linux内核数据包转发流程（二）中断
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时间：2015年06月20日
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内核在处理2层数据包之前，必须先处理中断系统，设立中断系统，才有可能每秒处理成千的帧。
当收到一个帧时，驱动程序会代表内核指示设备产生一个硬件中断，内核将中断其他的活动，然后调用一个驱动程序所注册的处理函数，以满足设备的需要。当事件是接收到一个帧时，处理函数就会把该帧排入队列某处，然后通知内核。使用轮询技术会轻易浪费掉很多系统资源，因为内核会持续去读取检查是否有有帧的到来。但使用中断会在每接收到一帧时都强制产生中断，会让cpu处理中断浪费许多时间，在高流量负载下，中断代码会持续抢占正在处理的代码，到某一时刻，输入队列会满，导致旧的帧没办法处理，新的帧又无法排入队列，出现receive-livelock。
中断优点就是帧的接受及其处理之间延时很短，缺点就是在高负载下无法良好运行。
当cpu接收一个中断通知信息时，会调用与该中断事件关联的处理函数，这种关联性有编号表示。在该处理函数执行期间，内核处于中断上下文（interrupt context）中，服务于该中断事件的cpu会被关闭中断功能，即此时不能服务其他中断事件，也不能执行其它进程，cpu完全属于该中断处理函数，不能被抢占。简而言之，中断处理函数是非抢占的，且非可再进入的（reentrant）。这可以降低竞争情况的可能性，但是这对性能有潜在的严重影响。
因此，中断处理函数所做工作应该尽快完成， 中断事件可以先对cpu抢占，这是因为如果操作系统让硬件等太久，可能会遗失数据，另一方面，如果内核或用户空间进程必须被延迟或被抢占，则没有数据会遗失。所以，现在中断处理函数分为上半部和下半部。一般(1)任务对时间敏感或(2)和任务相关或(3)需要保证不被其他中断打断放在上半部执行，可以推迟不太紧急的任务放在下半部执行。下半部分为主要分为软中断，tasklet，工作队列。
下半部的基础架构为：1、把下半部分类成适当类型。2、注册下半部类型及其处理函数间的关联关系。3、为下半部函数调度，以准备执行。4、通知内核有已调度的BH存在。
内核(linux-2.6.32)下半部类型有：(定义在include/linux/interrupt.h)
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
};
软IRQ一般会在相关联的子系统内注册。
内核初始化期间，softirq_init会注册TASKLET_SOFTIRQ以及HI_SOFTIRQ相关联的处理函数。
void __init softirq_init(void)
{
......
open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action);
open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action);
}
网络子系统分两种soft IRQ。NET_TX_SOFTIRQ和NET_RX_SOFTIRQ，分别处理发送数据包和接收数据包。这两个soft IRQ在net_dev_init函数（net/core/dev.c）中注册： open_softirq(NET_TX_SOFTIRQ, net_tx_action);
open_softirq(NET_RX_SOFTIRQ, net_rx_action);收发数据包的软中断处理函数被注册为net_rx_action和net_tx_action。其中open_softirq实现为：
void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action *))
{
softirq_vec[nr].action = action;
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