轉自：http://blog.csdn.net/droidphone/article/details/7518428
軟件中斷（softIRQ）是內核提供的一種延遲執行機制，它完全由軟件觸發，雖然說是延遲機制，實際上，在大多數情況下，它與普通進程相比，能得到更快的響應時間。軟中斷也是其他一些內核機制的基礎，比如tasklet，高分辨率timer等。
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1. ?軟件中斷的數據結構
1.1 ?struct softirq_action
內核用softirq_action結構管理軟件中斷的注冊和激活等操作，它的定義如下：
[cpp]?view plaincopy
struct?softirq_action??{??????void????(*action)(struct?softirq_action?*);?? };?? 非常簡單，只有一個用于回調的函數指針。軟件中斷的資源是有限的，內核目前只實現了10種類型的軟件中斷，它們是：
[cpp]?view plaincopy
enum??{??????HI_SOFTIRQ=0,??????TIMER_SOFTIRQ,??????NET_TX_SOFTIRQ,??????NET_RX_SOFTIRQ,??????BLOCK_SOFTIRQ,??????BLOCK_IOPOLL_SOFTIRQ,??????TASKLET_SOFTIRQ,??????SCHED_SOFTIRQ,??????HRTIMER_SOFTIRQ,??????RCU_SOFTIRQ,???? ??????NR_SOFTIRQS??};?? 內核的開發者們不建議我們擅自增加軟件中斷的數量，如果需要新的軟件中斷，盡可能把它們實現為基于軟件中斷的tasklet形式。與上面的枚舉值相對應，內核定義了一個softirq_action的結構數組，每種軟中斷對應數組中的一項：
[cpp]?view plaincopy
static?struct?softirq_action?softirq_vec[NR_SOFTIRQS]?__cacheline_aligned_in_smp;?? 1.2 ?irq_cpustat_t
多個軟中斷可以同時在多個cpu運行，就算是同一種軟中斷，也有可能同時在多個cpu上運行。內核為每個cpu都管理著一個待決軟中斷變量（pending），它就是irq_cpustat_t：
[cpp]?view plaincopy
typedef?struct?{??????unsigned?int?__softirq_pending;?? }?____cacheline_aligned?irq_cpustat_t;?? [cpp]?view plaincopy
irq_cpustat_t?irq_stat[NR_CPUS]?____cacheline_aligned;?? __softirq_pending字段中的每一個bit，對應著某一個軟中斷，某個bit被置位，說明有相應的軟中斷等待處理。
1.3 ?軟中斷的守護進程ksoftirqd
在cpu的熱插拔階段，內核為每個cpu創建了一個用于執行軟件中斷的守護進程ksoftirqd，同時定義了一個per_cpu變量用于保存每個守護進程的task_struct結構指針：
[cpp]?view plaincopy
DEFINE_PER_CPU(struct?task_struct?*,?ksoftirqd);?? 大多數情況下，軟中斷都會在irq_exit階段被執行，在irq_exit階段沒有處理完的軟中斷才有可能會在守護進程中執行。
2. ?觸發軟中斷
要觸發一個軟中斷，只要調用api：raise_softirq即可，它的實現很簡單，先是關閉本地cpu中斷，然后調用：raise_softirq_irqoff
[cpp]?view plaincopy
void?raise_softirq(unsigned?int?nr)??{??????unsigned?long?flags;?? ??????local_irq_save(flags);??????raise_softirq_irqoff(nr);??????local_irq_restore(flags);??}?? 再看看raise_softirq_irqoff：
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inline?void?raise_softirq_irqoff(unsigned?int?nr)??{??????__raise_softirq_irqoff(nr);????????????......??????if?(!in_interrupt())?? ????????wakeup_softirqd();??}?? 先是通過__raise_softirq_irqoff設置cpu的軟中斷pending標志位（irq_stat[NR_CPUS] ），然后通過in_interrupt判斷現在是否在中斷上下文中，或者軟中斷是否被禁止，如果都不成立，則喚醒軟中斷的守護進程，在守護進程中執行軟中斷的回調函數。否則什么也不做，軟中斷將會在中斷的退出階段被執行。
3. ?軟中斷的執行
基于上面所說，軟中斷的執行既可以守護進程中執行，也可以在中斷的退出階段執行。實際上，軟中斷更多的是在中斷的退出階段執行（irq_exit），以便達到更快的響應，加入守護進程機制，只是擔心一旦有大量的軟中斷等待執行，會使得內核過長地留在中斷上下文中。
3.1 ?在irq_exit中執行
看看irq_exit的部分：
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void?irq_exit(void)??{??????????......??????sub_preempt_count(IRQ_EXIT_OFFSET);??????if?(!in_interrupt()?&&?local_softirq_pending())?? ????????invoke_softirq();??????????......??}?? 如果中斷發生嵌套，in_interrupt()保證了只有在最外層的中斷的irq_exit階段，invoke_interrupt才會被調用，當然，local_softirq_pending也會實現判斷當前cpu有無待決的軟中斷。代碼最終會進入__do_softirq中，內核會保證調用__do_softirq時，本地cpu的中斷處于關閉狀態，進入__do_softirq：
[cpp]?view plaincopy
asmlinkage?void?__do_softirq(void)?? {??????????......??????pending?=?local_softirq_pending();????????__local_bh_disable((unsigned?long)__builtin_return_address(0),?? ????????????????SOFTIRQ_OFFSET);??restart:?????? ????set_softirq_pending(0);????????local_irq_enable();????????h?=?softirq_vec;????????do?{?? ????????if?(pending?&?1)?{?? ????????????????????......??????????????trace_softirq_entry(vec_nr);??????????????h->action(h);??????????????trace_softirq_exit(vec_nr);??????????????????????????......??????????}??????????h++;??????????pending?>>=?1;??????}?while?(pending);?? ??????local_irq_disable();????????pending?=?local_softirq_pending();??????if?(pending?&&?--max_restart)?? ????????goto?restart;?? ??????if?(pending)?? ????????wakeup_softirqd();????????lockdep_softirq_exit();????????__local_bh_enable(SOFTIRQ_OFFSET);??}?? - 首先取出pending的狀態；
- 禁止軟中斷，主要是為了防止和軟中斷守護進程發生競爭；
- 清除所有的軟中斷待決標志；
- 打開本地cpu中斷；
- 循環執行待決軟中斷的回調函數；
- 如果循環完畢，發現新的軟中斷被觸發，則重新啟動循環，直到以下條件滿足，才退出：
- 沒有新的軟中斷等待執行；
- 循環已經達到最大的循環次數MAX_SOFTIRQ_RESTART，目前的設定值時10次；
- 如果經過MAX_SOFTIRQ_RESTART次循環后還未處理完，則激活守護進程，處理剩下的軟中斷；
- 推出前恢復軟中斷；
3.2 ?在ksoftirqd進程中執行
從前面幾節的討論我們可以看出，軟中斷也可能由ksoftirqd守護進程執行，這要發生在以下兩種情況下：
- 在irq_exit中執行軟中斷，但是在經過MAX_SOFTIRQ_RESTART次循環后，軟中斷還未處理完，這種情況雖然極少發生，但畢竟有可能；
- 內核的其它代碼主動調用raise_softirq，而這時正好不是在中斷上下文中，守護進程將被喚醒；
守護進程最終也會調用__do_softirq執行軟中斷的回調，具體的代碼位于run_ksoftirqd函數中，內核會關閉搶占的情況下執行__do_softirq，具體的過程這里不做討論。
4. ?tasklet
因為內核已經定義好了10種軟中斷類型，并且不建議我們自行添加額外的軟中斷，所以對軟中斷的實現方式，我們主要是做一個簡單的了解，對于驅動程序的開發者來說，無需實現自己的軟中斷。但是，對于某些情況下，我們不希望一些操作直接在中斷的handler中執行，但是又希望在稍后的時間里得到快速地處理，這就需要使用tasklet機制。 tasklet是建立在軟中斷上的一種延遲執行機制，它的實現基于TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ這兩個軟中斷類型。
4.1 ?tasklet_struct ? ? ? ?
在軟中斷的初始化函數softirq_init的最后，內核注冊了TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ這兩個軟中斷：
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void?__init?softirq_init(void)??{??????????......??????open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ,?tasklet_action);??????open_softirq(HI_SOFTIRQ,?tasklet_hi_action);??}?? ? ? ? ? 內核用一個tasklet_struct來表示一個tasklet，它的定義如下：
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struct?tasklet_struct??{??????struct?tasklet_struct?*next;?? ????unsigned?long?state;?? ????atomic_t?count;??????void?(*func)(unsigned?long);?? ????unsigned?long?data;?? };?? next用于把同一個cpu的tasklet鏈接成一個鏈表，state用于表示該tasklet的當前狀態，目前只是用了最低的兩個bit，分別用于表示已經準備被調度執行和已經在另一個cpu上執行：
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enum??{??????TASKLET_STATE_SCHED,???? ????TASKLET_STATE_RUN??? };?? 原子變量count用于tasklet對tasklet_disable和tasklet_enable的計數，count為0時表示允許tasklet執行，否則不允許執行，每次tasklet_disable時，該值加1，tasklet_enable時該值減1。func是tasklet被執行時的回調函數指針，data則用作回調函數func的參數。
4.2 ?初始化一個tasklet
有兩種辦法初始化一個tasklet，第一種是靜態初始化，使用以下兩個宏，這兩個宏定義一個tasklet_struct結構，并用相應的參數對結構中的字段進行初始化：
- DECLARE_TASKLET(name, func, data)；定義名字為name的tasklet，默認為enable狀態，也就是count字段等于0。
- DECLARE_TASKLET_DISABLED(name, func, data)；定義名字為name的tasklet，默認為enable狀態，也就是count字段等于1。
第二個是動態初始化方法：先定義一個tasklet_struct，然后用tasklet_init函數進行初始化，該方法默認tasklet處于enable狀態：
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struct?tasklet_struct?tasklet_xxx;??......??tasklet_init(&tasklet_xxx,?func,?data);?? 4.3 ?tasklet的使用方法
使能和禁止tasklet，使用以下函數：
- tasklet_disable() ?通過給count字段加1來禁止一個tasklet，如果tasklet正在運行中，則等待運行完畢才返回（通過TASKLET_STATE_RUN標志）。
- tasklet_disable_nosync() ?tasklet_disable的異步版本，它不會等待tasklet運行完畢。
- tasklet_enable() ?使能tasklet，只是簡單地給count字段減1。
調度tasklet的執行，使用以下函數：
- tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t) ?如果TASKLET_STATE_SCHED標志為0，則置位TASKLET_STATE_SCHED，然后把tasklet掛到該cpu等待執行的tasklet鏈表上，接著發出TASKLET_SOFTIRQ軟件中斷請求。
- tasklet_hi_schedule(struct tasklet_struct *t) ?效果同上，區別是它發出的是HI_SOFTIRQ軟件中斷請求。
銷毀tasklet，使用以下函數：
- tasklet_kill(struct tasklet_struct *t) ?如果tasklet處于TASKLET_STATE_SCHED狀態，或者tasklet正在執行，則會等待tasklet執行完畢，然后清除TASKLET_STATE_SCHED狀態。
4.4 ?tasklet的內部執行機制
內核為每個cpu用定義了一個tasklet_head結構，用于管理每個cpu上的tasklet的調度和執行：
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struct?tasklet_head??{??????struct?tasklet_struct?*head;?? ????struct?tasklet_struct?**tail;?? };????static?DEFINE_PER_CPU(struct?tasklet_head,?tasklet_vec);??static?DEFINE_PER_CPU(struct?tasklet_head,?tasklet_hi_vec);?? 回到4.1節，我們知道，tasklet是利用TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ這兩個軟中斷來實現的，兩個軟中斷只是有優先級的差別，所以我們只討論TASKLET_SOFTIRQ的實現，TASKLET_SOFTIRQ的中斷回調函數是tasklet_action，我們看看它的代碼：
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static?void?tasklet_action(struct?softirq_action?*a)??{??????struct?tasklet_struct?*list;?? ??????local_irq_disable();??????list?=?__this_cpu_read(tasklet_vec.head);??????__this_cpu_write(tasklet_vec.head,?NULL);??????__this_cpu_write(tasklet_vec.tail,?&__get_cpu_var(tasklet_vec).head);??????local_irq_enable();????????while?(list)?{?? ????????struct?tasklet_struct?*t?=?list;?? ??????????list?=?list->next;????????????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?=?NULL;??????????*__this_cpu_read(tasklet_vec.tail)?=?t;??????????__this_cpu_write(tasklet_vec.tail,?&(t->next));??????????__raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ);??????????local_irq_enable();??????}??}?? 解析如下：
- 關閉本地中斷的前提下，移出當前cpu的待處理tasklet鏈表到一個臨時鏈表后，清除當前cpu的tasklet鏈表，之所以這樣處理，是為了處理當前tasklet鏈表的時候，允許新的tasklet被調度進待處理鏈表中。
- 遍歷臨時鏈表，用tasklet_trylock判斷當前tasklet是否已經在其他cpu上運行，而且tasklet沒有被禁止：
- 如果沒有運行，也沒有禁止，則清除TASKLET_STATE_SCHED狀態位，執行tasklet的回調函數。
- 如果已經在運行，或者被禁止，則把該tasklet重新添加會當前cpu的待處理tasklet鏈表上，然后觸發TASKLET_SOFTIRQ軟中斷，等待下一次軟中斷時再次執行。
分析到這了我有個疑問，看了上面的代碼，如果一個tasklet被tasklet_schedule后，在沒有被執行前被tasklet_disable了，豈不是會無窮無盡地引發TASKLET_SOFTIRQ軟中斷？ 通過以上的分析，我們需要注意的是，tasklet有以下幾個特征：
- 同一個tasklet只能同時在一個cpu上執行，但不同的tasklet可以同時在不同的cpu上執行；
- 一旦tasklet_schedule被調用，內核會保證tasklet一定會在某個cpu上執行一次；
- 如果tasklet_schedule被調用時，tasklet不是出于正在執行狀態，則它只會執行一次；
- 如果tasklet_schedule被調用時，tasklet已經正在執行，則它會在稍后被調度再次被執行；
- 兩個tasklet之間如果有資源沖突，應該要用自旋鎖進行同步保護；
【作者】張昺華 【出處】http://www.cnblogs.com/sky-heaven/ 【博客園】 http://www.cnblogs.com/sky-heaven/ 【新浪博客】 http://blog.sina.com.cn/u/2049150530 【知乎】 http://www.zhihu.com/people/zhang-bing-hua 【我的作品---旋轉倒立擺】 http://v.youku.com/v_show/id_XODM5NDAzNjQw.html?spm=a2hzp.8253869.0.0&from=y1.7-2 【我的作品---自平衡自動循跡車】 http://v.youku.com/v_show/id_XODM5MzYyNTIw.html?spm=a2hzp.8253869.0.0&from=y1.7-2 【新浪微博】 張昺華--sky 【twitter】 @sky2030_ 【facebook】 張昺華 zhangbinghua 本文版權歸作者和博客園共有，歡迎轉載，但未經作者同意必須保留此段聲明，且在文章頁面明顯位置給出原文連接，否則保留追究法律責任的權利.
總結
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