深入理解Linux网络技术内幕——中断与网络驱动程序

接收到帧时通知驱动程序

在网络环境中。设备（网卡）接收到一个数据帧时，须要通知驱动程序进行处理。

有一下几种通知机制：

轮询：

内核不断检查设备是否有话要说。（比較耗资源，但在一些情况下却是最佳方法）

中断：

特定事件发生时，设备驱动程序代表内核指示设备产生硬件中断，内核中断其他活动满足设备的须要。

多数网络驱动程序使用中断。

中断期间处理多帧：

中断被通知。且驱动程序运行。

然后保持帧的接收（加载），直到输入队列达到指定的数目、或者一直做下去知道队列清空、或者经过指定时间。

定时器驱动的中断事件

驱动程序指定设备定期产生中断事件（驱动程序主动。而不是设备主动，与前面的中断不同）。然后处理函数处理上次驱动以来到达的帧。

这样的机制会导致帧处理的延时。比方指定时间为100ms。而帧可能在第0ms、第50ms、也可能在第100ms刚好到达，平均延时为50ms。

组合机制

低流量负载下使用中断

高流量负载下使用定时器驱动的中断

中断的优缺点：

中断在低流量负载下是非常好的选择。但在高流量负载情况下，因为没接收到一个帧就进行一次中断，非常easy让CPU在处理中断上浪费时间，甚至崩溃。

负责接收帧的代码，分为两部分（实际上为中断的上半部函数、下半部函数）。上半部函数将帧复制到输出队列，并运行其它一些不可抢占的工作。下半部函数的内容则是内核处理输入队列中的帧（将帧传给详细的协议处理）。因为上半部函数能够抢占下半部函数的运行，在高流量负载下，就有可能上半部函数一直运行，而下半部函数被搁置。而导致输入队列溢出，系统崩溃。

中断处理函数

为什么有下半部函数

简单的说，下半部函数之所以存在是由于中断是不可抢占的。而我们假设花太多时间去处理一个中断，则可能导致其它中断迟迟不能运行。为此。我们将中断处理程序分为上半部函数和下半部函数。上半部函数主要运行中断处理程序中不可抢占的内容（如把帧从设备复制到输入队列）。下半部函数运行可被抢占的内容（如帧的详细给各自协议的处理）。

上半部函数独占CPU资源运行，下半部函数运行时能够被其它中断抢占CPU资源。有了下半部函数后，中断处理程序的模型例如以下：

１）设备发送信号给CPU,通知有中断事件

２）CPU关中断，运行上半部函数

３）上半部函数运行

４）上半部函数运行完成。CPU开中断。并运行下半部函数

上半部函数处理的主要内容包含：

a）把内核稍后要处理的中断事件的全部信息保存到RAM

b）设置标识，一边内核之后知道须要处理该中断。及怎样处理

c）开中断，

下半部函数解决方式

内核提供多种下半部函数的解决方式，主要有旧式下半部、微任务、软IRQ三种。

不同的解决方式的区别主要在于执行环境及并发与上锁。

1）旧式下半部：不论什么时刻，仅仅有一个旧式下半部函数能够运行（无论多少个CPU）

2）微任务：不论什么时刻。每一个CPU，仅仅有一个微任务实例能够运行.(多数情况下的选择）

3）软IRQ：不论什么时刻，一个CPU的每一个软IRQ仅仅有一个实例能够执行。（收发帧等须要及时响应的的网络任务的选择

/***********************Linux-2.6.32************************************/
//include/linux/hardirq.h
in_irq()       //CPU正服务于硬件中断时，返回True
in_softirq()   //CPU正服务于软件中断时，返回True
in_interrupt() //CPU正在服务于一个硬件中断或软件中断。或抢占功能关闭时，返回True  
 
//arch/x86/include/asm/hardirq.h
local_softirq_pending()  //本地CPU至少有一个IRQ出于未决状态时，返回True
 
//include/linux/interrupt.h
__raise_softirq_irqoff()  //设置与软IRQ相关联的标识，将IRQ标记为未决
raise_softirq_irqoff()    //__raise_softirq_irqoff包裹函数，当in_interrupt为False时，唤醒ksoftirqd
raise_softirq()           //包裹raise_softirq_irqoff，调用raise_softirq_irqoff前先关中断
 
//kernel/softirq.c
__local_bh_enable()   //开启本地CPU的下半部 
local_bh_enable()     //假设有不论什么软IRQ未决，且in_interrupt返回False，则invoke_softirq
local_bh_disable()    //关闭CPU下半部
 
//include/linux/irqflags.h
local_irq_enable()    //开启本地CPU中断功能
local_irq_disable()   //关闭本地CPU中断功能
local_irq_save()      //先把本地CPU中断状态保存，再予以关闭
local_irq_restore()   //恢复本地CPU之前的中断状态，恢复local_irq_save保存的中断信息
 
//include/linux/spinlock.h
spin_lock_bh()      //取得回旋锁。关闭下半部及抢占功能
spin_unlock_bh()    //释放回旋锁，重新启动下半部抢占功能

抢占功能

Linux2.5之后的内核实现了全然抢占（preemptitle）的功能。（即内核本身也能够被抢占）。可是有些时候。内核运行的任务不希望被抢占，（比方正在服务于硬件）这时就须要关闭抢占功能。以下是几个与抢占功能的管理相关的函数。

//inculde/linux/preempt.h
preempt_disable()          //为当前任务关闭抢占功能。可反复调用，递增引用计数器
preempt_enable()           //抢占功能再度开启，（须要先检查引用计数器是否为0）
preempt_enable_no_resch()  //递减引用计数器，仅仅有引用计数器为0时，抢占功能才干再度开启
preempt_check_resched()    //由preempt_enable调用，检查引用计数器是否为0.
 
// arch/x86/include/asm/thread_info.h
struct thread_info {
    ……
    int         preempt_count;  /* 0 => preemptable,
                           <0 => BUG */ //抢占计数器，指定进程能否被抢占
    ……
};

下半部函数

下半部函数的基础构架有下面几个部分：

1）分类：把下半部函数分成适当类型

2）关联：注冊（登记）下半部函数类型及其处理函数间的关联关系

3）调度：为下半部函数进行调度，以准备运行

4）通知：通知内核BH的存在

旧式下半部函数（linux-2.2曾经）

旧式下半部函数模型（如linux-2.2版本号）把下半部分为非常多种类型。例如以下：

enum {
    TIMER_BH = 0,
    CONSOLE_BH,
    TQUEUE_BH,
    DIGI_BH,
    SERIAL_BH,
    RISCOM8_BH,
    SPECIALIX_BH,
    AURORA_BH,
    ESP_BH,
    NET_BH,      //网络下半部
    SCSI_BH,
    IMMEDIATE_BH,
    KEYBOARD_BH,
    CYCLADES_BH,
    CM206_BH,
    JS_BH,
    MACSERIAL_BH,
    ISICOM_BH
};

各个类型及其处理函数用init_bh()关联。如网络下半部在net_dev_init中关联

_ _initfunc(int net_dev_init(void))
{
    ... ... ...
    init_bh(NET_BH, net_bh);
    ... ... ...
}

中断处理函数要触发下半部函数时，就使用mark_bh在全局位图bh_active设置标志位

extern inline void mark_bh(int nr)
{
    set_bit(nr, &bh_active);
};

如网络设备接收到一个帧时，就调用netif_rx通知内核，将帧复制到输入队列backlog，然后标记NET_BH下半部标识：

skb_queue_tail(&backlog, skb);
mark_bh(NET_BH);
return

引入软IRQ

linux-2.4版本号以后的linux内核引入了软IRQ。

（软IRQ能够视为IRQ的多线程版本号）

新式软IRQ有下面几种类型（linux-2.4仅仅有六种。后面又发展了）：

//include/linux/interrupt.h
enum
{
    HI_SOFTIRQ=0,     //高优先级微任务
    TIMER_SOFTIRQ,
    NET_TX_SOFTIRQ,  //网络软IRQ
    NET_RX_SOFTIRQ,  //网络软IRQ
    BLOCK_SOFTIRQ,
    BLOCK_IOPOLL_SOFTIRQ,
    TASKLET_SOFTIRQ,  //低优先级微任务软IRQ
    SCHED_SOFTIRQ,
    HRTIMER_SOFTIRQ,
    RCU_SOFTIRQ,    /* Preferable RCU should always be the last softirq */
 
    NR_SOFTIRQS
};

一种软IRQ在一个CPU上仅仅能由一个实例在执行。

为此，每种软IRQ类型维护一个softnet_data类型的数组，数组的大小为CPU的数目。而每一个CPU相应该类型的软IRQ维护一个 softnet_data的数据结构。

/*
 * Incoming packets are placed on per-cpu queues so that
 * no locking is needed.
 */
struct softnet_data
{
    struct Qdisc        *output_queue;      //qdisc是queueing discipline的简写。也就是排队规则，即qos.这里也就是输出帧的控制。
    struct sk_buff_head input_pkt_queue;    //当输入帧被驱动取得之前，就保存在这个队列里，（不适用与napi驱动，napi有自己的私有队列）
    struct list_head    poll_list;          //表示有输入帧待处理的设备链表。 
    struct sk_buff      *completion_queue;  //表示已经成功被传递出的帧的链表。
 
    struct napi_struct  backlog;            //用来兼容非napi的驱动。                                                                    
};

初始化在net_dev_init中

static int __init net_dev_init(void)
{
    ......
    for_each_possible_cpu(i) {
        struct softnet_data *queue;
 
        queue = &per_cpu(softnet_data, i);
        skb_queue_head_init(&queue->input_pkt_queue);
        queue->completion_queue = NULL;
        INIT_LIST_HEAD(&queue->poll_list);
 
        queue->backlog.poll = process_backlog;
        queue->backlog.weight = weight_p;
        queue->backlog.gro_list = NULL;
        queue->backlog.gro_count = 0;
    }
    ......
}

软IRQ的注冊于调度机制

软IRQ的注冊与调度机制与旧式模型类似，仅仅是函数不一样。

相应init_bh()，软IRQ使用spen_softirq()对软IRQ类型与其关联函数的关系进行注冊。

// kernel/softirq.c
void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action *))                            
{
    softirq_vec[nr].action = action;
}

软IRQ通过下列函数在本地CPU上进行调度，准备运行：

__raise_softirq_irqoff()  //设置与软IRQ相关联的标识，将IRQ标记为未决
raise_softirq_irqoff()    //__raise_softirq_irqoff包裹函数，当in_interrupt为False时，唤醒ksoftirqd
raise_softirq()           //包裹raise_softirq_irqoff，调用raise_softirq_irqoff前先关中断

软IRQ详细的运行參考其它博文

do_IRQ

schecule

do_softirq

參考其它博文

微任务

微任务是建立在软IRQ的基础之上的。相应软IRQ的HI_SOFTIRQ（高优先级微任务）和TASKLET_SOFTIRQ（普通优先级微任务）。

每一个CPU有两份tasklet_struct表。一份相应HI_SOFTIRQ，一份相应TASKLET_SOFTIRQ。

/*
 * Tasklets
 */
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);

微任务有一些特征（与旧式下半部函数的差别）

1）微任务不限数目，可是base_bh的每一位标识仅仅限于一种类型的下半部函数

2）微任务提供两种等级的优先级

3）不同微任务能够再不同CPU上同事执行

4）微任务相对于旧式下半部来说是动态的，不须要静态地在XXX_BH或XXX_SOFTIRQ枚举列表中静态声明

struct tasklet_struct
{
    struct tasklet_struct *next;  //把关联到同一个CPU的结构链接起来                                                                                                   
    unsigned long state;          //位图标识，其可能的取值由TASKLET_STATE_XXX枚举
    atomic_t count;               //计数器，0表示微任务被关闭，不可运行。非0表示微任务已经开启
    void (*func)(unsigned long);  //要运行的函数
    unsigned long data;           //上面函数的參数
}; 
 
enum
{
    TASKLET_STATE_SCHED,    /* Tasklet is scheduled for execution */
    TASKLET_STATE_RUN   /* Tasklet is running (SMP only) */
};

posted @ 2016-02-19 21:10 lcchuguo 阅读(803) 评论(0) 编辑收藏举报

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