linux中斷處理之IRQ中斷

一:前言

在前一個專題里曾分析過所有IRQ中斷處理流程,經過SAVE_ALL保存硬件環(huán)境后,都會進入do_IRQ()進行處理,今天接著分析do_IRQ()處理的相關東西.分為兩部中斷處理程序與軟中斷兩個大的部份進行介紹.

二:中斷處理程序

在驅動程序中,通常使用request_irq()來注冊中斷處理程序.我們先從注冊中斷處理程序的實現說起.

/*

irq:可斷號

handler:中斷處理程序

irqflags:中斷處理標志.SA_SHIRQ:共享中斷線 SA_INTERRUPT:快速處理中斷

必須在關中斷的情況下運行.SA_SAMPLE_RANDOM:該中斷可能用于產生一個隨機數

devname dev_id:設備名稱與ID?????

*/

int request_irq(unsigned int irq,

irqreturn_t (*handler)(int, void *, struct pt_regs *),

unsigned long irqflags,

const char * devname,

void *dev_id)

{

int retval;

struct irqaction * action;

#if 1

if (irqflags & SA_SHIRQ) {

if (!dev_id)

printk("Bad boy: %s (at 0x%x) called us without a dev_id!\n", devname, (&irq)[-1]);

}

#endif

//參數有效性判斷

if (irq >= NR_IRQS)

return -EINVAL;

if (!handler)

return -EINVAL;

// 分配一個irqaction

action = (struct irqaction *)

kmalloc(sizeof(struct irqaction), GFP_ATOMIC);

if (!action)

return -ENOMEM;

action->handler = handler;

action->flags = irqflags;

cpus_clear(action->mask);

action->name = devname;

action->next = NULL;

action->dev_id = dev_id;

//將創(chuàng)建并初始化完在的action加入irq_desc[NR_IRQS]

retval = setup_irq(irq, action);

if (retval)

kfree(action);

return retval;

}

上面涉及到的irqaction結構與irq_desc[]的關系我們在上一節(jié)我們已經詳細分析過了,這里不再贅述.

轉進setup_irq():

int setup_irq(unsigned int irq, struct irqaction * new)

{

int shared = 0;

unsigned long flags;

struct irqaction *old, **p;

irq_desc_t *desc = irq_desc + irq;

//如果hander == no_irq_type:說明中斷控制器不支持該IRQ線

if (desc->handler == &no_irq_type)

return -ENOSYS;

sif (new->flags & SA_SAMPLE_RANDOM) {

rand_initialize_irq(irq);

}

/*

* The following block of code has to be executed atomically

*/

spin_lock_irqsave(&desc->lock,flags);

p = &desc->action;

if ((old = *p) != NULL) {

//判斷這條中斷線上的中斷處理程序是否允許SHARE

/* Can't share interrupts unless both agree to */

if (!(old->flags & new->flags & SA_SHIRQ)) {

spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags);

return -EBUSY;

}

/* add new interrupt at end of irq queue */

do {

p = &old->next;

old = *p;

} while (old);

shared = 1;

}

//將其添加到中斷處理函數鏈的末尾

*p = new;

//如果這一條線還沒有被占用,初始化這條中斷線

//包含清標志,在8259A上啟用這條中斷線

if (!shared) {

desc->depth = 0;

desc->status &= ~(IRQ_DISABLED | IRQ_AUTODETECT | IRQ_WAITING | IRQ_INPROGRESS);

desc->handler->startup(irq);

}

spin_unlock_irqrestore(&desc->lock,flags);

//在proc下建立相關的文件

register_irq_proc(irq);

return 0;

}

現在知道怎么打一個中斷處理程序掛到irq_desc[NR_IRQS]數組上了,繼續(xù)分析中斷處理中如何調用中斷處理函數.從我們開篇時說到的do_IRQ()說起.

asmlinkage unsigned int do_IRQ(struct pt_regs regs)

{????

//屏蔽高位,取得中斷號

int irq = regs.orig_eax & 0xff; /* high bits used in ret_from_ code? */

//取得中斷號對應的desc結構

irq_desc_t *desc = irq_desc + irq;

struct irqaction * action;

unsigned int status;

irq_enter();

// 調試用,忽略

#ifdef CONFIG_DEBUG_STACKOVERFLOW

/* Debugging check for stack overflow: is there less than 1KB free? */

{

long esp;

__asm__ __volatile__("andl %%esp,%0" :

"=r" (esp) : "0" (THREAD_SIZE - 1));

if (unlikely(esp < (sizeof(struct thread_info) + STACK_WARN))) {

printk("do_IRQ: stack overflow: %ld\n",

esp - sizeof(struct thread_info));

dump_stack();

}

}

#endif

//更新統(tǒng)計計數

kstat_this_cpu.irqs[irq]++;

spin_lock(&desc->lock);

//給8259 回一個ack.回ack之后,通常中斷控制會屏蔽掉此條IRQ線

desc->handler->ack(irq);

//清除IRQ_REPLAY IRQ_WAITING標志

status = desc->status & ~(IRQ_REPLAY | IRQ_WAITING);

//設置IRQ_PENDING:表示中斷被應答,但沒有真正被處理

status |= IRQ_PENDING; /* we _want_ to handle it */

/*

* If the IRQ is disabled for whatever reason, we cannot

* use the action we have.

*/

action = NULL;

//中斷被屏蔽或者正在處理

//IRQ_DIASBLED:中斷被禁用

//IRQ_INPROGRESS:這個類型的中斷已經在被另一個CPU處理了

if (likely(!(status & (IRQ_DISABLED | IRQ_INPROGRESS)))) {

action = desc->action;

status &= ~IRQ_PENDING; /* we commit to handling */

//置位,表示正在處理中...

status |= c; /* we are handling it */

}

desc->status = status;

//沒有掛上相應的中斷處理例程或者不滿足條件

if (unlikely(!action))

goto out;

for (;;) {

irqreturn_t action_ret;

u32 *isp;

union irq_ctx * curctx;

union irq_ctx * irqctx;

curctx = (union irq_ctx *) current_thread_info();

irqctx = hardirq_ctx[smp_processor_id()];

spin_unlock(&desc->lock);

//通常curctx == irqctx.除非中斷程序使用獨立的4K堆棧.

if (curctx == irqctx)

action_ret = handle_IRQ_event(irq, ?s, action);

else {

/* build the stack frame on the IRQ stack */

isp = (u32*) ((char*)irqctx + sizeof(*irqctx));

irqctx->tinfo.task = curctx->tinfo.task;

irqctx->tinfo.real_stack = curctx->tinfo.real_stack;

irqctx->tinfo.virtual_stack = curctx->tinfo.virtual_stack;

irqctx->tinfo.previous_esp = current_stack_pointer();

*--isp = (u32) action;

*--isp = (u32) ?s;

*--isp = (u32) irq;

asm volatile(

"?????? xchgl?? %%ebx,%%esp???? \n"

"?????? call??? handle_IRQ_event \n"

"?????? xchgl?? %%ebx,%%esp???? \n"

: "=a"(action_ret)

: "b"(isp)

: "memory", "cc", "edx", "ecx"

);

}

spin_lock(&desc->lock);

//調試用,忽略

if (!noirqdebug)

note_interrupt(irq, desc, action_ret, ?s);

if (curctx != irqctx)

irqctx->tinfo.task = NULL;

//如果沒有要處理的中斷了,退出

if (likely(!(desc->status & IRQ_c)))

break;

//又有中斷到來了,繼續(xù)處理

desc->status &= ~c;

}

//處理完了,清除IRQ_INPROGRESS標志

desc->status &= ~IRQ_INPROGRESS;

out:

/*

* The ->end() handler has to deal with interrupts which got

* disabled while the handler was running.

*/

//處理完了,調用中斷控制器的end.通常此函數會使中斷控制器恢復IRQ線中斷

desc->handler->end(irq);

spin_unlock(&desc->lock);

//irq_exit():理論上中斷處理完了,可以處理它的下半部了

irq_exit();

return 1;

}

這段代碼比較簡單,但里面幾個標志讓人覺的很迷糊,列舉如下:

IRQ_DISABLED:相應的IRQ被禁用.既然中斷線被禁用了,也就不會產生中斷,進入do_IRQ()了?因為電子器件的各種原因可能會產生 “偽中斷”上報給CPU.

IRQ_PENDING:CPU收到這個中斷信號了,已經給出了應答,但并末對其進行處理.回顧上面的代碼,進入do_IRQ后,發(fā)送ack,再設置此標志.

IRQ_ INPROGRESS:表示這條IRQ線的中斷正在被處理.為了不弄臟CPU的高速緩存.把相同IRQ線的中斷放在一起處理可以提高效率,且使中斷處理程序不必重入

舉例說明:如果CPU A接收到一個中斷信號.回一個ACK,設置c,假設此時末有這個中斷線的中斷處理程序在處理,繼而會將標志位設為IRQ_ INPROGRESS.轉去中斷處理函數執(zhí)行.如果此時,CPU B檢測到了這條IRQ線的中斷信號.它會回一個ACK.設置

IRQ_PENDING.但時此時這條IRQ線的標志為IRQ_ INPROGRESS.所以,它會進經過goto out退出.如果cpu A執(zhí)行完了中斷處理程序,判斷它的標志線是否為IRQ_PENDING.因為CPU B已將其設為了IRQ_PENDING.所以繼續(xù)循環(huán)一次.直到循環(huán)完后,清除IRQ_INPROGRESS標志

注意上述讀寫標志都是加鎖的.linux采用的這個方法,不能不贊一個 *^_^*

繼續(xù)看代碼:

asmlinkage int handle_IRQ_event(unsigned int irq,

struct pt_regs *regs, struct irqaction *action)

{

int status = 1;? /* Force the "do bottom halves" bit */

int ret, retval = 0;

//如果沒有設置SA_INTERRUPT.將CPU 中斷打開

//應該盡量的避免CPU關中斷的情況,因為CPU屏弊本地中斷,會使

//中斷丟失

if (!(action->flags & SA_INTERRUPT))

local_irq_enable();

//遍歷運行中斷處理程序

do {

ret = action->handler(irq, action->dev_id, regs);

if (ret == IRQ_HANDLED)

status |= action->flags;

retval |= ret;

action = action->next;

} while (action);

if (status & SA_SAMPLE_RANDOM)

add_interrupt_randomness(irq);

//關中斷

local_irq_disable();

return retval;

}

可能會有這樣的疑問.如果在一根中斷線上掛上了很多個中斷處理程序,會不會使這一段程序的效率變得很低下呢?事實上,我們在寫驅動程序的過程中,都會首先在中斷處理程序里判斷設備名字與設備ID,只有條件符合的設備中斷才會變處理.

三:軟中斷

為了提高中斷的響應速度,很多操作系統(tǒng)都把中斷分成了兩個部份,上半部份與下半部份.上半部份通常是響應中斷,并把中斷所得到的數據保存進下半部.耗時的操作一般都會留到下半部去處理.

接下來,我們看一下軟中斷的處理模型:

Start_kernel() à softirq_init();

在softirq_init()中會注冊兩個常用類型的軟中斷,看具體代碼:

void __init softirq_init(void)

{

open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action, NULL);

open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action, NULL);

}

//參數含義:nr:軟中斷類型 action:軟中斷處理函數??? data:軟中斷處理函數參數

void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action*), void *data)

{

softirq_vec[nr].data = data;

softirq_vec[nr].action = action;

}

static struct softirq_action softirq_vec[32] __cacheline_aligned_in_smp;

struct softirq_action

{

void? (*action)(struct softirq_action *);

void? *data;

};

在上面的代碼中,我們可以看到:open_softirq()中.其實就是對softirq_vec數組的nr項賦值.softirq_vec是一個32元素的數組,實際上linux內核只使用了六項. 如下示:

enum

{

HI_SOFTIRQ=0,

TIMER_SOFTIRQ,

NET_TX_SOFTIRQ,

NET_RX_SOFTIRQ,

SCSI_SOFTIRQ,

TASKLET_SOFTIRQ

}

另外.如果使軟中斷能被CPU調度,還得要讓它激活才可以.激活所使用的函數為__raise_softirq_irqoff()

代碼如下:

#define __raise_softirq_irqoff(nr) do { local_softirq_pending() |= 1UL << (nr); } while (0)

這個宏使local_softirq_pending的nr位置1

好了,經過open_softirq()à local_softirq_pending()后,我們來看下軟中斷怎么被CPU調度.

繼續(xù)上面中斷處理的代碼.在處理完硬件中斷后,會調用irq_exit().這就是軟中斷的入口點了,我們來看下

#define irq_exit()????????????????????????????????????? \

do {????????????????????????????????????????????? \

preempt_count() -= IRQ_EXIT_OFFSET;?????????????? \

//注意了,軟中斷不可以在硬件中斷上下文或者是在軟中斷環(huán)境中使用哦 ^_^

//softirq_pending()的判斷,注意我們上面分析過的_raise_softirqoff().它判斷當前cpu有沒有激活軟中斷

if (!in_interrupt() && softirq_pending(smp_processor_id())) \

do_softirq();????????????????????????? \

preempt_enable_no_resched();????????????????????? \

} while (0)

跟蹤進do_softirq()

asmlinkage void do_softirq(void)

{

__u32 pending;

unsigned long flags;

//在硬件中斷環(huán)境中,退出

if (in_interrupt())

return;

//禁止本地中斷,不要讓其受中斷的影響

local_irq_save(flags);

pending = local_softirq_pending();

//是否有軟中斷要處理?

if (pending)

__do_softirq();

//恢復CPU中斷

local_irq_restore(flags);

}

轉入__do_softirq()

asmlinkage void __do_softirq(void)

{

struct softirq_action *h;

__u32 pending;

int max_restart = MAX_SOFTIRQ_RESTART;

int cpu;

pending = local_softirq_pending();

//禁止軟中斷,不允許軟中斷嵌套

local_bh_disable();

cpu = smp_processor_id();

restart:

/* Reset the pending bitmask before enabling irqs */

//把掛上去的軟中斷清除掉,因為我們在這里會全部處理完

local_softirq_pending() = 0;

//開CPU中斷

local_irq_enable();

//softirq_vec:32元素數組

h = softirq_vec;

//依次處理掛上去的軟中斷

do {

if (pending & 1) {

//調用軟中斷函數

h->action(h);

rcu_bh_qsctr_inc(cpu);

}

h++;

pending >>= 1;

} while (pending);

//關CPU 中斷

local_irq_disable();

pending = local_softirq_pending();

//在規(guī)定次數內，如果有新的軟中斷了，可以繼續(xù)在這里處理完

if (pending && --max_restart)

goto restart;

//依然有沒有處理完的軟中斷,為了提高系統(tǒng)響應效率，喚醒softirqd進行處理

if (pending)

wakeup_softirqd();

//恢復軟中斷

__local_bh_enable();

}

從上面的處理流程可以看到，軟中斷處理就是調用open_ softirq()的action參數.這個函數對應的參數是軟中斷本身（h->action(h)），采用這樣的形式，可以在改變softirq_action結構的時候，不會重寫軟中斷處理函數

在進入了軟中斷的時候，使用了in_interrupt()來防止軟中斷嵌套，和搶占硬中斷環(huán)境。然后軟中斷以開中斷的形式運行，軟中斷的處理隨時都會被硬件中斷搶占，由于在軟中斷運行之前調用了local_bh_disable()，所以in_interrupt（）為真，不會執(zhí)行軟中斷.

來看下in_interrupt() local_bh_disable() __local_bh_enable()的具體代碼：

#define in_interrupt()????? (irq_count())

#define irq_count()?? (preempt_count() & (HARDIRQ_MASK | SOFTIRQ_MASK))

#define local_bh_disable() \

do { preempt_count() += SOFTIRQ_OFFSET; barrier(); } while (0)

#define __local_bh_enable() \

do { barrier(); preempt_count() -= SOFTIRQ_OFFSET; } while (0)

相當于local_bh_disable設置了preempt_count的SOFTIRQ_OFFSET。In_interrupt判斷就會返回一個真值

相應的__local_bh_enable()清除了SOFTIRQ_OFFSET標志

還有幾個常用的判斷，列舉如下：

in_softirq()：判斷是否在一個軟中斷環(huán)境

hardirq_count()：判斷是否在一個硬中斷環(huán)境

local_bh_enable()與__local_bh_enable()作用是不相同的：前者不僅會清除SOFTIRQ_OFFSET，還會調用do_softirq()，進行軟中斷的處理

上述幾個判斷的代碼都很簡單，可自行對照分析

四：幾種常用的軟中斷分析

經過上面的分析，看到了linux的軟中斷處理模式，我們具體分析一下2.6kernel中常用的幾種軟中斷

1:tasklet分析

Tasklet也是俗稱的小任務機制，它使用比較方法，另外，還分為了高優(yōu)先級tasklet與一般tasklet。還記得我們剛開始分析過的softirq_init()這個函數嗎

void __init softirq_init(void)

{

//普通優(yōu)先級

open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action, NULL);

//高優(yōu)先級

open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action, NULL);

}

它們的軟中斷處理函數其實是tasklet_action與tasklet_hi_action.

static void tasklet_action(struct softirq_action *a)

{

struct tasklet_struct *list;

//禁止本地中斷

local_irq_disable();

//per_cpu變量

list = __get_cpu_var(tasklet_vec).list;

//鏈表置空

__get_cpu_var(tasklet_vec).list = NULL;

//恢復本地中斷

local_irq_enable();

//接下來要遍歷鏈表了

while (list) {

struct tasklet_struct *t = list;

list = list->next;

//為了避免競爭，下列操作都是在加鎖情況下進行的

if (tasklet_trylock(t)) {

//t->count為零才會調用task_struct里的函數

if (!atomic_read(&t->count)) {

//t->count 為1。但又沒有置調度標志。系統(tǒng)BUG

if (!test_and_clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state))

BUG();

//調用tasklet函數

t->func(t->data);

tasklet_unlock(t);

continue;

}

tasklet_unlock(t);

}

//注意?:所有運行過的tasklet全被continue過去了,只有沒有運行的tasklet才會重新加入到鏈表里面

//禁本地中斷

local_irq_disable();

//把t放入隊列頭，準備下一次接收調度

t->next = __get_cpu_var(tasklet_vec).list;

__get_cpu_var(tasklet_vec).list = t;

//置軟中斷調用標志。下次運行到do_softirq的時候，可以繼續(xù)被調用

__raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ);

//啟用本地中斷

local_irq_enable();

}

}

高優(yōu)先級tasklet的處理其實與上面分析的函數是一樣的，只是per_cpu變量不同而已。

另外，有幾個問題值得考慮：

1)?????? cpu怎么計算軟中斷優(yōu)先級的

在do_softirq()à__do_softirq()有：

{

pending = local_softirq_pending();

......

do {

if (pending & 1) {

h->action(h);

rcu_bh_qsctr_inc(cpu);

}

h++;

pending >>= 1;

} while (pending);

......

}

從上面看到，從softirq_vec[]中取項是由pending右移位計算的。

另外，在激活軟中斷的操作中：

#define __raise_softirq_irqoff(nr) do { local_softirq_pending() |= 1UL << (nr); } while (0)

可以看到 nr越小的就會越早被do_softirq遍歷到

2)?????? 在什么條件下才會運行tasklet 鏈表上的任務

我們在上面的代碼里看到只有在t->count為零，且設置了TASKLET_STATE_SCHED標志才會被遍歷到鏈表上對應的函數

那在我們自己的代碼里該如何使用tasklet呢？舉個例子:

#include

#include

#include

#include

static void tasklet_test_handle(unsigned long arg)

{

printk("in tasklet test\n");

}

//聲明一個tasklet

DECLARE_TASKLET(tasklet_test,tasklet_test_handle,0);

MODULE_LICENSE("GPL xgr178@163.com");

int kernel_test_init()

{

printk("test_init\n");

//調度這個tasklet

tasklet_schedule(&tasklet_test);

}

int kernel_test_exit()

{

printk("test_exit\n");

//禁用這個tasklet

tasklet_kill(&tasklet_test);

return 0;

}

module_init(kernel_test_init);

module_exit(kernel_test_exit);

示例模塊里涉及到tasklet通用的三個API.分別是DECLARE_TASKLET(), tasklet_schedule(),tasklet_kill()

跟蹤一下內核代碼:

#define DECLARE_TASKLET(name, func, data) \

struct tasklet_struct name = { NULL, 0, ATOMIC_INIT(0), func, data }

struct tasklet_struct

{

struct tasklet_struct *next;

unsigned long state;

atomic_t count;

void (*func)(unsigned long);

unsigned long data;

};

實際上,DECLARE_TASKLET就是定義了一個tasklet_struct的變量.相應的tasklet調用函數為func().函數參數為data

static inline void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)

{

//如果tasklet沒有置調度標置,也就是說該tasklet沒有被調度

if (!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state))

__tasklet_schedule(t);

}

void fastcall __tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)

{

unsigned long flags;

//把tasklet加到__get_cpu_var(tasklet_vec).list鏈表頭

local_irq_save(flags);

t->next = __get_cpu_var(tasklet_vec).list;

__get_cpu_var(tasklet_vec).list = t;

//激活相應的軟中斷

raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ);

local_irq_restore(flags);

}

這個函數比較簡單,不詳細分析了

void tasklet_kill(struct tasklet_struct *t)

{

//不允許在中斷環(huán)境中進行此操作

if (in_interrupt())

printk("Attempt to kill tasklet from interrupt\n");

//一直等待tasklet被調度完

while (test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state)) {

do

yield();

while (test_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state));

}

//一直等待tasklet被運行完

tasklet_unlock_wait(t);

//清除調度標志

clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state);

}

該函數會一直等待該tasklet調度并運行完,可能會睡眠,所以不能在中斷環(huán)境中使用它

2:網絡協(xié)議棧里專用軟中斷

在前面分析網絡協(xié)議協(xié)的時候分析過,網卡有兩種模式,一種是中斷,即數據到來時給CPU上傳中斷,等到CPU處理中斷.第二種是輪詢,即在接收到第一個數據包之后,關閉中斷,CPU每隔一定時間就去網卡DMA緩沖區(qū)取數據.其實,所謂的輪詢就是軟中斷.接下來就來研究一下網絡協(xié)議棧的軟中斷

static int __init net_dev_init(void)

{

……

open_softirq(NET_TX_SOFTIRQ, net_tx_action, NULL);

open_softirq(NET_RX_SOFTIRQ, net_rx_action, NULL);

……

}

在這里注冊了兩個軟中斷,一個用于接收一個用于發(fā)送,函數大體差不多,我們以接收為例.從前面的分析可以知道,軟中斷的處理函數時就是它調用open_softirq的action參數.在這里即是net_rx_action.代碼如下:

static void net_rx_action(struct softirq_action *h)

{

//per_cpu鏈表.所有網卡的輪詢處理函數都通過napi_struct結構存放在這鏈表里面

struct list_head *list = &__get_cpu_var(softnet_data).poll_list;

unsigned long start_time = jiffies;

int budget = netdev_budget;

void *have;

//關中斷

local_irq_disable();

//遍歷鏈表

while (!list_empty(list)) {

struct napi_struct *n;

int work, weight;

if (unlikely(budget <= 0 || jiffies != start_time))

goto softnet_break;

local_irq_enable();

// 取鏈表里的相應數據

n = list_entry(list->next, struct napi_struct, poll_list);

have = netpoll_poll_lock(n);

weight = n->weight;

work = 0;

//如果允許調度,則運行接口的poll函數

if (test_bit(NAPI_STATE_SCHED, &n->state))

work = n->poll(n, weight);

WARN_ON_ONCE(work > weight);

budget -= work;

//關中斷

local_irq_disable();

if (unlikely(work == weight)) {

//如果被禁用了,就從鏈表中刪除

if (unlikely(napi_disable_pending(n)))

__napi_complete(n);

Else

//否則加入鏈表尾,等待下一次調度

list_move_tail(&n->poll_list, list);

}

netpoll_poll_unlock(have);

}

out:

//啟用中斷

local_irq_enable();

//選擇編譯部份,忽略

#ifdef CONFIG_NET_DMA

/*

* There may not be any more sk_buffs coming right now, so push

* any pending DMA copies to hardware

*/

if (!cpus_empty(net_dma.channel_mask)) {

int chan_idx;

for_each_cpu_mask(chan_idx, net_dma.channel_mask) {

struct dma_chan *chan = net_dma.channels[chan_idx];

if (chan)

dma_async_memcpy_issue_pending(chan);

}

}

#endif

return;

softnet_break:

__get_cpu_var(netdev_rx_stat).time_squeeze++;

__raise_softirq_irqoff(NET_RX_SOFTIRQ);

goto out;

}

一般在接口驅動中,會調用__napi_schedule.將其添加進遍歷鏈表.代碼如下示:

void fastcall __napi_schedule(struct napi_struct *n)

{

unsigned long flags;

local_irq_save(flags);

//加至鏈表末尾

list_add_tail(&n->poll_list, &__get_cpu_var(softnet_data).poll_list);

//激活軟中斷

__raise_softirq_irqoff(NET_RX_SOFTIRQ);

local_irq_restore(flags);

}

關于網卡選擇哪一種模式最為合適,我們在前面已經講述過,這里不再贅述.

五:小結

本節(jié)主要分析了中斷程序的處理過程與軟中斷的實現.雖然軟中斷實現有很多種類,究其模型都是一樣的,就是把中斷的一些費時操作在響應完中斷之后再進行.另外,中斷與軟中斷處理中有很多臨界區(qū),需要關閉CPU中斷和打開CPU中斷.其中的奧妙還需要慢慢的體會

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