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,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) */
};




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