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Linux中断子系统（三）-softirq和tasklet

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 2024-04-02
©版权
原文作者：LoyenWang 原文地址： https://www.cnblogs.com/LoyenWang/p/13124803.html

背景

  • Read the fucking source code! --By 鲁迅
  • A picture is worth a thousand words. --By 高尔基

说明：

  1. Kernel版本：4.14
  2. ARM64处理器，Contex-A53，双核
  3. 使用工具：Source Insight 3.5， Visio

1. 概述

中断子系统中有一个重要的设计机制，那就是Top-half和Bottom-half，将紧急的工作放置在Top-half中来处理，而将耗时的工作放置在Bottom-half中来处理，这样确保Top-half能尽快完成处理，那么为什么需要这么设计呢？看一张图就明白了：

202404022329313441.png

  • ARM处理器在进行中断处理时，处理器进行异常模式切换，此时会将中断进行关闭，处理完成后再将中断打开；
  • 如果中断不分上下半部处理，那么意味着只有等上一个中断完成处理后才会打开中断，下一个中断才能得到响应。当某个中断处理处理时间较长时，很有可能就会造成其他中断丢失而无法响应，这个显然是难以接受的，比如典型的时钟中断，作为系统的脉搏，它的响应就需要得到保障；
  • 中断分成上下半部处理可以提高中断的响应能力，在上半部处理完成后便将中断打开（通常上半部处理越快越好），这样就可以响应其他中断了，等到中断退出的时候再进行下半部的处理；
  • 中断的Bottom-half机制，包括了softirq、tasklet、workqueue、以及前文中提到过的中断线程化处理等，其中tasklet又是基于softirq来实现的，这也是本文讨论的主题；

在中断处理过程中，离不开各种上下文的讨论，了解不同上下文的区分有助于中断处理的理解，所以，还是来一张老图吧：

202404022329315882.png

  • task_struct结构体中的thread_info.preempt_count用于记录当前任务所处的context状态；
  • PREEMPT_BITS：用于记录禁止抢占的次数，禁止抢占一次该值就加1，使能抢占该值就减1；
  • SOFTIRQ_BITS：用于同步处理，关掉下半部的时候加1，打开下半部的时候减1；
  • HARDIRQ_BITS：用于表示处于硬件中断上下文中；

前戏结束了，直奔主题吧。

2. softirq

2.1 初始化

softirq不支持动态分配，Linux kernel提供了静态分配，关键的结构体描述如下，可以类比硬件中断来理解：

    /* 支持的软中断类型，可以认为是软中断号， 其中从上到下优先级递减 */
    enum
    {
    	HI_SOFTIRQ=0,       /* 最高优先级软中断 */
    	TIMER_SOFTIRQ,      /* Timer定时器软中断 */
    	NET_TX_SOFTIRQ,     /* 发送网络数据包软中断 */
    	NET_RX_SOFTIRQ,     /* 接收网络数据包软中断 */
    	BLOCK_SOFTIRQ,      /* 块设备软中断 */
    	IRQ_POLL_SOFTIRQ,   /* 块设备软中断 */
    	TASKLET_SOFTIRQ,    /* tasklet软中断 */
    	SCHED_SOFTIRQ,      /* 进程调度及负载均衡的软中断 */
    	HRTIMER_SOFTIRQ, /* Unused, but kept as tools rely on thenumbering. Sigh! */
    	RCU_SOFTIRQ,    /* Preferable RCU should always be the last softirq， RCU相关的软中断 */
    
    	NR_SOFTIRQS
    };
    
    /* 软件中断描述符，只包含一个handler函数指针 */
    struct softirq_action {
    	void	(*action)(struct softirq_action *);
    };
    /* 软中断描述符表，实际上就是一个全局的数组 */
    static struct softirq_action softirq_vec[NR_SOFTIRQS] __cacheline_aligned_in_smp;
    
    /* CPU软中断状态描述，当某个软中断触发时，__softirq_pending会置位对应的bit */
    typedef struct {
    	unsigned int __softirq_pending;
    	unsigned int ipi_irqs[NR_IPI];
    } ____cacheline_aligned irq_cpustat_t;
    /* 每个CPU都会维护一个状态信息结构 */
    irq_cpustat_t irq_stat[NR_CPUS] ____cacheline_aligned;
    
    /* 内核为每个CPU都创建了一个软中断处理内核线程 */
    DEFINE_PER_CPU(struct task_struct *, ksoftirqd);

来一张图吧：

202404022329318873.png

  • softirq_vec[]数组，类比硬件中断描述符表irq_desc[]，通过软中断号可以找到对应的handler进行处理，比如图中的tasklet_action就是一个实际的handler函数；
  • 软中断可以在不同的CPU上并行运行，在同一个CPU上只能串行执行；
  • 每个CPU维护irq_cpustat_t状态结构，当某个软中断需要进行处理时，会将该结构体中的__softirq_pending字段或上1UL << XXX_SOFTIRQ；

2.2 流程分析

2.2.1 软中断注册

中断处理流程中设备驱动通过request_irq/request_threaded_irq接口来注册中断处理函数，而在软中断处理流程中，通过open_softirq接口来注册，由于它实在是太简单了，我忍不住想把代码贴上来：

    void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action *))
    {
    	softirq_vec[nr].action = action;
    }

也就是将软中断描述符表中对应描述符的handler函数指针指向对应的函数即可，以便软中断到来时进行回调。

那么，问题来了，什么时候进行软中断函数回调呢？

2.2.2 软中断执行之一：中断处理后

先看第一种情况，用图片来回答问题：

202404022329321154.png

  • Linux中断子系统（二）-通用框架处理文章中讲述了整个中断处理流程，在接收到中断信号后，处理器进行异常模式切换，并跳转到异常向量表处进行执行，关键的流程为：el0_irq->irq_handler->handle_arch_irq(gic->handle_irq)->handle_domain_irq->__handle_domain_irq；
  • 在__handle_domain_irq函数中，irq_enter和irq_exit分别用于来标识进入和离开硬件中断上下文处理，这个从preempt_count_add/preempt_count_sub来操作HARDIRQ_OFFSET可以看出来，这也对应到了上文中的Context描述图；
  • 在离开硬件中断上下文后，如果!in_interrupt() && local_softirq_pending为真，则进行软中断处理。这个条件有两个含义：1）!in_interrupt()表明不能处在中断上下文中，这个范围包括in_nmi、in_irq、in_softirq（Bottom-half disable）、in_serving_softirq，凡是处于这几种状态下，软中断都不会被执行；2）local_softirq_pending不为0，表明有软中断处理请求；

软中断执行的入口就是invoke_softirq，继续分析一波：

202404022329323895.png

  • invoke_softirq函数中，根据中断处理是否线程化进行分类处理，如果中断已经进行了强制线程化处理（中断强制线程化，需要在启动的时候传入参数threadirqs），那么直接通过wakeup_softirqd唤醒内核线程来执行，否则的话则调用__do_softirq函数来处理；
  • Linux内核会为每个CPU都创建一个内核线程ksoftirqd，通过smpboot_register_percpu_thread函数来完成，其中当内核线程运行时，在满足条件的情况下会执行run_ksoftirqd函数，如果此时有软中断处理请求，调用__do_softirq来进行处理；

上图中的逻辑可以看出，最终的核心处理都放置在__do_softirq函数中完成：

202404022329326876.png

  • local_softirq_pending函数用于读取__softirq_pending字段，可以类比于设备驱动中的状态寄存器，用于判断是否有软中断处理请求；

  • 软中断处理时会关闭Bottom-half，处理完后再打开；

  • 软中断处理时，会打开本地中断，处理完后关闭本地中断，这个地方对应到上文中提到的Top-half和Bottom-half机制，在Bottom-half处理的时候，是会将中断打开的，因此也就能继续响应其他中断，这个也就意味着其他中断也能来打断当前的Bottom-half处理；

  • while(softirq_bit = ffs(pending))，循环读取状态位，直到处理完每一个软中断请求；

  • 跳出while循环之后，再一次判断是否又有新的软中断请求到来（由于它可能被中断打断，也就意味着可能有新的请求到来），有新的请求到来，则有三个条件判断，满足的话跳转到restart处执行，否则调用wakeup_sotfirqd来唤醒内核线程来处理：

    1. time_before(jiffies, MAX_SOFTIRQ_TIME)，软中断处理时间小于两毫秒；
    2. !need_resched，当前没有进程调度的请求；
    3. max_restart = MAX_SOFTIRQ_RESTART，跳转到restart循环的次数不大于10次；
      这三个条件的判断，是基于延迟和公平的考虑，既要保证软中断尽快处理，又不能让软中断处理一直占据系统，正所谓trade-off的艺术；

__do_softirq既然可以在中断处理过程中调用，也可以在ksoftirqd中调用，那么softirq的执行可能有两种context，插张图吧：

202404022329329937.png

让我们来思考最后一个问题：硬件中断触发的时候是通过硬件设备的电信号，那么软中断的触发是通过什么呢？答案是通过raise_softirq接口：

202404022329332508.png

  • 可以在中断处理过程中调用raise_softirq来进行软中断处理请求，处理的实际也就是上文中提到过的irq_exit退出硬件中断上下文之后再处理；
  • raise_softirq_irqoff函数中，最终会调用到or_softirq_pending，该函数会去读取本地CPU的irq_stat中__softirq_pending字段，然后将对应的软中断号给置位，表明有该软中断的处理请求；
  • raise_softirq_irqoff函数中，会判断当前的请求的上下文环境，如果不在中断上下文中，就可以通过唤醒内核线程来处理，如果在中断上下文中处理，那就不执行；
  • 多说一句，在软中断整个处理流程中，会经常看到in_interrupt()的条件判断，这个可以确保软中断在CPU上的串行执行，避免嵌套；

2.2.3 软中断执行之二：Bottom-half Enable后

第二种软中断执行的时间点，在Bottom-half使能的时候，通常用于并发处理，进程空间上下文中进行调用：

202404022329335299.png

  • 在讨论并发专题的时候，我们谈到过Bottom-half与进程之间能产生资源争夺的情况，如果在软中断和进程之间有临界资源（软中断上下文优先级高于进程上下文），那么可以在进程上下文中调用local_bh_disable/local_bh_enable来对临界资源保护；
  • 图中左侧的函数，都是用于打开Bottom-half的接口，可以看出是spin_lock_bh/read_lock_bh/write_lock_bh等并发处理接口的变种形式调用；
  • __local_bh_enable_ip函数中，首先判断调用该本接口时中断是否是关闭的，如果已经关闭了再操作BH接口就会告警；
  • preempt_count_sub需要与preempt_count_add配套使用，用于操作thread_info->preempt_count字段，加与减的值是一致的，而在__local_bh_enable_ip接口中，将cnt值的减操作分成了两步：preempt_count_sub(cnt-1)和preempt_count_dec，这么做的原因是执行完preempt_count_sub(cnt-1)后，thread_info->preempt_count字段的值保留了1，把抢占给关闭了，当do_softirq执行完毕后，再调用preempt_count_dec再减去剩下的1，进而打开抢占；
  • 为什么在使能Bottom-half时要进行软中断处理呢？在并发处理时，可能已经把Bottom-half进行关闭了，如果此时中断来了后，软中断不会被处理，在进程上下文中打开Bottom-half时，这时候就会检查是否有软中断处理请求了；

3. tasklet

从上文中分析可以看出，tasklet是软中断的一种类型，那么两者有啥区别呢？先说结论吧：

  • 软中断类型内核中都是静态分配，不支持动态分配，而tasklet支持动态和静态分配，也就是驱动程序中能比较方便的进行扩展；
  • 软中断可以在多个CPU上并行运行，因此需要考虑可重入问题，而tasklet会绑定在某个CPU上运行，运行完后再解绑，不要求重入问题，当然它的性能也就会下降一些；

3.1 数据结构

2024040223293375910.png

  • DEFINE_PER_CPU(struct tasklet_head, tasklet_vec)为每个CPU都分配了tasklet_head结构，该结构用来维护struct tasklet_struct链表，需要放到该CPU上运行的tasklet将会添加到该结构的链表中，内核中为每个CPU维护了两个链表tasklet_vec和tasklet_vec_hi，对应两个不同的优先级，本文以tasklet_vec为例；
  • struct tasklet_struct为tasklet的抽象，几个关键字段如图所示，通过next来链接成链表，通过state字段来标识不同的状态以确保能在CPU上串行执行，func函数指针在调用task_init()接口时进行初始化，并在最终触发软中断时执行；

3.2 流程分析

2024040223293400511.png

  • tasklet本质上是一种软中断，所以它的调用流程与上文中讨论的软中断流程是一致的；
  • 调度tasklet运行的接口是tasklet_schedule，如果tasklet没有被调度则进行调度处理，将该tasklet添加到CPU对应的链表中，然后调用raise_softirq_irqoff来触发软中断执行；
  • 软中断执行的处理函数是tasklet_action，这个在softirq_init函数中通过open_softirq函数进行注册的；
  • tasklet_action函数，首先将该CPU上tasklet_vec中的链表挪到临时链表list中，然后再对这个list进行遍历处理，如果满足执行条件则调用t->func()执行，并continue跳转遍历下一个节点。如果不满足执行条件，则继续将该tasklet添加回原来的tasklet_vec中，并再次触发软中断；

3.3 接口

简单贴一下接口吧：

    /* 静态分配tasklet */
    DECLARE_TASKLET(name, func, data)
    
    /* 动态分配tasklet */
    void tasklet_init(struct tasklet_struct *t, void (*func)(unsigned long), unsigned long data);
    
    /* 禁止tasklet被执行，本质上是增加tasklet_struct->count值，以便在调度时不满足执行条件 */
    void tasklet_disable(struct tasklet_struct *t);
    
    /* 使能tasklet，与tasklet_diable对应 */
    void tasklet_enable(struct tasklet_struct *t);
    
    /* 调度tasklet，通常在设备驱动的中断函数里调用 */
    void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t);
    
    /* 杀死tasklet，确保不被调度和执行， 主要是设置state状态位 */
    void tasklet_kill(struct tasklet_struct *t)；

收工！

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文章标签： Linux 核心原理Linux