西优先级高），但我偏偏要主动schedule切走呢？其实实验中发现也没什么问题，但是schedule会报错（scheduling while atomic）

static noinline void __schedule_bug(struct task_struct *prev)
{
	if (oops_in_progress)
		return;

	printk(KERN_ERR "BUG: scheduling while atomic: %s/%d/0x%08x\n",
		prev->comm, prev->pid, preempt_count());

	debug_show_held_locks(prev);
	print_modules();
	if (irqs_disabled())
		print_irqtrace_events(prev);
	dump_stack();
}

因为上篇文章讲过，内核调度的原则是preempt_count为0，你偏偏非要preempt_count不为0的时候主动调用sleep等切走的话，内核__schedule函数会给你一个bug，但是为了尽可能的维持系统的运行，还坚持在跑，并且试图修正整个preempt_count （不在本次的讨论范围之内）

ISR处理中能否调用sleep函数

注意： 中断服务程序 = ISR + softirq
softirq执行的时候毕竟是开中断的，即便softirq执行中主动切走当前进程A，因为tick中断还是开的，还是会被切回来的。
我们模拟下流程：

1. 进程A运行
2. 来中断，进程A被打断，执行softirq（A）
3. 在softirq中调用__schedule函数主动切走
4. 切走时当前进程的thread info 变量栈中保存的上下文是：A进程的上下文 + softirq（A）的上下文
5. 切到B中运行
6. 来了个tick中断，中断退出后，在切回进程A，先把softirq（A）的上下文从thread info中出栈
7. 继续执行 softirq（A）， softirq（A）执行完后，把A进程的上下文从thread info中出栈
8. 运行进程A

所以整个流程都没什么太大问题，但是在ISR中调用__schedule时问题就大了。
因为在执行ISR时，中断是关的，即本core上不会再有中断了，相当于调度器也关了,所以主动且走后，就没办法在切回来了，其实这种理解是错的！哈哈哈！
答案是，__schedule要切的时候，会把本core中断再次打开

raw_local_irq_disable() //关闭本地中断
schedule() //调用schedule()函数来切换进程
raw_local_irq_enable() //打开本地中断

假设进程A在关闭本地中断的情况下切换到进程B来运行，进程B切换执行时会打开本地中断，以防止系统瘫痪。我们看下代码：

__schedule (A) //A在cpu0上
	context_switch
		switch_to (B) //多核的情况下，Bthread可能在thread1上被唤醒
			finish_task_switch
				finish_lock_switch(rq, prev);
					raw_spin_rq_unlock_irq
						local_irq_enable //开中断

但是有个问题，单核的情况下没什么问题，B跟A都是同一个cpu，B被唤醒时，把中断打开，但是多核呢？其实那也没关系，等B在切换回A时，或者说，有一个thread从cpu0唤醒时，都会先打开中断！
也就是说，在中断中是可以切走的。经过实测，在ISR中与softirq中都可以调用schedule切走，但是会报BUG(因为在中断上下文中调用schedule，schedule设计原则是不允许切换的，但是你非要这么做，它只能就范，但是又为什么不让系统瘫痪，故报一个bug提醒你)。

BUG: scheduling while atomic: swapper/0/0/0x00010002

但是不管怎么说，设计初衷就是不允许被抢占，而且在中断走切走基本上就是bug，比如你在A thread用了spinlock，然后来了个中断，中断主动schedule后切到B thread了，B thread要spinlock，就死锁了（A在中断时被切走）