softirq,tasklet和workqueue的分析

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今天看了《深入理解Linux内核》的中断和异常一章，对Softirq,tasklet和workqueue做一个简单的总结和分析。

其实softirq和taskled都属于软中断，而工作队列是和软中断无关，仅仅是内核中的一个内核线程在等待工作任务，工作队列可以发送工作任务。不过他们还是有个共同点，就是都有延后执行的作用。

1.首先看do_softirq如何被调用和如何处理。

#ifdef__ARCH_IRQ_EXIT_IRQS_DISABLED

#define invoke_softirq() __do_softirq()

#else

#define invoke_softirq() do_softirq()

#endif

/*

• Exitan interrupt context. Process softirqs if needed and possible

• 当从硬件中断退出的时候，会调用invoke_softirq，其实也就是do_softirq()，不过arm是__do_softirq().这个在下面分析。

*/

voidirq_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，并且软件中断是否处在pending状态，

in_interrupt：#defineirq_count() (preempt_count() & (HARDIRQ_MASK | SOFTIRQ_MASK))

如果等于0说明是允许抢占。非0不允许。

注意：必须同时满足不在嵌套同时软件中断有pending（即：安装了软件处理）

*/

if(!in_interrupt() && local_softirq_pending())

invoke_softirq();

#ifdefCONFIG_NO_HZ

/*Make sure that timer wheel updates are propagated */

if(!in_interrupt() && idle_cpu(smp_processor_id()) &&!need_resched())

tick_nohz_stop_sched_tick();

rcu_irq_exit();

#endif

preempt_enable_no_resched();

}

asmlinkagevoid do_softirq(void)

{

__u32pending;

unsignedlong flags;

        //
        // 这个函数判断，如果当前有硬件中断嵌套，或者
        // 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与 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softirq pending

pending =local_softirq_pending();

//如果有就进行真正的处理

if(pending) {

__do_softirq();

}

local_irq_restore(flags);

}

/*

*We restart softirq processing MAX_SOFTIRQ_RESTART times,

*and we fall back to softirqd after that.

*

*This number has been established via experimentation.

*The two things to balance is latency against fairness -

*we want to handle softirqs as soon as possible, but they

*should not be able to lock up the box.

*/

//定义最大的软中断调用次数

#defineMAX_SOFTIRQ_RESTART 10

asmlinkagevoid __do_softirq(void)

{

structsoftirq_action *h;

__u32pending;

intmax_restart = MAX_SOFTIRQ_RESTART;

intcpu;

//判断是否有softirqpending

pending= local_softirq_pending();

account_system_vtime(current);

//屏蔽其他软中断，所以软中断仅仅能一个在执行。

//staticinline void __local_bh_disable(unsigned long ip)

//{

//add_preempt_count(SOFTIRQ_OFFSET);这个知道吧，还记得刚才in_interrupt的判断吧。

//barrier();

//}

__local_bh_disable((unsignedlong)__builtin_return_address(0));

trace_softirq_enter();

cpu= smp_processor_id();

restart:

/*Reset the pending bitmask before enabling irqs */

        //
        // 每次循环在允许硬件 ISR 强占前，首先重置软中断
        // 的标志位。
        //

set_softirq_pending(0);

local_irq_enable();//开中断

//staticstruct softirq_action softirq_vec[32] 定义在此，为32，其实真正用到的仅仅6个。

//当然，后续Linux版本有新加入

//HI_SOFTIRQ=0,

//TIMER_SOFTIRQ,

//NET_TX_SOFTIRQ,

//NET_RX_SOFTIRQ,

//BLOCK_SOFTIRQ,

//TASKLET_SOFTIRQ,

        //
        // 这里要注意，以下代码运行时可以被硬件中断抢占，但
        // 这个硬件 ISR 执行完成后，它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() 函数设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() 
        // 函数不仅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;
        //
        // 循环处理所有 softirq 软中断注册函数。
        //

do {

                //
                // 如果对应的软中断设置 pending 标志则表明
                // 需要进一步处理它所注册的函数
		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所有 pending 的软
        // 中断处理完成。

H++;

//从代码里可以看出按位操作，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所有的软中断。
        // 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();

        //
        // 如果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，这个软中断会设置 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。这个在上面详细的记录过了。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。
        //

        //
        // 如果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
        // 所介绍的所有步骤：设置软中断标志位，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)

gotorestart;

        //
        // 如果以上步骤重复了 10 次后还有 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 线程本身是一个大循环，
        // 在某些条件下为了不负载过重，它是可以被其他进程抢占的，
        // 但注意，它是显示的调用了 preempt_xxx() 和 schedule()
        // 才会被抢占和切换的。这么做的原因是因为在它一旦调用 
        // 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，它的调用入口是 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)
{

        //
        // 显示调用此函数设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);

        //
        // 设置当前进程不允许被挂启
        //
        current->flags |= PF_NOFREEZE;

        //
        // 设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);

        //
        // 下面是一个大循环，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()) {

                //
                // 如果可以进行处理，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，
                        // 并切换新的进程执行（调度器相关不记录在此）
                        //
                        schedule();

                        //
                        // 注意：如果当前显示调用 schedule() 函数主动切换的进
                        // 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();
                }

                //
                // 设置当前进程为运行状态。注意：已经设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，如果有则调用 do_softirq()
                // 来做具体处理。注意：这里又是一个 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，如果还有 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() 时已经提到过，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，我们可以试想如果在
                // 系统非常繁忙时，这个进程将会与 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，它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，但是在非常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))

                                //
                                // 如果当前被关联的 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：如果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() 来切换当前
                        // 进程，而且上面已经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，有可能会切换到
                        // 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();

                        //
                        // 处理完所有软中断了吗？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，并设置
                // 当前进程状态为可中断状态，继续循环以上所有过程。
                //
                preempt_enable();
                set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
        }
   
        //
        // 如果将会停止则设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 */

        //
        // 设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，如果不是的话
        // 则设置进程状态为可中断状态并放弃当前 CPU
        // 主动切换。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);
        }

        //
        // 如果将会停止则设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;
}

2.再来看tasklet如何被调用和如何处理。

tasklet主要是I/O驱动程序中实现可延迟函数的首选方法。tasklet是建立在HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ软中断之上。几个tasklet可以同时与一个软中断关联，

每个tasklet执行自己的函数。

tasklet和高优先级的tasklet分别存放在tasklet_vec和tasklet_hi_vec数组中。

structtasklet_struct

{

structtasklet_struct *next;

unsignedlong state;

atomic_tcount;

void(*func)(unsigned long);

unsignedlong data;

};

staticvoid tasklet_action(struct softirq_action *a)

{

structtasklet_struct *list;

//禁止本地中断

local_irq_disable();

//把tasklet_vec[n]（n为cpu号）指向的链表的地址存入局部变量list

list= __get_cpu_var(tasklet_vec).list;

//把tasklet_vec[n]（n为cpu号）的值设定为NULL，因此已经调度的tasklet描述符的链表被清空。

__get_cpu_var(tasklet_vec).list= NULL;

//打开中断

local_irq_enable();

while(list) {

structtasklet_struct *t = list;

list= list->next;

//查看count字段，检查tasklet是否被禁止，如果是，就清 TASKLET_STATE_SCHED

//同时执行tasklet函数

if(tasklet_trylock(t)) {

if(!atomic_read(&t->count)) {

if(!test_and_clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state))

BUG();

t->func(t->data);

tasklet_unlock(t);

continue;

}

tasklet_unlock(t);

}

local_irq_disable();

t->next= __get_cpu_var(tasklet_vec).list;

__get_cpu_var(tasklet_vec).list= t;

__raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ);

local_irq_enable();

}

}

3.最后是看workqueue处理。

工作队列其实比较单纯，并不在中断的上下文进行处理，是在进程上下文进行处理的，这点非常重要。很多情况需要在进程上下文进行处理的。因为中断上下文不可以做进程切换。工作队列里面的函数是通过内核线程来执行的。

主要的一个数据结构structworkqueue_struct，它包含了cpu_workqueue_struct 如下：

/*

*The per-CPU workqueue (if single thread, we always use the first

*possible cpu).

*/

structcpu_workqueue_struct {

spinlock_tlock;//保护数据的lock

structlist_head worklist;//挂起链表的头结点，集中了工作队列中所有挂起函数。

wait_queue_head_tmore_work;//等待队列，其中的工作者线程因为等待工作而处于休眠

structwork_struct *current_work;//等待队列，其中的进程由于等待工作队列被刷新而处于休眠。

structworkqueue_struct *wq;//指向workqueue_struct结构的指针。

structtask_struct *thread;//指向工作者线程的描述符。

intrun_depth; /* Detect run_workqueue() recursion depth */

}____cacheline_aligned;

structwork_struct {

atomic_long_tdata; //传给挂起函数的参数，是个指针。

#defineWORK_STRUCT_PENDING 0 /* T if work item pending execution */

#defineWORK_STRUCT_FLAG_MASK (3UL)

#defineWORK_STRUCT_WQ_DATA_MASK (~WORK_STRUCT_FLAG_MASK)

structlist_head entry; //如果函数已经在工作队列链表中，它为1，否则为0

work_func_tfunc; //挂起函数的指针

#ifdefCONFIG_LOCKDEP

structlockdep_map lockdep_map;

#endif

};

创建一个工作队列create_workqueue.

把函数插入工作队列：queue_work,它同时会唤醒内核线程（worker_thread）

//内核线程是一直在执行的。

staticint worker_thread(void *__cwq)

{

structcpu_workqueue_struct *cwq = __cwq;

DEFINE_WAIT(wait);

if(cwq->wq->freezeable)

set_freezable();

set_user_nice(current,-5);

for(;;) {

prepare_to_wait(&cwq->more_work,&wait, TASK_INTERRUPTIBLE);

if(!freezing(current) &&

!kthread_should_stop() &&

list_empty(&cwq->worklist))

schedule();

finish_wait(&cwq->more_work,&wait);

try_to_freeze();

if(kthread_should_stop())

break;

run_workqueue(cwq);

}

return0;

}

工作队列的应用：我在分析block的时候，就发现它使用了一个kblockd（staticstruct workqueue_struct *kblockd_workqueue;）的工作队列。

注：本文部分参考和引用了《Linux的内核软中断（softirq）执行分析》，作者：skid

http://linux.ccidnet.com/art/741/20070612/1110075_1.html