Bases des interruptions Linux (IRQ/softirq) : principes et implémentation du noyau-Linux-php.cn

Un scénario d'application important des interruptions (IRQ), en particulier des softirqs, consiste à envoyer et recevoir des paquets sur le réseau, mais ce n'est pas le seul scénario d'application. Cet article a compilé les connaissances générales de base sur IRQ/softirq. Ces contenus ne sont pas directement liés à l'envoi et à la réception de paquets réseau, bien que le but de l'organisation de cet article soit de mieux comprendre l'envoi et la réception de paquets réseau.

Qu'est-ce qu'une interruption ?

Le processeur gère plusieurs tâches via le multiplexage temporel, y compris les tâches matérielles (telles que la lecture et l'écriture sur disque, la saisie au clavier) et les tâches logicielles (telles que le traitement des paquets réseau). À tout moment, un processeur ne peut gérer qu’une seule tâche. Lorsqu'une tâche matérielle ou logicielle n'est pas en cours d'exécution pour le moment, mais qu'elle devrait être traitée immédiatement par le CPU, elle enverra une demande d'interruption au CPU, en espérant que le CPU suspendra le travail en cours et traitera d'abord la tâche. . Les interruptions notifient le CPU sous forme d'événements, c'est pourquoi nous voyons souvent la description "XX événement d'interruption sera déclenché dans XX conditions".

Deux types :

Interruptions externes ou générées par le matériel, telles que les pressions sur les touches du clavier.
Interruptions générées par un logiciel, interruptions générées par des événements anormaux, tels que divisé par zéro.

Appareil qui gère les interruptions : Advanced Programmable Interrupt Controller (APIC).

Interruption dure

Processus de gestion des interruptions

Les interruptions peuvent survenir à tout moment et doivent être traitées immédiatement après leur survenue. Le flux de traitement après réception de l'événement d'interruption :

Préempter la tâche en cours : le noyau doit suspendre le processus d'exécution
Exécuter la fonction de traitement d'interruption : recherchez la fonction de traitement d'interruption correspondante et lui confiez le CPU (exécution
Une fois le traitement de l'interruption terminé : le processus préempté à l'étape 1 reprend son exécution.

Masquable et non masquable

Les interruptions masquables peuvent être masquées (fermées) et restaurées en utilisant sti/cli deux instructions sur x64_64 :

static inline void native_irq_disable(void) {
        asm volatile("cli": : :"memory"); // 清除 IF 标志位
}
static inline void native_irq_enable(void) {
        asm volatile("sti": : :"memory"); // 设置 IF 标志位
}

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Pendant la période de masquage, ce type d'interruption ne déclenchera plus de nouveaux événements d'interruption. La plupart des IRQ sont de ce type. Exemple : Le matériel de la carte réseau pour l'envoi et la réception de paquets est interrompu.

Les interruptions non masquables ne peuvent pas être masquées, elles sont donc plus urgentes.

Problème : exécution assez rapide vs logique complexe

Deux fonctionnalités du gestionnaire IRQ :

L'exécution doit être très rapide, sinon les événements (et les données) seront perdus
Il peut y avoir beaucoup de choses à faire, et la logique est très compliquée, comme recevoir des colis

Il y a ici une contradiction inhérente.

Solution : gestion des interruptions différées

Traditionnellement, la manière de résoudre cette contradiction inhérente est de diviser la gestion des interruptions en deux parties :

moitié supérieure
moitié inférieure

Cette approche est appelée traitement reporté ou traitement différé des interruptions. Autrefois, c'était le seul moyen de différer, mais ce n'est plus le cas. Il s'agit désormais d'un terme général qui fait référence à diverses manières de différer le traitement des interruptions. De cette façon, l'interruption est divisée en deux parties :

第一部分：只进行最重要、必须得在硬中断上下文中执行的部分；剩下的处理作为第二部分，放入一个待处理队列；
第二部分：一般是调度器根据轻重缓急来调度执行，不在硬中断上下文中执行。

Linux 中的三种推迟中断（deferred interrupts）：

softirq
tasklet
workqueue

后面会具体介绍。

软中断

软中断子系统

软中断是一个内核子系统：

1、每个 CPU 上会初始化一个 ksoftirqd 内核线程，负责处理各种类型的 softirq 中断事件；

用 cgroup ls 或者 ps -ef 都能看到：

$ systemd-cgls -k | grep softirq # -k: include kernel threads in the output
├─    12 [ksoftirqd/0]
├─    19 [ksoftirqd/1]
├─    24 [ksoftirqd/2]
...

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2、软中断事件的 handler 提前注册到 softirq 子系统，注册方式 open_softirq(softirq_id, handler)

例如，注册网卡收发包（RX/TX）软中断处理函数：

// net/core/dev.c

open_softirq(NET_TX_SOFTIRQ, net_tx_action);
open_softirq(NET_RX_SOFTIRQ, net_rx_action);

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3、软中断占 CPU 的总开销：可以用 top 查看，里面 si 字段就是系统的软中断开销（第三行倒数第二个指标）：

$ top -n1 | head -n3
top - 18:14:05 up 86 days, 23:45,  2 users,  load average: 5.01, 5.56, 6.26
Tasks: 969 total,   2 running, 733 sleeping,   0 stopped,   2 zombie
%Cpu(s): 13.9 us,  3.2 sy,  0.0 ni, 82.7 id,  0.0 wa,  0.0 hi,  0.1 si,  0.0 st

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主处理

smpboot.c 类似于一个事件驱动的循环，里面会调度到 ksoftirqd 线程，执行 pending 的软中断。ksoftirqd 里面会进一步调用到 __do_softirq，

判断哪些 softirq 需要处理，
执行 softirq handler

避免软中断占用过多 CPU

软中断方式的潜在影响：推迟执行部分（比如 softirq）可能会占用较长的时间，在这个时间段内，用户空间线程只能等待。反映在 top 里面，就是 si 占比。

不过 softirq 调度循环对此也有改进，通过 budget 机制来避免 softirq 占用过久的 CPU 时间。

unsigned long end = jiffies + MAX_SOFTIRQ_TIME;
...
restart:
while ((softirq_bit = ffs(pending))) {
    ...
    h->action(h);   // 这里面其实也有机制，避免 softirq 占用太多 CPU
    ...
}
...
pending = local_softirq_pending();
if (pending) {
    if (time_before(jiffies, end) && !need_resched() && --max_restart) // 避免 softirq 占用太多 CPU
        goto restart;
}
...

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硬中断 -> 软中断调用栈

前面提到，softirq 是一种推迟中断处理机制，将 IRQ 的大部分处理逻辑推迟到了这里执行。两条路径都会执行到 softirq 主处理逻辑 __do_softirq()，

1、CPU 调度到 ksoftirqd 线程时，会执行到 __do_softirq()；

2、每次 IRQ handler 退出时：do_IRQ() -> ...。

do_IRQ() 是内核中最主要的 IRQ 处理方式。它执行结束时，会调用 exiting_irq()，这会展开成 irq_exit()。后者会检查是pending 的 softirq，有的话就唤醒：

// arch/x86/kernel/irq.c

if (!in_interrupt() && local_softirq_pending())
    invoke_softirq();

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进而会使 CPU 执行到 __do_softirq()。

软中断触发执行的步骤

To summarize, each softirq goes through the following stages: 每个软中断会经过下面几个阶段：

通过 open_softirq() 注册软中断处理函数；
通过 raise_softirq() 将一个软中断标记为 deferred interrupt，这会唤醒改软中断（但还没有开始处理）；
内核调度器调度到 ksoftirqd 内核线程时，会将所有等待处理的 deferred interrupt（也就是 softirq）拿出来，执行对应的处理方法（softirq handler）；

以收包软中断为例， IRQ handler 并不执行 NAPI，只是触发它，在里面会执行到 raise NET_RX_SOFTIRQ；真正的执行在 softirq，里面会调用网卡的 poll() 方法收包。IRQ handler 中会调用 napi_schedule()，然后启动 NAPI poll()，

这里需要注意，虽然 IRQ handler 做的事情非常少，但是接下来处理这个包的 softirq 和 IRQ 在同一个 CPU 运行。这就是说，如果大量的包都放到了同一个 RX queue，那虽然 IRQ 的开销可能并不多，但这个 CPU 仍然会非常繁忙，都花在 softirq 上了。解决方式：RPS。它并不会降低延迟，只是将包重新分发：RXQ -> CPU。

三种推迟执行方式（softirq/tasklet/workqueue）

前面提到，Linux 中的三种推迟中断执行的方式：

softirq
tasklet
workqueue

其中，

softirq 和 tasklet 依赖软中断子系统，运行在软中断上下文中；
workqueue 不依赖软中断子系统，运行在进程上下文中。

softirq

前面已经看到， Linux 在每个 CPU 上会创建一个 ksoftirqd 内核线程。

softirqs 是在 Linux 内核编译时就确定好的，例外网络收包对应的 NET_RX_SOFTIRQ 软中断。因此是一种静态机制。如果想加一种新 softirq 类型，就需要修改并重新编译内核。

内部组织

在内部是用一个数组（或称向量）来管理的，每个软中断号对应一个 softirq handler。数组和注册：

// kernel/softirq.c

// NR_SOFTIRQS 是 enum softirq type 的最大值，在 5.10 中是 10，见下面
static struct softirq_action softirq_vec[NR_SOFTIRQS] __cacheline_aligned_in_smp;

void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action *)) {
    softirq_vec[nr].action = action;
}

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5.10 中所有类型的 softirq：

// include/linux/interrupt.h

enum {
    HI_SOFTIRQ=0,          // tasklet
    TIMER_SOFTIRQ,         // timer
    NET_TX_SOFTIRQ,        // networking
    NET_RX_SOFTIRQ,        // networking
    BLOCK_SOFTIRQ,         // IO
    IRQ_POLL_SOFTIRQ,
    TASKLET_SOFTIRQ,       // tasklet
    SCHED_SOFTIRQ,         // schedule
    HRTIMER_SOFTIRQ,       // timer
    RCU_SOFTIRQ,           // lock
    NR_SOFTIRQS
};

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也就是在 cat /proc/softirqs 看到的哪些。

$ cat /proc/softirqs
                  CPU0     CPU1  ...    CPU46    CPU47
          HI:        2        0  ...        0        1
       TIMER:   443727   467971  ...   313696   270110
      NET_TX:    57919    65998  ...    42287    54840
      NET_RX:    28728  5262341  ...    81106    55244
       BLOCK:      261     1564  ...   268986   463918
    IRQ_POLL:        0        0  ...        0        0
     TASKLET:       98      207  ...      129      122
       SCHED:  1854427  1124268  ...  5154804  5332269
     HRTIMER:    12224    68926  ...    25497    24272
         RCU:  1469356   972856  ...  5961737  5917455

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触发（唤醒）softirq

void raise_softirq(unsigned int nr) {
        local_irq_save(flags);    // 关闭 IRQ
        raise_softirq_irqoff(nr); // 唤醒 ksoftirqd 线程（但执行不在这里，在 ksoftirqd 线程中）
        local_irq_restore(flags); // 打开 IRQ
}
if (!in_interrupt())
    wakeup_softirqd();

static void wakeup_softirqd(void) {
    struct task_struct *tsk = __this_cpu_read(ksoftirqd);

    if (tsk && tsk->state != TASK_RUNNING)
        wake_up_process(tsk);
}

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以收包软中断为例， IRQ handler 并不执行 NAPI，只是触发它，在里面会执行到 raise NET_RX_SOFTIRQ；真正的执行在 softirq，里面会调用网卡的 poll() 方法收包。IRQ handler 中会调用 napi_schedule()，然后启动 NAPI poll()。

tasklet

如果对内核源码有一定了解就会发现，softirq 用到的地方非常少，原因之一就是上面提到的，它是静态编译的，靠内置的 ksoftirqd 线程来调度内置的那 9 种 softirq。如果想新加一种，就得修改并重新编译内核，所以开发成本非常高。

实际上，实现推迟执行的更常用方式 tasklet。它构建在 softirq 机制之上，具体来说就是使用了上面提到的两种 softirq：

HI_SOFTIRQ
TASKLET_SOFTIRQ

换句话说，tasklet 是可以在运行时（runtime）创建和初始化的 softirq，

void __init softirq_init(void) {
    for_each_possible_cpu(cpu) {
        per_cpu(tasklet_vec, cpu).tail    = &per_cpu(tasklet_vec, cpu).head;
        per_cpu(tasklet_hi_vec, cpu).tail = &per_cpu(tasklet_hi_vec, cpu).head;
    }

    open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action);
    open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action);
}

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内核软中断子系统初始化了两个 per-cpu 变量：

tasklet_vec：普通 tasklet，回调 tasklet_action()
tasklet_hi_vec：高优先级 tasklet，回调 tasklet_hi_action()

struct tasklet_struct {
        struct tasklet_struct *next;
        unsigned long state;
        atomic_t count;
        void (*func)(unsigned long);
        unsigned long data;
};

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tasklet 再执行针对 list 的循环：

static void tasklet_action(struct softirq_action *a)
{
    local_irq_disable();
    list = __this_cpu_read(tasklet_vec.head);
    __this_cpu_write(tasklet_vec.head, NULL);
    __this_cpu_write(tasklet_vec.tail, this_cpu_ptr(&tasklet_vec.head));
    local_irq_enable();

    while (list) {
        if (tasklet_trylock(t)) {
            t->func(t->data);
            tasklet_unlock(t);
        }
        ...
    }
}

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tasklet 在内核中的使用非常广泛。不过，后面又出现了第三种方式：workqueue。

workqueue

这也是一种推迟执行机制，与 tasklet 有点类似，但也有很大不同。

tasklet 是运行在 softirq 上下文中；
workqueue 运行在内核进程上下文中；这意味着 wq 不能像 tasklet 那样是原子的；
tasklet 永远运行在指定 CPU，这是初始化时就确定了的；
workqueue 默认行为也是这样，但是可以通过配置修改这种行为。

使用场景

// Documentation/core-api/workqueue.rst：

There are many cases where an asynchronous process execution context
is needed and the workqueue (wq) API is the most commonly used
mechanism for such cases.

When such an asynchronous execution context is needed, a work item
describing which function to execute is put on a queue.  An
independent thread serves as the asynchronous execution context.  The
queue is called workqueue and the thread is called worker.

While there are work items on the workqueue the worker executes the
functions associated with the work items one after the other.  When
there is no work item left on the workqueue the worker becomes idle.
When a new work item gets queued, the worker begins executing again.

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简单来说，workqueue 子系统提供了一个接口，通过这个接口可以创建内核线程来处理从其他地方 enqueue 过来的任务。这些内核线程就称为 worker threads，内置的 per-cpu worker threads：

$ systemd-cgls -k | grep kworker
├─    5 [kworker/0:0H]
├─   15 [kworker/1:0H]
├─   20 [kworker/2:0H]
├─   25 [kworker/3:0H]

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结构体

// include/linux/workqueue.h

struct worker_pool {
    spinlock_t              lock;
    int                     cpu;
    int                     node;
    int                     id;
    unsigned int            flags;

    struct list_head        worklist;
    int                     nr_workers;
    ...

struct work_struct {
    atomic_long_t data;
    struct list_head entry;
    work_func_t func;
    struct lockdep_map lockdep_map;
};

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kworker 线程调度 workqueues，原理与 ksoftirqd 线程调度 softirqs 一样。但是我们可以为 workqueue 创建新的线程，而 softirq 则不行。