认认真真的聊聊"软"中断

低并发编程

战略上藐视技术，战术上重视技术

上一篇《认认真真聊聊中断》，其实讲的都是硬中断，注意是硬中断不是硬件中断哦，硬中断的概念更大。

硬中断包括中断、异常以及 INT 指令这种软件中断，整个中断机制是纯硬件实现的逻辑，别管触发它的是谁，所以通通叫硬中断。

当然这里也要有软件的配合，比如软件需要提前把中断向量表写在内存里，并通过 IDTR 寄存器告诉 CPU 它的起始位置在哪里。

好了，这就是上一篇硬中断的回顾了，如果上面这几句总结你看着很困惑，那强烈建议你先把上面的文章看一遍。

软中断与硬中断很像

软中断是纯软件实现的，宏观效果看上去和中断差不多的一种方式。

什么叫宏观效果呢？意思就是说，中断在宏观层面看来，就是打断当前正在运行的程序，转而去执行中断处理程序，执行完之后再返回原程序。

从这个层面看，硬中断可以达到这个效果，软中断也可以达到这个效果，所以说宏观效果一样。

那微观层面呢？就是我们需要了解的原理啦。

硬中断的微观层面，就是 CPU 在每一个指令周期的最后，都会留一个 CPU 周期去查看是否有中断，如果有，就把中断号取出，去中断向量表中寻找中断处理程序，然后跳过去。

这个在上面那篇文章里讲的很清楚啦。

软中断的微观层面，简单说就是有一个单独的守护进程，不断轮询一组标志位，如果哪个标志位有值了，那去这个标志位对应的软中断向量表数组的相应位置，找到软中断处理函数，然后跳过去。

你看，微观层面其实也和硬中断差不多。

接下来我们具体说来看看，以 Linux-2.6.0 内核为例，扒开它的外套。

开启内核软中断处理的守护进程

不想之前有断档，我们直接从开机开始讲起。

知识都是想通的，学了从不会浪费，如果你对开机启动流程有很直观的了解，那这块那就完全可以自己跟源码知道内核软中断处理线程是怎么从零到一开始的了。

这个是我之前在讲解自制操作系统时的图，放在这里完全没有问题，这就是 Linux 的启动过程，文件名都一样。

唯一不同的是，我们这里内核主方法叫 kernel_start，Linux-2.6.0 里叫 start_kernel，我也懒得改了。

接下来看这个入口方法。

asmlinkage void __init start_kernel(void) {
    ...
    trap_init();
    sched_init();
    time_init();
    ...
    rest_init();
}

省略了很多部分，但可以看出这个方法里就是各种初始化。

接着看 rest_init() 这个方法。

static void rest_init(void) {
    kernel_thread(init, NULL, CLONE_KERNEL);
} 

static int init(void * unused) {
    do_pre_smp_initcalls();
}

static void do_pre_smp_initcalls(void) {
    spawn_ksoftirqd();
}

看到一个 spawn_ksoftirqd()，翻译过来就是 spawn kernel soft irt daemon，开启内核软中断守护进程，这名字太直观了，都不用我讲了！

再往里跟。很长，但有用的信息很少。

__init int spawn_ksoftirqd(void) {
    cpu_callback(&cpu_nfb, CPU_ONLINE, (void *)(long)smp_processor_id());
    register_cpu_notifier(&cpu_nfb);
    return 0;
}

static int __devinit cpu_callback(...) {
    kernel_thread(ksoftirqd, hcpu, CLONE_KERNEL);
}

static int ksoftirqd(void * __bind_cpu) {
    for (;;) {
        while (local_softirq_pending()) {
            do_softirq();
            cond_resched();
        }
    }
}

asmlinkage void do_softirq(void) {
    h = softirq_vec;
    pending = local_softirq_pending();
    do {
        if (pending & 1) {
            h->action(h);
        h++;
        pending >>= 1;
    } while (pending);
}

前面的不用管，直接看最后一个方法，do_softirq()，这个方法展示了软中断处理守护进程所做的事情的精髓，我给翻译一下。

// 这就是软中断处理函数表（软中断向量表）
// 和硬中断的中断向量表一样
static struct softirq_action softirq_vec[32];

asmlinkage void do_softirq(void) {
    // h = 软中断向量表起始地址指针
    h = softirq_vec;
    // 这个是软中断标志位们，一次性拿到所有的软中断标志位
    pending = local_softirq_pending();
    do {
        // 此时的软中断标志位有值（说明有软中断）
        if (pending & 1) {
            // 去对应的软中断向量表执行对应的处理函数
            h->action(h);
        // 软中断向量表指针向后移动
        h++;
        // 同时软中断处理标志位也向后移动
        pending >>= 1;
    } while (pending);
}

这翻译还没看明白，那我来几个图你就懂了。

首先 h 代表软中断向量表 softirq_vec，和硬中断的中断向量表的存在是一个目的，就是个数组嘛，然后里面的元素存储着软中断处理程序的地址指针，在 action 中。

然后 pending 代表软中断标志位（们）。

这里完全由于 Linux 里用了好多 C 语言的宏定义搞得很绕，我先放出来，别担心。

typedef struct {
    unsigned int __softirq_pending;
    unsigned long idle_timestamp;
    unsigned int __nmi_count;   /* arch dependent */
    unsigned int apic_timer_irqs;   /* arch dependent */
} irq_cpustat_t;

extern irq_cpustat_t irq_stat[];    /* defined in asm/hardirq.h */
#define __IRQ_STAT(cpu, member) (irq_stat[cpu].member)
#define __IRQ_STAT(cpu, member) ((void)(cpu), irq_stat[0].member)
#define softirq_pending(cpu)  __IRQ_STAT((cpu), __softirq_pending)
#define local_softirq_pending() softirq_pending(smp_processor_id())

pending = local_softirq_pending();

把这些宏定义都翻译过来，再去掉多处理器的逻辑，就当只有一个核心，就变得很简单了。

pending = irq_stat[0].__softirq_pending;

它就是个 int 值而已，32 位。

回过头看之前的，pending（软中断标志位）与 h（软中断向量表）的向后移动的步长。

// 软中断向量表指针向后移动
h++;
// 同时软中断处理标志位也向后移动
pending >>= 1;

可以看出软中断标志位的一位对应着软中断向量表中的一个元素，这就不难理解为什么中断向量表这个数组大小是 32 位了。

好了，这样这个内核软中断处理这个守护进程做的事，就完全搞懂了。

就是不断遍历 pending 这个软中断标志位的每一位，如果是 0 就忽略，如果是 1，那从上面的 h 软中断向量表中找到对应的元素，然后执行 action 方法，action 就对应着不同的软中断处理函数。

而且也能看到，内核软中断处理守护进程，在 Linux 启动后，会自动跑起来，那也就代表了，软中断机制生效了。

如果让你使用这个内核功能，做软中断的事情，那不难想象，很简单。

第一步，注册软中断向量表，其实就是把软中断向量表的每个 action 变量赋值，相当于硬中断中注册中断向量表的过程。

第二步，触发一个软中断，其实就是修改 pending 的某个标志位，触发一次软中断，相当于硬中断中由外部硬件、异常、或者 INT 指令来触发硬中断一样。

而实际上，Linux 就是这样做的，和我们猜的一样，我们一步步看。

注册软中断向量表

就是给 softirq_vec 这个软中断向量表，也是一个数组，里面的每一个元素的 action 附上值，赋的就是软中断处理函数的函数地址。

这代码很容易就可以想到，太好写了，就这样呗。

softirq_vec[0].action = NULL;
softirq_vec[1].action = run_timer_softirq;
softirq_vec[2].action = net_tx_action;
...
softirq_vec[31].action = xxx;

没错，就是这样，不要以为 Linux 有啥神奇的操作，也是得这样老老实实给他们赋值。

比如，网络子系统的初始化，有一步就需要注册网络的软中断处理函数。

subsys_initcall(net_dev_init);

static int __init net_dev_init(void) {
    ...
    // 网络发包的处理函数
    open_softirq(NET_TX_SOFTIRQ, net_tx_action, NULL);
    // 网络收包的处理函数
    open_softirq(NET_RX_SOFTIRQ, net_rx_action, NULL);
    ...
}

void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action*), void *data)
{
    softirq_vec[nr].data = data;
    // 简直完全一样
    softirq_vec[nr].action = action;
}

这和我们写的不能说是相似，简直完全是一样呀，只是多包装了一层函数叫 open_softirq 方便调用罢了。

NET_TX_SOFTIRQ 这些是枚举值，具体看这些枚举也会发现 Linux-2.6.0 中也不多。

enum
{
    HI_SOFTIRQ=0,
    TIMER_SOFTIRQ,
    NET_TX_SOFTIRQ,
    NET_RX_SOFTIRQ,
    SCSI_SOFTIRQ,
    TASKLET_SOFTIRQ
};

好奇翻了下 Linux-5.11，发现也不多

enum
{
    HI_SOFTIRQ=0,
    TIMER_SOFTIRQ,
    NET_TX_SOFTIRQ,
    NET_RX_SOFTIRQ,
    BLOCK_SOFTIRQ,
    IRQ_POLL_SOFTIRQ,
    TASKLET_SOFTIRQ,
    SCHED_SOFTIRQ,
    HRTIMER_SOFTIRQ,
    RCU_SOFTIRQ,
    NR_SOFTIRQS
};

触发一次软中断

同上，这代码也很容易就可以想到，就这样呗。

你看，表示软中断标志位的 p 不是这样取值的么。

pending = local_softirq_pending();

取出来的是个 32 位的 int 值。

那只需要把 local_softirq_pending() 对应的标志位改成 1 就触发了软中断了，比如我们想触发一个 2 号软中断，就像这样。

代码这么写就行了。

local_softirq_pending() |= 1UL << 2;

而 Linux 居然也是这么做的，我们看网络数据包到来之后，有一段代码。

#define __raise_softirq_irqoff(nr) \
do { local_softirq_pending() |= 1UL << (nr); } while (0)

static inline void __netif_rx_schedule(struct net_device *dev) {
    list_add_tail(&dev->poll_list, &__get_cpu_var(softnet_data).poll_list);
    // 发出软中断
    __raise_softirq_irqoff(NET_RX_SOFTIRQ);
}

如果把 do while(0) 这种 C 语言宏定义的一种玩法去掉，其实就和我们的完全一样了，这回可真的是完全一样。

static inline void __netif_rx_schedule(struct net_device *dev) {
    list_add_tail(&dev->poll_list, &__get_cpu_var(softnet_data).poll_list);
    // 发出软中断
    local_softirq_pending() |= 1UL << (NET_RX_SOFTIRQ)
}

所以我之前总是说，当你真的去接触这个东西的时候，一个个细节逐步拨开后，会发现一点也不难，而且都是顺理成章，和我们猜测的也一样。

总结

软中断没什么神奇的骚操作，就是一组一位一位的软中断标志位，对应着软中断向量表中一个一个的中断处理函数，然后有个内核守护进程不断去循环判断调用，而已。

然后，由各个子系统调用 open_softirq 负责把软中断向量表附上值。

再由各个需要触发软中断的地方调用 raise_softirq_irqoff 修改中断标志位的值。

后面的工作就交给内核那个软中断守护进程，去触发这个软中断了，其实就是个遍历并查找对应函数的简单过程。

记住上面这张图，就可以了。

好了，上篇文章的硬中断，和本篇文章的软中断，它们最基本的原理，和他们的异同点，你整明白了么？

软中断是 Linux 处理一个中断的下半部的主要方式，比如 Linux 某网卡接收了一个数据包，此时会触发一个硬中断，由于处理数据包的过程比较耗时，而硬中断资源又非常宝贵，如果占着硬中断函数不返回，会影响到其他硬中断的相应速度，比如点击鼠标、按下键盘等。

所以一般 Linux 会把中断分成上下两半部分执行，上半部分处理最简单的逻辑，下半部分直接丢给一个软中断异步处理。

比如网卡收到了一个数据包，假如这个网卡型号是 e1000，那对应的硬中断处理函数是，e1000_intr，我们看看它做了什么事情。

static irqreturn_t e1000_intr(int irq, void *data, struct pt_regs *regs) {
   __netif_rx_schedule(netdev);
}

static inline void __netif_rx_schedule(struct net_device *dev) {
    list_add_tail(&dev->poll_list, &__get_cpu_var(softnet_data).poll_list);
    __raise_softirq_irqoff(NET_RX_SOFTIRQ);
}

看到没，后面直接 __raise_softirq_irqoff 丢给软中断就不管了。

这个会在后面讲内核接受网络包的全过程中详细讲解，本次的两篇文章硬中断和软中断，都是为之后的内核收包做铺垫，大家一定要把它们整明白了。

所有复杂的技术，都是由诸多简单技术拼接起来的，所以，跟着我一步步来，没问题，加油！