半部和推后执行的工作.ppt

7 下半部和推后执行的工作,1,8.1下半部,下半部(bottom half)的任务就是执行与中断处理密切相关但 中断处理程序本身不执行的工作。对于上半部和下半部之间 划分工作没有严格规则,但可遵循以下几点规则： 如果是一个任务对时间非常敏感，将其放在中断处理程序 中执行; 如果一个任务与硬件相关，将其放在中断处理程序中执行; 如果一个任务要保证不被其它中断打断，将其放在中断处 理程序中执行; 其他所有任务，考虑放置在下半部执行;,2,下半部的环境,内核提供三个不同形式的下半部实现机制： 软中断 tasklets 工作队列 其中，软中断使用的比较少，tasklets是下半部最常 用的方法,3,软中断,软中断是在编译期间静态分配的，它不像tasklet可以被动态地注册或注销。它定义在中： struct softirq_action void (*action)(sttruct softirq_action*); kernel/softirq.c中定义了一个包含有32个该结构体的数组 static struct softirq_action softirq_vecNR_SOFTIRQS; 每个被注册的软中断都占据该数组的一项，因此最多可能 有32个软中断。,4,1 软中断处理程序： 函数原型： void softirq_handler(struct softirq_action *) 一个软中断不会抢占另外一个软中断，实际上，唯一可以抢 占软中断的是中断处理程序。其它的软中断(甚至相同类型的 软中断)可以在其他处理器上同时执行。,5,2 执行软中断 一个注册的软中断必须在被标记后才会执行，这被称为触发 软中断。通常，中断处理程序会在返回前标记它的软中断， 使其在稍后被执行，于是，在合适的时刻，该软中断就会执 行： 从一个硬件中断代码处返回时 在ksoftirqd内核线程中 在那些显式检查和执行待处理的软中断的代码中，如网络子系统中,6,软中断保留给系统中对时间要求最严格以及最重要的下半部使用，目前，只有网络和SCSI子系统直接使用软中断,7,Tasklets,1 实现 Tasklets由HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ两类中断代表 其中， HI_SOFTIRQ的优先级高于TASKLET_SOFTIRQ。 结构体(定义于) struct tasklet_struct struct tasklet_struct *next; /指向链表中的下一个结构体 unsigned long state; /tasklet的状态 atomic_t count; /引用计数器 void(*func)(unsigned long); /tasklet处理函数 unsigned long data; /给tasklet处理函数的参数 ,8,其中：state只能在0,TASKLET_STATE_SCHED（表明 tasklet已被调度）、TASKLET_STATE_RUN（表明tasklet 正在运行）间取值。 count是tasklet的引用计数器，如果不为0，则tasklet被禁 止，不允许执行;为0时，被激活，在被设置为挂起状态时， tasklet才能够执行。,9,调度tasklets： 已调度的tasklet存放在两个处理器数据结构：tasklet_vec(普通 tasklet)和tasklet_hi_vec(高优先级的tasklet)中。这两个数据结构 都是由tasklet_struct结构体构成的链表。链表中的每个tasklet_struct 代表一个不同的tasklet。 tasklets由tasklet_schedule()和tasklet_hi_schedule()函数进 行调度，它们接受一个指向tasklet_struct结构的指针做为参数。 两个函数非常类似（区别在于一个使用TASKLET_SOFTIRQD而 另一个用HI_SOFTIRQ)。,10,tasklet_schedule()执行步骤,检查tasklet的状态是否为TASKLET_STATE_SCHED。如果是，说明tasklet已经被调度过了，函数返回。 保存中断状态，然后禁止本地中断。在我们执行tasklet代码时，这么做能够保证处理器上的数据不会弄乱。 把需要调度的tasklet加到每个处理器的tasklet_vec链表或tasklet_hi_vec链表的表头上去。 唤起TASKLET_SOFTIRQ或HI_SOFTIRQ软中断，这样下一次调用do_softirq()时就会执行该tasklet。 恢复中断到原状态并返回。,11,使用Tasklets,1 声明自己的tasklet 创建tasklet分静态和动态两种，选择哪种方式取决于对 tasklet的直接引用或间接引用。 动态：将一个间接引用(一个指针)赋给一个动态创建的 tasklet_struct 结构的方式来初始化一个tasklet: tasklet_init(t,tasklet_handler,dev); 静态：使用中定义的两个宏中的一个： DELCARE_TASKLET(name,func,data); DECLARE_TASKLET_DISABLED(name,func,data);,12,实例：,DECLARE_TASKLET(my_tasklet,my_tasklet_han dler,dev);struct tasklet_struct my_tasklet=NULL,0,ATOMIC_INIT(0), tasklet_handler,dev; 创建一个名为my_tasklet,处理程序为tasklet_handler并且已 被激活的tasklet。当处理程序被调用的时候，dev就会被传递 给它,13,编写自己的tasklet处理程序,tasklet处理程序必须符合规定的函数类型： void tasklet_handler(unsigned long data) 因为是靠软中断实现，所以tasklet不能睡眠。这意味着你不能在 tasklet中使用信号量或者其他什么阻塞式的函数。由于tasklet运行 时允许响应中断，所以你必须做好预防工作，如果你的tasklet和 中断处理程序之间共享了某些数据的话，两个相同的tasklet决不 会同时执行，这点和软中断不同，尽管两个不同的tasklet可以在 两个处理器上同时执行。如果tasklet和其他tasklet或者是软件中断 共享了数据，必须进行适当地锁保护。,14,调度tasklet 通过调用tasklet_schedule()函数并传递给它相应的tasklet_struct 的指针，该tasklet就会被调度以便执行： tasklet_schedule(/*把my_tasklet标记为挂起*/ 调用tasklet_disable()函数禁止某个指定的tasklet,如果tasklet当前正 在执行，这个函数会等到它执行完毕再返回。 调用tasklet_disable_nosync()函数，也用来禁止指定的tasklet， 这个函数不会等到tasklet执行完毕。但这个函数不是很安全，因为 无法估计该tasklet是否仍在执行。,15,调用tasklet_enable()函数可以激活一个tasklet，如果希望激 活DECLARE_TASKLET_DISABLED()创建的tasklet，也可 以调用此函数。 tasklet_disable( /*tasklet现在被激活*/ 调用tasklet_kill()函数从挂起的队列中去掉一个tasklet，该函数的 参数是一个指向某个tasklet的tasklet_struct的长指针。在处理一个 经常重新调度它自身的tasklet的时候，从挂起的队列中移去已调 度的tasklet会很有用。这个函数首先等待该tasklet执行完毕，然后 再将它移去，该函数可能会引起休眠，所以禁止在中断上下文中 使用它。,16,ksoftirqd,问题：软中断被触发的频率可能会很高，处理函数有时还会 自行重复触发，也就是说，当一个软中断执行的时候，它可 以重新触发自己以便再次得到执行。如果软中断本身出现的 频率过高，再加上它们又有将自己重新设置为可执行状态的 能力，就会导致用户空间进程无法获得足够的处理器时间， 因而处于饥饿状态。而单纯对重新触发的软中断采取不立即 处理的策略也不是很理想的方案，这是一个亟待解决的问题,17,方案一：只要还有被触发并等待处理的软中断，本次执行就 会负责处理,重新触发的软中断也在本次执行返回前被处理。 这样可以保证对内核的软中断采取即时处理的方式。但当负 载很高的时候会出问题,用户空间被忽略了，这种方案只有系 统处于低负载的情况下，才会有理想的运行效果。,18,方案二：选择不处理重新触发的软中断。在从中断返回的时 候，内核和平常一样，也会检查所有挂起的软中断并处理它 们，但是，任何自行重新触发的软中断都不会马上处理，被 放到下一个软中断执行时机去处理。但在比较空闲的系统 中，这种方案就不是很好。尽管它能保证用户空间不处于饥 饿状态，但它却让软中断忍受饥饿的痛苦，根本没有好好利 用闲置的系统资源。,19,实际方案： 不立即处理重新触发的软中断。而作为改进，当大量软中断 出现的时候，内核会唤醒一组内核线程来处理这些负载。这 些线程在最低的优先级上运行，这能避免它们跟其他重要的 任务抢夺资源。但它们最终肯定会被执行， 所以，这个方案 能够保证在软中断负担很重的时候用户程序不会因为得不到 处理时间而处于饥饿状态。相应的，也能保证“过量”的软 中断终究会得到处理。最后，在空闲系统上，这个方案表现 良好，软中断处理得非常迅速(因为仅存的内核线程偿会马上 调度.),20,实现： 每个处理器都有一个线程，所有线程的名字为ksoftirad/n,区 别在于n，它对应的是处理器的编号。在一个双CPU的机器 上就有两个这样的线程，分别叫ksoftirad/0和ksoftirad/1。为 了保证只要有空闲的处理器，它们就会处理软中断，所以给 每个处理器都分配一个这样的线程。一旦线程被初始化，就 会执行死循环：,21,死循环： for(;) if(!softirq_pending(cpu) schedule(); set_current_satate(TASK_RUNNING); while(softirq_pending(cpu) do_softirq(); if(need_resched() schedule(); set_current_state(TASK_INTERRUPTILE); ,22,注释：只要有待处理的软中断(由softirq_pending(