软中断（softIRQ）是内核提供的一种延迟执行机制，它完全由软件触发，虽然说是延迟机制，实际上，在大多数情况下，它与普通进程相比，能得到更快的响应时间。软中断也是其他一些内核机制的基础，比如tasklet，高分辨率timer等。
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内核用softirq_action结构管理软中断的注册和激活等操作，它的定义如下：
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- struct softirq_action
- {
- void (*action)(struct softirq_action *);
- };
非常简单，只有一个用于回调的函数指针。软中断的资源是有限的，内核目前只实现了10种类型的软中断，它们是：
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- 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, /* Preferable RCU should always be the last softirq */
- NR_SOFTIRQS
- };
内核的开发者们不建议我们擅自增加软中断的数量，如果需要新的软中断，尽可能把它们实现为基于软中断的tasklet形式。与上面的枚举值相对应，内核定义了一个softirq_action的结构数组，每种软中断对应数组中的一项：
1.2 irq_cpustat_t
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- static struct softirq_action softirq_vec[NR_SOFTIRQS] __cacheline_aligned_in_smp;
多个软中断可以同时在多个cpu运行，就算是同一种软中断，也有可能同时在多个cpu上运行。内核为每个cpu都管理着一个待决软中断变量（pending），它就是irq_cpustat_t：
__softirq_pending字段中的每一个bit，对应着某一个软中断，某个bit被置位，说明有相应的软中断等待处理。
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- typedef struct {
- unsigned int __softirq_pending;
- } ____cacheline_aligned irq_cpustat_t;
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- irq_cpustat_t irq_stat[NR_CPUS] ____cacheline_aligned;
__softirq_pending字段中的每一个bit，对应着某一个软中断，某个bit被置位，说明有相应的软中断等待处理。
1.3 软中断的守护进程ksoftirqd
在cpu的热插拔阶段，内核为每个cpu创建了一个用于执行软中断的守护进程ksoftirqd，同时定义了一个per_cpu变量用于保存每个守护进程的task_struct结构指针：
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- DEFINE_PER_CPU(struct task_struct *, ksoftirqd);
大多数情况下，软中断都会在irq_exit阶段被执行，在irq_exit阶段没有处理完的软中断才有可能会在守护进程中执行。
2. 触发软中断
要触发一个软中断，只要调用api：raise_softirq即可，它的实现很简单，先是关闭本地cpu中断，然后调用：raise_softirq_irqoff
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- 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 是通过__raise_softirq_irqoff设置cpu的软中断pending标志位（irq_stat[NR_CPUS] ），然后通过in_interrupt判断现在是否在中断上下文中，或者软中断是否被禁止，如果都不成立，则唤醒软中断的守护进程，在守护进程中执行软中 断的回调函数。否则什么也不做，软中断将会在中断的退出阶段被执行。
3. 软中断的执行
基于上面所说，软中断的执行既可以守护进程中执行，也可以在中断的退出阶段执行。实际上，软中断更多的是在中断的退出阶段执行（irq_exit），以便 达到更快的响应，加入守护进程机制，只是担心一旦有大量的软中断等待执行，会使得内核过长地留在中断上下文中。
3.1 在irq_exit中执行
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 果中断发生嵌套，in_interrupt()保证了只有在最外层的中断的irq_exit阶段，invoke_interrupt才会被调用，当 然，local_softirq_pending也会实现判断当前cpu有无待决的软中断。代码最终会进入__do_softirq中，内核会保证调用 __do_softirq时，本地cpu的中断处于关闭状态，进入__do_softirq：
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- asmlinkage void __do_softirq(void)
- {
- ......
- pending = local_softirq_pending();
- __local_bh_disable((unsigned long)__builtin_return_address(0),
- SOFTIRQ_OFFSET);
- restart:
- /* Reset the pending bitmask before enabling irqs */
- 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的状态；
- 禁止软中断，主要是为了防止和软中断守护进程发生竞争；
- 清除所有的软中断待决标志；
- 打开本地cpu中断；
- 循环执行待决软中断的回调函数；
- 如果循环完毕，发现新的软中断被触发，则重新启动循环，直到以下条件满足，才退出：
- 没有新的软中断等待执行；
- 循环已经达到最大的循环次数MAX_SOFTIRQ_RESTART，目前的设定值时10次；
- 如果经过MAX_SOFTIRQ_RESTART次循环后还未处理完，则激活守护进程，处理剩下的软中断；
- 推出前恢复软中断；
3.2 在ksoftirqd进程中执行
从前面几节的讨论我们可以看出，软中断也可能由ksoftirqd守护进程执行，这要发生在以下两种情况下：
- 在irq_exit中执行软中断，但是在经过MAX_SOFTIRQ_RESTART次循环后，软中断还未处理完，这种情况虽然极少发生，但毕竟有可能；
- 内核的其它代码主动调用raise_softirq，而这时正好不是在中断上下文中，守护进程将被唤醒；
4. tasklet
因为内核已经定义好了10种软中断类型，并且不建议我们自行添加额外的软中断，所以对软中断的实现方式，我们主要是做一个简单的了解，对于驱动程序的开 发者来说，无需实现自己的软中断。但是，对于某些情况下，我们不希望一些操作直接在中断的handler中执行，但是又希望在稍后的时间里得到快速地处 理，这就需要使用tasklet机制。 tasklet是建立在软中断上的一种延迟执行机制，它的实现基于TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ这两个软中断类型。
4.1 tasklet_struct
在软中断的初始化函数softirq_init的最后，内核注册了TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ这两个软中断：
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- void __init softirq_init(void)
- {
- ......
- open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action);
- open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action);
- }
内核用一个tasklet_struct来表示一个tasklet，它的定义如下：
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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用于把同一个cpu的tasklet链接成一个链表，state用于表示该tasklet的当前状态，目前只是用了最低的两个bit，分别用于表示已经准备被调度执行和已经在另一个cpu上执行：
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- enum
- {
- TASKLET_STATE_SCHED, /* Tasklet is scheduled for execution */
- TASKLET_STATE_RUN /* Tasklet is running (SMP only) */
- };
原 子变量count用于tasklet对tasklet_disable和tasklet_enable的计数，count为0时表示允许tasklet执 行，否则不允许执行，每次tasklet_disable时，该值加1，tasklet_enable时该值减1。func是tasklet被执行时的回 调函数指针，data则用作回调函数func的参数。
4.2 初始化一个tasklet
有两种办法初始化一个tasklet，第一种是静态初始化，使用以下两个宏，这两个宏定义一个tasklet_struct结构，并用相应的参数对结构中的字段进行初始化：
- DECLARE_TASKLET(name, func, data)；定义名字为name的tasklet，默认为enable状态，也就是count字段等于0。
- DECLARE_TASKLET_DISABLED(name, func, data)；定义名字为name的tasklet，默认为enable状态，也就是count字段等于1。
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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，使用以下函数：
- tasklet_disable() 通过给count字段加1来禁止一个tasklet，如果tasklet正在运行中，则等待运行完毕才返回（通过TASKLET_STATE_RUN标志）。
- tasklet_disable_nosync() tasklet_disable的异步版本，它不会等待tasklet运行完毕。
- tasklet_enable() 使能tasklet，只是简单地给count字段减1。
- tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t) 如果TASKLET_STATE_SCHED标志为0，则置位TASKLET_STATE_SCHED，然后把tasklet挂到该cpu等待执行的 tasklet链表上，接着发出TASKLET_SOFTIRQ软中断请求。
- tasklet_hi_schedule(struct tasklet_struct *t) 效果同上，区别是它发出的是HI_SOFTIRQ软中断请求。
- tasklet_kill(struct tasklet_struct *t) 如果tasklet处于TASKLET_STATE_SCHED状态，或者tasklet正在执行，则会等待tasklet执行完毕，然后清除TASKLET_STATE_SCHED状态。
4.4 tasklet的内部执行机制
内核为每个cpu用定义了一个tasklet_head结构，用于管理每个cpu上的tasklet的调度和执行：
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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节，我们知道，tasklet是利用TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ这两个软中断来实现的，两个软中断只是有优先级的差 别，所以我们只讨论TASKLET_SOFTIRQ的实现，TASKLET_SOFTIRQ的中断回调函数是tasklet_action，我们看看它的 代码：
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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：
- 关闭本地中断的前提下，移出当前cpu的待处理tasklet链表到一个临时链表后，清除当前cpu的tasklet链表，之所以这样处理，是为了处理当前tasklet链表的时候，允许新的tasklet被调度进待处理链表中。
- 遍历临时链表，用tasklet_trylock判断当前tasklet是否已经在其他cpu上运行，而且tasklet没有被禁止：
- 如果没有运行，也没有禁止，则清除TASKLET_STATE_SCHED状态位，执行tasklet的回调函数。
- 如果已经在运行，或者被禁止，则把该tasklet重新添加会当前cpu的待处理tasklet链表上，然后触发TASKLET_SOFTIRQ软中断，等待下一次软中断时再次执行。
通过以上的分析，我们需要注意的是，tasklet有以下几个特征：
- 同一个tasklet只能同时在一个cpu上执行，但不同的tasklet可以同时在不同的cpu上执行；
- 一旦tasklet_schedule被调用，内核会保证tasklet一定会在某个cpu上执行一次；
- 如果tasklet_schedule被调用时，tasklet不是出于正在执行状态，则它只会执行一次；
- 如果tasklet_schedule被调用时，tasklet已经正在执行，则它会在稍后被调度再次被执行；
- 两个tasklet之间如果有资源冲突，应该要用自旋锁进行同步保护；
