軟中斷介紹

把可以延遲的處理從硬中斷處理程序獨立出來，這樣這個處理可以在開中斷的情況下運行，這個處理就是軟中斷。可見，軟中斷的這種脫離可以大大縮短硬中斷的響應時間，對于很多實時應用來說及其重要。

我們本文只談軟中斷，至于tasklet、workqueue等我們以后再談。我們在講述軟中斷流程（參考linux kernel 4.0）時會嘗試深入理解其中的各個細節之處，分享我們自己的理解（如果不正，還望指出，謝謝）。
軟中斷數據結構的定義

軟中斷目前有10（由NR_SOFTIRQS定義）個，通過softirq_vec[NR_SOFTIRQS]數組來管理這些軟中斷，全部cpu共用。
軟中斷的注冊

通過open_softirq()將具體的軟中斷處理函數和軟中斷編號綁定。如網絡系統注冊了收發包的軟中斷處理函數：

軟中斷的激活

每個cpu都有一個32bit的位圖（即__softirq_pending）來維護本cpu上的軟中斷是否激活。

軟中斷的激活時機之一：irq_exit

irq_exit函數里可能會激活軟中斷，激活條件是：

不在硬中斷里并且不在軟中斷里并且本cpu的__softirq_pending中有置位。

由這個條件，我們可以知道，軟中斷和硬中斷在這里是同等對待（在in_interrupt里）的，體現都是中斷處理這一個本質。不能在硬中斷里的條件，表明必須優先性，必須硬中斷全部處理完，才考慮軟中斷；不能在軟中斷里的條件，表明屏蔽了軟中斷的嵌套。

invoke_softirq函數的處理是，要么（先喚醒ksoftirqd）將軟中斷交由ksoftirqd專門線程處理，要么直接調用__do_softirq即時處理（當然，即時處理要區分是在哪個棧上：是當前棧上還是在獨立的軟中斷棧上）。

我們看看即時處理這個流程。local_softirq_pending前肯定會清除preempt_count中的硬中斷位，如果此時preempt_count里沒有軟中斷位則可以被搶占（即時關閉硬中斷）。在進入到__do_softirq處理各個軟中斷期間，肯定是禁止搶占了。在硬（軟）中斷上下文里的搶占是眾所周知不被允許的：會讓被中斷的進程執行時間不確定，也是不公平的（也就是說，不要在硬中斷和軟中斷的處理中有調度離開的意向）。
軟中斷的激活時機之二：raise_softirq

網卡收包方式從非NAPI進化到NAPI方式，就充分展示了軟中斷的優點：把收報任務最大程度地交給軟中斷處理，最大程度簡化硬中斷處理。這種進化，我們以后再講。

raise_softirq函數會調用__raise_softirq_irqoff函數，在指定cpu的__softirq_pending位圖上置位相應的軟中斷。raise_softirq_irqoff函數和raise_softirq函數的區別是關中斷的操作是否已經完成了。置位位圖是一個競爭操作，所有硬中斷里都可能做，所以得保證在關中斷的情況下完成。
軟中斷的激活之三：ksoftirqd

每個cpu都有一個ksoftirqd線程在軟中斷量大時專門處理軟中斷：

ksoftirqd線程的核心函數run_ksoftirqd的（循環）處理是：關中斷看本cpu的__softirq_pending的置位情況，如有則執行__do_softirqd()，執行完開中斷）。這個執行很順暢，因為是在該線程自己的棧上，不會有影響用戶進程的問題。

這里有個疑問，此處以前是關搶占保護，現在是關中斷的保護了（參考2012年的patch 3e339b，softirq: Use hotplugthread infrastructure）？我們的理解是：關搶占的保護方式，會讓后續更多的軟中斷由ksoftirqd處理，不符合ksoftirqd的輔助地位。就處理軟中斷的地位而言，應該是irq_exit的為主，ksoftirqd的為輔。）

ksoftirqd里也可以看到，在執行軟中斷前是可以被搶占的，但是一旦開始執行就不能被搶占了（和上面的調度之一：irq_exit中的講述的思想是一致的）。就是說，軟中斷和硬中斷的處理思想是一致的：執行期間不允許發生調度！

上述不能搶占的原因其實就是類似事務性的一個原則：一旦開始不能停止。另外一個原因是，執行的是用戶自定義的硬（軟）中斷程序，操作具有不確定性，如果讓這些操作期間具有調度可能，則會脫離內核的控制范圍。
軟中斷的激活之四：其他地方

比如netif_rx_ni（），執行do_softirq前關搶占，不能在執行軟中斷期間調度。
軟中斷的激活之五：local_bh_enable

想想，如果異常和軟中斷有共享數據的話，異常處理走到此共享數據的臨界區時需要關軟中斷，但不需要關硬中斷。那么當走完臨界區時，需要開軟中斷，此時就是一個激活時機（看preempt_count了，其實可能也是一個搶占時機）。

用“激活”而不是“調用”的原因是外圍處理僅修改本cpu的__softirq_pending位圖，最后由核心機制（比如ksoftirqd、能通過in_interrupt檢查的軟中斷處理）真正處理，而這就是軟中斷的理念：讓硬中斷（或者其它）更快執行，所以不會采用直接調用的方式。

“激活”的原則是誰激活，誰處理，哪個cpu上的硬中斷帶來的軟中斷就由哪個cpu處理（或者說，歸屬cpu是軟中斷跟著硬中斷走）。這樣，充分發揮smp的優勢，均衡到各個cpu上。至于硬中斷和cpu之間的關系，我們以后講到硬中斷時再討論。每個cpu維護自己的軟中斷機制就行了，各個cpu是互不相關的。注意，還是有相關性的：各個cpu并行處理同一類型的軟中斷時，該類型軟中斷處理需要為共享數據做保護，這是軟中斷可重入性需要付出的代價。
軟中斷核心函數處理之do_softirq

do_softirq先檢查軟中斷重入條件：必須不在硬中斷里并且不在軟中斷里，符合條件之后就可以開始做如下的軟中斷處理了：

這個處理是在關中斷的保護下完成的，畢竟軟中斷和硬中斷本質上是一樣的，都是中斷體系的（當然，進入到硬/軟中斷內部再開則另當別論了）。也可以看到，局部變量pending沒有傳入__do_softirq內部，所以此處僅是判斷，不是使用，此處判斷值和內部使用值可能有差異，位圖中置位位數會少一些。

我們再深究一下這個檢查條件。我們的理解是：

這個條件達到了兩個效果：同一個cpu上的軟中斷不嵌套；嵌套硬中斷中不處理軟中斷。就同一個cpu而言，__do_softirq函數的執行是串行的，非重入的（do_softirq函數可以說是可重入的）；就多個cpu而言，__do_softirq函數是可重入的，即使是同一個類型的軟中斷。也就是說，軟中斷通過這個檢查條件做到了本cpu上的軟中斷處理串行化，當然，多cpu之間的還是并行的，所以同一類型軟中斷處理還是需要保護自己的相關共享數據結構的。
軟中斷核心函數處理之__do_softirq

__do_softirq函數處理是盡量（雖然可能還是執行不完）執行所有被激活的軟中斷（由本cpu上的__softirq_pending位圖標識）處理。我們分三個階段分析。

準備處理階段：關閉軟中斷（效果是讓上面提到的檢查條件為真，從而達到禁止本cpu上的軟中斷嵌套的目的）。

核心處理階段：關硬中斷，獲得本cpu的__softirq_pending位圖并存儲起來，清空位圖，開硬中斷（僅在讀寫位圖時需要關硬中斷，防止其它硬中斷同時操作）。執行本cpu的所有軟中斷（由存儲起來的位圖獲得）。這個核心處理是個循環，最多10次（MAX_SOFTIRQ_RESTART），畢竟此時用的是用戶進程的棧，不能借用太久。退出循環的條件是：總時間超出或者被搶占（開中斷就會有被搶占）或者達到10次了。

結尾處理階段：關硬中斷，開軟中斷。

另外，如果10次循環都解決不完軟中斷，說明期間發生的硬中斷很多，帶來的額外的軟中斷也很多。那么就不繼續影響借用的用戶進程棧了，直接交給專門的ksoftirqd內核線程處理。這也就說明了循環的含義：處理軟中斷期間時還會進入新的硬中斷，從而帶進新的軟中斷（當然，僅僅是在本cpu的__softirq_pending上置位，不會有實際處理），所以需要反復去處理（處理的目標很明確，就是要清空本cpu上的__softirq_pending位圖）。

再看看那個防止軟中斷嵌套的流程。關軟中斷中肯定有一句原子地加1的關鍵語句，如果當前內核路徑A在該原子操作之前被另一個內核路徑B打斷，則B執行完硬中斷和軟中斷后，返回到A的此處，A接著執行該原子操作，之后的軟中斷處理應該是空轉，因為肯定已經被B處理完了。如果在該原子操作之后被B打斷，則B執行完硬中斷，不會執行自己的軟中斷而是會直接退出（因為軟中斷嵌套了），返回到A的此處，A接著執行，這次A除了處理自己軟中斷，還會額外地處理B的軟中斷。

對于preempt_count中的軟中斷位，由上述可以知道，它的作用有兩個：防止軟中斷在單cpu上嵌套；保證了在執行軟中斷期間不被搶占。

最后，還得重復一句：這里講的__do_softirq函數都是在一個cpu上的處理，多個cpu上的并行是不受任何控制的。
總結

關于中斷的時序貌似很復雜，但其實都逃不過兩個原則：硬中斷會打斷硬中斷（當然是不同類型的）；硬中斷會打斷軟中斷（同樣地：軟中斷不會打斷硬中斷，軟中斷也不會打斷軟中斷）。所有貌似復雜的時序其實都只是這兩個的疊加而已。