linux内核的softirq机制

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1、第六章 Linux内核的Softirq机制 （By 詹荣开，NUDT） Copyright © 2003 by 詹荣开 E-mail:zhanrk@sohu.com Linux-2.4.0 Version 1.0.0，2003-2-14 摘要：本文主要从内核实现的角度分析了Linux 2.4.0内核的Softirq机制。本文是为那些想要了解Linux I/O子系统的读者和Linux驱动程序开发人员而写的。 关键词：Linux、Softirq、软中断、Bottom half、设备驱动程序 申明：

2、这份文档是按照自由软件开放源代码的精神发布的，任何人可以免费获得、使用和重新发布，但是你没有限制别人重新发布你发布内容的权利。发布本文的目的是希望它能对读者有用，但没有任何担保，甚至没有适合特定目的的隐含的担保。更详细的情况请参阅GNU通用公共许可证(GPL)，以及GNU自由文档协议(GFDL)。 你应该已经和文档一起收到一份GNU通用公共许可证(GPL)的副本。如果还没有，写信给： The Free Software Foundation, Inc., 675 Mass Ave, Cambridge,

3、MA02139, USA 欢迎各位指出文档中的错误与疑问。 前言 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I

4、DT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

5、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。 6．1 软中断请求机制 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

6、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。 6．1．1 软中断描述符 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 usag

7、e. 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] __cach

8、eline_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。 6．1．2 软