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读了两天的linux代码，一点点心得跟大家分享，高手轻拍～
【感觉到对BH的需求了】
之前写IDE驱动的时候就有感觉，不过还好。这两天写网卡驱动，更加感到BH的重要。不只是提高中断的响应能力，有些代码放在BH里会特别舒服。像发包中断(TOK)的handler可能要调用netif_wake_queue，这个函数会调用驱动接口start_xmit发包，而start_xmit()我在设计的时候，是默认硬中断已打开，如果不推迟到BH里调用它，而是放在do_IRQ的action里，那start_xmit里就要做irq_save了，但我的irq_save的实现又是依赖于task_struct的，这样一来，就必须进程才能调用网卡驱动，内核本身不能。
【BH没那么糟】
“一旦一个bh在执行，其它所有的bh要等它执行完。” 开始看到这种话，觉得是bh的缺点，现在不禁一笑————不等着能怎么办呢？2.0时期的linux,cpu只有一个核。
tasklet只是多核版本的bh，真正了不起的是softirq才对，那些驱动程序员处理各种并发时，应该很有存在感。
【任务队列的效率似乎不高】
我开始觉得bh太简单，想实现的是task queue。（我其实想做softirq的，可惜我的内核不支持多核）
但发现用链表实现bh机制太笨重。我几乎快想好了，就是临界区的时候，把head和tail复制到局部变量，然后遍历。这样BH过程中随便硬中断怎么mark_bh()都行。
但还是不行，因为mark_bh()(不知道是它是什么函数，就用mark_bh指代吧)的时候，这些tq_struct会从inactive队列，跑到active队列。遍历会失败。
看linux的源码，它竟然是每执行完一个tq_struct，就直接从队列里删掉。那估计它mark_bh()的时候，也是新生成一个tq_struct插进去。有点儿恐怖，跟BH相比，重的像砖头。
2.6里它已经被work queue取代了，由一个线程负责，可以延时，休眠的。
【BH更像一个hook】
觉得bh更像一个“钩子”，在内核routine的某些点调用用户（通常是驱动程序员）注册的函数。要支持这种钩子，两个难点：1, 它全程基本上是开中断的，在次级中断里，用户又会注册一些钩子。我们面临一些变量的“并发”（某种意义上的）读写。第二点，就是内核设计着要对do_BH()前后，内核的流程很熟悉。我们在这里概述一下：
一个硬件中断的流程： 硬件自动保存断点； 软件SAVE_ALL； 进入DO_IRQ； DO_IRQ调用这个中断通道上注册的所有action； 执行SOFTIRQ(如果有的话)； 执行完SOFTIRQ，DO_IRQ也就完了，routine流向ret_from_intr，内核在此处会瞄一眼，看是要回哪儿去。用户空间(ring 3)？那先调到ret_with_reschedue，因为硬中断引发的进程切换是再正常不过的了。仍旧是回到内核空间(ring 0)？那就那就直接跳到restore_all了。linux内核的原则是，内核态的中断不会引发进程调度。（2.4以前）
【linux的do_softirq源码分析】
这段do_softirq,我都是当做do_bh()去读的，竟然觉得每一句都读懂了。
所以下文有一些语病，像比mark_bh，朋友们就自动联想吧，我懒得去找softirq里它叫什么了。
---------------kernel/softirq.c-----
50 asmlinkage void do_softirq()
51 {
52 int cpu = smp_processor_id();
53 __u32 active, mask;
54
55 if (in_interrupt())
56 return;
57
58 local_bh_disable();
59
60 local_irq_disable();
61 mask = softirq_mask(cpu);
62 active = softirq_active(cpu) & mask;
63
64 if (active) {
65 struct softirq_action *h;
66
67 restart:
68 /* Reset active bitmask before enabling irqs */
69 softirq_active(cpu) &= ~active;
70
71 local_irq_enable();
72
73 h = softirq_vec;
74 mask &= ~active;
75
76 do {
77 if (active & 1)
78 h->action(h);
79 h++;
80 active >>= 1;
81 } while (active);
82
83 local_irq_disable();
84
85 active = softirq_active(cpu);
86 if ((active &= mask) != 0)
87 goto retry;
88 }
89
90 local_bh_enable();
91
92 /* Leave with locally disabled hard irqs. It is critical to close
93 * window for infinite recursion, while we help local bh count,
94 * it protected us. Now we are defenceless.
95 */
96 return;
97
98 retry:
99 goto restart;
100 }
首先，第52行int cpu = smp_processor_id()获取当前是在哪个核，softirq在设计上，为每个核分配了专属的mask和active，每个核只需要关心自己本地的softirq就行了。
借用网上的一段话：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。
接着local_bh_disable()。我们知道，执行do_softirq过程中(几乎)是全程开中断的，我们把发生于这个过程中的硬中断叫“次级中断”，中断的routine都是千篇一律的，当次级中断的routine走到do_IRQ里的do_softirq时，我们要阻止它进入。这就是local_bh_disable()的作用。
紧接着是local_irq_disable()。因为接下来要操作mask,active这两个关键变量，次级中断里可能会竞争访问（通过mark_bh())，没有别的办法，只能关掉硬中断。
到71行，再local_irq_enable()，就进入do_irq经典的情景了，开中断干活儿。
注意61,62行，我们把active和mask两个全局变量复制到局部变量，仍旧是怕次级中断。但硬中断不能再关下去了，只好先复制下来：次级中断，active和mask变量就交给你随便折腾了，我先处理完这一批active bits再说。
76~81行是执行active bits对应的action，代码很轻巧，不赘述。
到83行又local_irq_disable(),因为又要读全局变量active了，它反映自local_bh_disable以来，又产生的softirq。复制下来，循环处理。注意，上一批的active bits已经在６９行给清掉了。
最后，第90行，很重要的一句：
local_bh_enable()。
系统从do_softirq出去时，硬中断从此就关了，直到iret。此时已接近这次中断routine的尾声。
中断当然要关，因为接下来的操作都是entry.S里非常脆弱的操作，像restore_all时，是不可能允许中断发生的。
PS: 等测试过了，我再把我的源码贴出来，因为网卡驱动没写完，内核现在还编译不了。 |
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发表于 2016-06-15 11:44
