linux软中断的实现


中断服务程序往往都是在CPU关中断的条件下执行的，以避免中断嵌套而使控制复杂化。但是CPU关中断的时间不能太长，否则容易丢失中断信号。为此， Linux将中断服务程序一分为二，各称作“Top Half”和“Bottom Half”。前者通常对时间要求较为严格，必须在中断请求发生后立即或至少在一定的时间限制内完成。因此为了保证这种处理能原子地完成，Top Half通常是在CPU关中断的条件下执行的。具体地说，Top Half的范围包括：从在IDT中登记的中断入口函数一直到驱动程序注册在中断服务队列中的ISR。而Bottom Half则是Top Half根据需要来调度执行的，这些操作允许延迟到稍后执行，它的时间要求并不严格，因此它通常是在CPU开中断的条件下执行的。
但是， Linux的这种Bottom Half（以下简称BH）机制有两个缺点，也即：（1）在任意一时刻，系统只能有一个CPU可以执行Bottom Half代码，以防止两个或多个CPU同时来执行Bottom Half函数而相互干扰。因此BH代码的执行是严格“串行化”的。（2）BH函数不允许嵌套。
这两个缺点在单CPU系统中是无关紧要的，但在SMP系统中却是非常致命的。因为BH机制的严格串行化执行显然没有充分利用SMP系统的多CPU特点。为此，Linux2.4内核在BH机制的基础上进行了扩展，这就是所谓的“软中断请求”（softirq）机制。

Linux 的softirq机制是与SMP紧密不可分的。为此，整个softirq机制的设计与实现中自始自终都贯彻了一个思想：“谁触发，谁执行”（Who marks，Who runs），也即触发软中断的那个CPU负责执行它所触发的软中断，而且每个CPU都由它自己的软中断触发与控制机制。这个设计思想也使得softirq 机制充分利用了SMP系统的性能和特点。

Linux在include/linux/interrupt.h头文件中定义了数据结构softirq_action，来描述一个软中断请求，如下所示：
/* softirq mask and active fields moved to irq_cpustat_t in
* asm/hardirq.h to get better cache usage. KAO
*/
struct softirq_action
{
void (*action)(struct softirq_action *);
void *data;
};
其中，函数指针action指向软中断请求的服务函数，而指针data则指向由服务函数自行解释的数据。

基于上述软中断描述符，Linux在kernel/softirq.c文件中定义了一个全局的softirq_vec[32]数组：
static struct softirq_action softirq_vec[32] __cacheline_aligned;
在 这里系统一共定义了32个软中断请求描述符。软中断向量i（0≤i≤31）所对应的软中断请求描述符就是softirq_vec［i］。这个数组是个系统 全局数组，也即它被所有的CPU所共享。这里需要注意的一点是：每个CPU虽然都由它自己的触发和控制机制，并且只执行他自己所触发的软中断请求，但是各 个CPU所执行的软中断服务例程却是相同的，也即都是执行softirq_vec［］数组中定义的软中断服务函数。

要实现“谁触发， 谁执行”的思想，就必须为每个CPU都定义它自己的触发和控制变量。为此，Linux在include/asm-i386/hardirq.h头文件中定 义了数据结构irq_cpustat_t来描述一个CPU的中断统计信息，其中就有用于触发和控制软中断的成员变量。数据结构irq_cpustat_t 的定义如下：
/* entry.S is sensitive to the offsets of these fields */
typedef struct {
unsigned int __softirq_active;
unsigned int __softirq_mask;
unsigned int __local_irq_count;
unsigned int __local_bh_count;
unsigned int __syscall_count;
unsigned int __nmi_count; /* arch dependent */
} ____cacheline_aligned irq_cpustat_t;
结构中每一个成员都是一个32位的无符号整数。其中__softirq_active和__softirq_mask就是用于触发和控制软中断的成员变量。
①__softirq_active变量：32位的无符号整数，表示软中断向量0～31的状态。如果bit［i］（0≤i≤31）为1，则表示软中断向量i在某个CPU上已经被触发而处于active状态；为0表示处于非活跃状态。
②__softirq_mask变量：32位的无符号整数，软中断向量的屏蔽掩码。如果bit［i］（0≤i≤31）为1，则表示使能（enable）软中断向量i，为0表示该软中断向量被禁止（disabled）。
根据系统中当前的CPU个数（由宏NR_CPUS表示），Linux在kernel/softirq.c文件中为每个CPU都定义了它自己的中断统计信息结构，如下所示：
/* No separate irq_stat for s390, it is part of PSA */
#if !defined(CONFIG_ARCH_S390)
irq_cpustat_t irq_stat[NR_CPUS];
#endif /* CONFIG_ARCH_S390 */

这 样，每个CPU都只操作它自己的中断统计信息结构。假设有一个编号为id的CPU，那么它只能操作它自己的中断统计信息结构irq_stat［id］ （0≤id≤NR_CPUS-1），从而使各CPU之间互不影响。这个数组在include/linux/irq_cpustat.h头文件中也作了原型 声明。

l 触发软中断请求的操作函数
函数__cpu_raise_softirq()用于在编号为cpu的处理器上触发软中断向量nr。它通过将相应的__softirq_active成员变量中的相应位设置为1来实现软中断触发。如下所示（include/linux/interrupt.h）：
static inline void __cpu_raise_softirq(int cpu, int nr)
{
softirq_active(cpu) |= (1<<nr);
}
为 了保证“原子”性地完成软中断的触发过程，Linux在interrupt.h头文件中对上述内联函数又作了高层封装，也即函数 raise_softirq()。该函数向下通过调用__cpu_raise_softirq()函数来实现软中断的触发，但在调用该函数之前，它先通过 local_irq_save()函数来关闭当前CPU的中断并保存标志寄存器的内容，如下所示：
/* I do not want to use atomic variables now, so that cli/sti */
static inline void raise_softirq(int nr)
{
unsigned long flags;

local_irq_save(flags);
__cpu_raise_softirq(smp_processor_id(), nr);
local_irq_restore(flags);
}

在软中断向量0～31中，Linux内核仅仅使用了软中断向量0～3，其余被留待系统以后扩展。Linux在头文件include/linux/interrupt.h中对软中断向量0～3进行了预定义：
/* PLEASE, avoid to allocate new softirqs, if you need not _really_ high
frequency threaded job scheduling. For almost all the purposes
tasklets are more than enough. F.e. all serial device BHs et
al. should be converted to tasklets, not to softirqs.
*/
enu