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，需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。（比较耗资源，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，内核中断其它活动满足设备的需要。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，且驱动程序执行。然后保持帧的接收（载入），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。这种机制会导致帧处理的延时，比如指定时间为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很好的选择，但在高流量负载情况下，由于没接收到一个帧就进行一次中断，很容易让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）。上半部函数将帧拷贝到输出队列，并执行其他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（将帧传给具体的协议处理）。由于上半部函数可以抢占下半部函数的执行，在高流量负载下，就有可能上半部函数一直执行，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因为中断是不可抢占的。而我们如果花太多时间去处理一个中断，则可能导致其他中断迟迟不能执行。为此，我们将中断处理程序分为上半部函数和下半部函数。上半部函数主要执行中断处理程序中不可抢占的内容（如把帧从设备拷贝到输入队列），下半部函数执行可被抢占的内容（如帧的具体给各自协议的处理）。

上半部函数独占CPU资源执行，下半部函数执行时可以被其他中断抢占CPU资源。有了下半部函数后，中断处理程序的模型如下：

１）设备发送信号给CPU,通知有中断事件

２）CPU关中断，执行上半部函数

３）上半部函数执行

４）上半部函数执行完毕，CPU开中断，并执行下半部函数

上半部函数处理的主要内容包括：

a）把内核稍后要处理的中断事件的所有信息保存到RAM

b）设置标识，一边内核之后知道需要处理该中断，及如何处理

c）开中断，

下半部函数解决方案

内核提供多种下半部函数的解决方案，主要有旧式下半部、微任务、软IRQ三种。不同的解决方案的差别主要在于运行环境及并发与上锁。

1）旧式下半部： 任何时刻，只有一个旧式下半部函数可以执行（不管多少个CPU）

2）微任务：        任何时刻，每个CPU，只有一个微任务实例可以执行.(多数情况下的选择）

3）软IRQ：        任何时刻，一个CPU的每个软IRQ只有一个实例可以运行。（收发帧等需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()     //如果有任何软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，重启下半部抢占功能

抢占功能

Linux2.5之后的内核实现了完全抢占（preemptitle）的功能，（即内核本身也可以被抢占）。但是有些时候，内核执行的任务不希望被抢占，（比如正在服务于硬件）这时就需要关闭抢占功能。下面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。可重复调用，递增引用计数器
preempt_enable()           //抢占功能再度开启，（需要先检查引用计数器是否为0）
preempt_enable_no_resch()  //递减引用计数器，只有引用计数器为0时，抢占功能才能再度开启
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，指定进程是否能被抢占
    ……
};

下半部函数

下半部函数的基础构架有以下几个部分：

1）分类：把下半部函数分成适当类型

2）关联：注册（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，以准备执行

4）通知：通知内核BH的存在

旧式下半部函数（linux-2.2以前）

旧式下半部函数模型（如linux-2.2版本）把下半部分为很多种类型，如下：

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，将帧拷贝到输入队列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版本以后的linux内核引入了软IRQ。（软IRQ可以视为IRQ的多线程版本）

新式软IRQ有以下几种类型（linux-2.4只有六种，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上只能由一个实例在运行。

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，而每个CPU对应该类型的软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的注册于调度机制

软IRQ的注册与调度机制与旧式模型类似，只是函数不一样。

对应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册。

// 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，准备执行：

__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具体的执行参考其他博文

do_IRQ

schecule

do_softirq

参考其他博文

微任务

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

每个CPU有两份tasklet_struct表，一份对应HI_SOFTIRQ，一份对应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区别）

1）微任务不限数目，但是base_bh的每一位标识只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）不同微任务可以再不同CPU上同事运行

4）微任务相对于旧式下半部来说是动态的，不需要静态地在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，不可执行。非0表示微任务已经开启
    void (*func)(unsigned long);  //要执行的函数
    unsigned long data;           //上面函数的参数
}; 

enum
{
    TASKLET_STATE_SCHED,    /* Tasklet is scheduled for execution */
    TASKLET_STATE_RUN   /* Tasklet is running (SMP only) */
};