Linux内核的Softirq机制

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6．2 tasklet机制
Tasklet机制是一种较为特殊的软中断。Tasklet一词的原意是“小片任务”的意思，这里是指一小段可执行的代码，且通常以函数的形式出现。软中断向量HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ均是用tasklet机制来实现的。
从某种程度上讲，tasklet机制是Linux内核对BH机制的一种扩展。在2.4内核引入了softirq机制后，原有的BH机制正是通过tasklet机制这个桥梁来纳入softirq机制的整体框架中的。正是由于这种历史的延伸关系，使得tasklet机制与一般意义上的软中断有所不同，而呈现出以下两个显著的特点：
1. 与一般的软中断不同，某一段tasklet代码在某个时刻只能在一个CPU上运行，而不像一般的软中断服务函数（即softirq_action结构中的action函数指针）那样——在同一时刻可以被多个CPU并发地执行。
2. 与BH机制不同，不同的tasklet代码在同一时刻可以在多个CPU上并发地执行，而不像BH机制那样必须严格地串行化执行（也即在同一时刻系统中只能有一个CPU执行BH函数）。
6．2．1 tasklet描述符
Linux用数据结构tasklet_struct来描述一个tasklet。该数据结构定义在include/linux/interrupt.h头文件中。如下所示：
struct tasklet_struct
{
struct tasklet_struct *next;
unsigned long state;
atomic_t count;
void (*func)(unsigned long);
unsigned long data;
};
各成员的含义如下：
（1）next指针：指向下一个tasklet的指针。
（2）state：定义了这个tasklet的当前状态。这一个32位的无符号长整数，当前只使用了bit［1］和bit［0］两个状态位。其中，bit［1］＝1表示这个tasklet当前正在某个CPU上被执行，它仅对SMP系统才有意义，其作用就是为了防止多个CPU同时执行一个tasklet的情形出现；bit［0］＝1表示这个tasklet已经被调度去等待执行了。对这两个状态位的宏定义如下所示（interrupt.h）：
enum
{
TASKLET_STATE_SCHED, /* Tasklet is scheduled for execution */
TASKLET_STATE_RUN /* Tasklet is running (SMP only) */
};
（3）原子计数count：对这个tasklet的引用计数值。NOTE！只有当count等于0时，tasklet代码段才能执行，也即此时tasklet是被使能的；如果count非零，则这个tasklet是被禁止的。任何想要执行一个tasklet代码段的人都首先必须先检查其count成员是否为0。
（4）函数指针func：指向以函数形式表现的可执行tasklet代码段。
（5）data：函数func的参数。这是一个32位的无符号整数，其具体含义可供func函数自行解释，比如将其解释成一个指向某个用户自定义数据结构的地址值。
Linux在interrupt.h头文件中又定义了两个用来定义tasklet_struct结构变量的辅助宏：
#define DECLARE_TASKLET(name, func, data) \
struct tasklet_struct name = { NULL, 0, ATOMIC_INIT(0), func, data }
#define DECLARE_TASKLET_DISABLED(name, func, data) \
struct tasklet_struct name = { NULL, 0, ATOMIC_INIT(1), func, data }
显然，从上述源代码可以看出，用DECLARE_TASKLET宏定义的tasklet在初始化时是被使能的（enabled），因为其count成员为0。而用DECLARE_TASKLET_DISABLED宏定义的tasklet在初始时是被禁止的（disabled），因为其count等于1。
6．2．2 改变一个tasklet状态的操作
在这里，tasklet状态指两个方面：（1）state成员所表示的运行状态；（2）count成员决定的使能／禁止状态。
（1）改变一个tasklet的运行状态
state成员中的bit［0］表示一个tasklet是否已被调度去等待执行，bit［1］表示一个tasklet是否正在某个CPU上执行。对于state变量中某位的改变必须是一个原子操作，因此可以用定义在include/asm/bitops.h头文件中的位操作来进行。
由于bit［1］这一位（即TASKLET_STATE_RUN）仅仅对于SMP系统才有意义，因此Linux在Interrupt.h头文件中显示地定义了对TASKLET_STATE_RUN位的操作。如下所示：
#ifdef CONFIG_SMP
#define tasklet_trylock(t) (!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_RUN, &(t)->state))
#define tasklet_unlock_wait(t) while (test_bit(TASKLET_STATE_RUN, &(t)->state)) { /* NOTHING */ }
#define tasklet_unlock(t) clear_bit(TASKLET_STATE_RUN, &(t)->state)
#else
#define tasklet_trylock(t) 1
#define tasklet_unlock_wait(t) do { } while (0)
#define tasklet_unlock(t) do { } while (0)
#endif
显然，在SMP系统同，tasklet_trylock()宏将把一个tasklet_struct结构变量中的state成员中的bit［1］位设置成1，同时还返回bit［1］位的非。因此，如果bit［1］位原有值为1（表示另外一个CPU正在执行这个tasklet代码），那么tasklet_trylock()宏将返回值0，也就表示上锁不成功。如果bit［1］位的原有值为0，那么tasklet_trylock()宏将返回值1，表示加锁成功。而在单CPU系统中，tasklet_trylock()宏总是返回为1。
任何想要执行某个tasklet代码的程序都必须首先调用宏tasklet_trylock()来试图对这个tasklet进行上锁（即设置TASKLET_STATE_RUN位），且只能在上锁成功的情况下才能执行这个tasklet。建议！即使你的程序只在CPU系统上运行，你也要在执行tasklet之前调用tasklet_trylock()宏，以便使你的代码获得良好可移植性。
在SMP系统中，tasklet_unlock_wait()宏将一直不停地测试TASKLET_STATE_RUN位的值，直到该位的值变为0（即一直等待到解锁），假如：CPU0正在执行tasklet A的代码，在此期间，CPU1也想执行taskletA的代码，但CPU1发现taskletA的TASKLET_STATE_RUN位为1，于是它就可以通过tasklet_unlock_wait()宏等待taskletA被解锁（也即TASKLET_STATE_RUN位被清零）。在单CPU系统中，这是一个空操作。
宏tasklet_unlock()用来对一个tasklet进行解锁操作，也即将TASKLET_STATE_RUN位清零。在单CPU系统中，这是一个空操作。
（2）使能／禁止一个tasklet
使能与禁止操作往往总是成对地被调用的，tasklet_disable()函数如下（interrupt.h）：
static inline void tasklet_disable(struct tasklet_struct *t)
{
tasklet_disable_nosync(t);
tasklet_unlock_wait(t);
}
函数tasklet_disable_nosync()也是一个静态inline函数，它简单地通过原子操作将count成员变量的值减1。如下所示（interrupt.h）：
static inline void tasklet_disable_nosync(struct tasklet_struct *t)
{
atomic_inc(&t->count);
}
函数tasklet_enable()用于使能一个tasklet，如下所示（interrupt.h）：
static inline void tasklet_enable(struct tasklet_struct *t)
{
atomic_dec(&t->count);
}
6．2．3 tasklet描述符的初始化与杀死
函数tasklet_init()用来初始化一个指定的tasklet描述符，其源码如下所示（kernel/softirq.c）：
void tasklet_init(struct tasklet_struct *t,
void (*func)(unsigned long), unsigned long data)
{
t->func = func;
t->data = data;
t->state = 0;
atomic_set(&t->count, 0);
}
函数tasklet_kill()用来将一个已经被调度了的tasklet杀死，即将其恢复到未调度的状态。其源码如下所示（kernel/softirq.c）：
void tasklet_kill(struct tasklet_struct *t)
{
if (in_interrupt())
printk("Attempt to kill tasklet from interrupt\n");
while (test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state)) {
current->state = TASK_RUNNING;
do {
current->policy |= SCHED_YIELD;
schedule();
} while (test_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state));
}
tasklet_unlock_wait(t);
clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state);
}
6．2．4 tasklet对列
多个tasklet可以通过tasklet描述符中的next成员指针链接成一个单向对列。为此，Linux专门在头文件include/linux/interrupt.h中定义了数据结构tasklet_head来描述一个tasklet对列的头部指针。如下所示：
struct tasklet_head
{
struct tasklet_struct *list;
} __attribute__ ((__aligned__(SMP_CACHE_BYTES)));
尽管tasklet机制是特定于软中断向量HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ的一种实现，但是tasklet机制仍然属于softirq机制的整体框架范围内的，因此，它的设计与实现仍然必须坚持“谁触发，谁执行”的思想。为此，Linux为系统中的每一个CPU都定义了一个tasklet对列头部，来表示应该有各个CPU负责执行的tasklet对列。如下所示（kernel/softirq.c）：
struct tasklet_head tasklet_vec[NR_CPUS] __cacheline_aligned;
struct tasklet_head tasklet_hi_vec[NR_CPUS] __cacheline_aligned;
其中，tasklet_vec［］数组用于软中断向量TASKLET_SOFTIRQ，而tasklet_hi_vec［］数组则用于软中断向量HI_SOFTIRQ。也即，如果CPUi（0≤i≤NR_CPUS-1）触发了软中断向量TASKLET_SOFTIRQ，那么对列tasklet_vec［i］中的每一个tasklet都将在CPUi服务于软中断向量TASKLET_SOFTIRQ时被CPUi所执行。同样地，如果CPUi（0≤i≤NR_CPUS-1）触发了软中断向量HI_SOFTIRQ，那么队列tasklet_vec［i］中的每一个tasklet都将CPUi在对软中断向量HI_SOFTIRQ进行服务时被CPUi所执行。
队列tasklet_vec［I］和tasklet_hi_vec［I］中的各个tasklet是怎样被所CPUi所执行的呢？其关键就是软中断向量TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ的软中断服务程序——tasklet_action()函数和tasklet_hi_action()函数。下面我们就来分析这两个函数。
6．2．5 软中断向量TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ
Linux为软中断向量TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ实现了专用的触发函数和软中断服务函数。其中，tasklet_schedule()函数和tasklet_hi_schedule()函数分别用来在当前CPU上触发软中断向量TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ，并把指定的tasklet加入当前CPU所对应的tasklet队列中去等待执行。而tasklet_action()函数和tasklet_hi_action()函数则分别是软中断向量TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ的软中断服务函数。在初始化函数softirq_init()中，这两个软中断向量对应的描述符softirq_vec［0］和softirq_vec［3］中的action函数指针就被分别初始化成指向函数tasklet_hi_action()和函数tasklet_action（）。
（1）软中断向量TASKLET_SOFTIRQ的触发函数tasklet_schedule（）
该函数实现在include/linux/interrupt.h头文件中，是一个inline函数。其源码如下所示：
static inline void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)
{
if (!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state)) {
int cpu = smp_processor_id();
unsigned long flags;
local_irq_save(flags);
t->next = tasklet_vec[cpu].list;
tasklet_vec[cpu].list = t;
__cpu_raise_softirq(cpu, TASKLET_SOFTIRQ);
local_irq_restore(flags);
}
}
该函数的参数t指向要在当前CPU上被执行的tasklet。对该函数的NOTE如下：
①调用test_and_set_bit()函数将待调度的tasklet的state成员变量的bit［0］位（也即TASKLET_STATE_SCHED位）设置为1，该函数同时还返回TASKLET_STATE_SCHED位的原有值。因此如果bit［0］为的原有值已经为1，那就说明这个tasklet已经被调度到另一个CPU上去等待执行了。由于一个tasklet在某一个时刻只能由一个CPU来执行，因此tasklet_schedule()函数什么也不做就直接返回了。否则，就继续下面的调度操作。
②首先，调用local_irq_save()函数来关闭当前CPU的中断，以保证下面的步骤在当前CPU上原子地被执行。
③然后，将待调度的tasklet添加到当前CPU对应的tasklet队列的首部。
④接着，调用__cpu_raise_softirq()函数在当前CPU上触发软中断请求TASKLET_SOFTIRQ。
⑤最后，调用local_irq_restore()函数来开当前CPU的中断。
（2）软中断向量TASKLET_SOFTIRQ的服务程序tasklet_action（）
函数tasklet_action()是tasklet机制与软中断向量TASKLET_SOFTIRQ的联系纽带。正是该函数将当前CPU的tasklet队列中的各个tasklet放到当前CPU上来执行的。该函数实现在kernel/softirq.c文件中，其源代码如下：
static void tasklet_action(struct softirq_action *a)
{
int cpu = smp_processor_id();
struct tasklet_struct *list;
local_irq_disable();
list = tasklet_vec[cpu].list;
tasklet_vec[cpu].list = NULL;
local_irq_enable();
while (list != NULL) {
struct tasklet_struct *t = list;
list = list->next;
if (tasklet_trylock(t)) {
if (atomic_read(&t->count) == 0) {
clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state);
t->func(t->data);
/*
* talklet_trylock() uses test_and_set_bit that imply
* an mb when it returns zero, thus we need the explicit
* mb only here: while closing the critical section.
*/
#ifdef CONFIG_SMP
smp_mb__before_clear_bit();
#endif
tasklet_unlock(t);
continue;
}
tasklet_unlock(t);
}
local_irq_disable();
t->next = tasklet_vec[cpu].list;
tasklet_vec[cpu].list = t;
__cpu_raise_softirq(cpu, TASKLET_SOFTIRQ);
local_irq_enable();
}
}
注释如下：
①首先，在当前CPU关中断的情况下，“原子”地读取当前CPU的tasklet队列头部指针，将其保存到局部变量list指针中，然后将当前CPU的tasklet队列头部指针设置为NULL，以表示理论上当前CPU将不再有tasklet需要执行（但最后的实际结果却并不一定如此，下面将会看到）。
②然后，用一个while{}循环来遍历由list所指向的tasklet队列，队列中的各个元素就是将在当前CPU上执行的tasklet。循环体的执行步骤如下：
l 用指针t来表示当前队列元素，即当前需要执行的tasklet。
l 更新list指针为list->next，使它指向下一个要执行的tasklet。
l用tasklet_trylock()宏试图对当前要执行的tasklet（由指针t所指向）进行加锁，如果加锁成功（当前没有任何其他CPU正在执行这个tasklet），则用原子读函数atomic_read()进一步判断count成员的值。如果count为0，说明这个tasklet是允许执行的，于是：（1）先清除TASKLET_STATE_SCHED位；（2）然后，调用这个tasklet的可执行函数func；（3）执行barrier()操作；（4）调用宏tasklet_unlock()来清除TASKLET_STATE_RUN位。（5）最后，执行continue语句跳过下面的步骤，回到while循环继续遍历队列中的下一个元素。如果count不为0，说明这个tasklet是禁止运行的，于是调用tasklet_unlock()清除前面用tasklet_trylock()设置的TASKLET_STATE_RUN位。
l如果tasklet_trylock()加锁不成功，或者因为当前tasklet的count值非0而不允许执行时，我们必须将这个tasklet重新放回到当前CPU的tasklet队列中，以留待这个CPU下次服务软中断向量TASKLET_SOFTIRQ时再执行。为此进行这样几步操作：（1）先关CPU中断，以保证下面操作的原子性。（2）把这个tasklet重新放回到当前CPU的tasklet队列的首部；（3）调用__cpu_raise_softirq()函数在当前CPU上再触发一次软中断请求TASKLET_SOFTIRQ；（4）开中断。
l 最后，回到while循环继续遍历队列。
（3）软中断向量HI_SOFTIRQ的触发函数tasklet_hi_schedule()
该函数与tasklet_schedule()几乎相同，其源码如下（include/linux/interrupt.h）：
static inline void tasklet_hi_schedule(struct tasklet_struct *t)
{
if (!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state)) {
int cpu = smp_processor_id();
unsigned long flags;
local_irq_save(flags);
t->next = tasklet_hi_vec[cpu].list;
tasklet_hi_vec[cpu].list = t;
__cpu_raise_softirq(cpu, HI_SOFTIRQ);
local_irq_restore(flags);
}
}
（4）软中断向量HI_SOFTIRQ的服务函数tasklet_hi_action（）
该函数与tasklet_action()函数几乎相同，其源码如下（kernel/softirq.c）：
static void tasklet_hi_action(struct softirq_action *a)
{
int cpu = smp_processor_id();
struct tasklet_struct *list;
local_irq_disable();
list = tasklet_hi_vec[cpu].list;
tasklet_hi_vec[cpu].list = NULL;
local_irq_enable();
while (list != NULL) {
struct tasklet_struct *t = list;
list = list->next;
if (tasklet_trylock(t)) {
if (atomic_read(&t->count) == 0) {
clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state);
t->func(t->data);
tasklet_unlock(t);
continue;
}
tasklet_unlock(t);
}
local_irq_disable();
t->next = tasklet_hi_vec[cpu].list;
tasklet_hi_vec[cpu].list = t;
__cpu_raise_softirq(cpu, HI_SOFTIRQ);
local_irq_enable();
}
}


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