📚 课程目录第2章软中断机制

2. 软中断机制

软中断（SoftIRQ）是 Linux 内核中断下半部最底层的机制，也是 tasklet 和高精度定时器（hrtimer）等更高层机制的实现基石。理解软中断的注册、触发与执行流程，是掌握 tasklet 行为特征的前提。

2.1 软中断的核心数据结构

内核使用一个静态数组管理所有软中断，每个软中断对应一个描述符。软中断数量在编译时固定，最多 32 个，目前内核实际使用了约 10 个。

数据结构	作用	关键字段
`softirq_vec[NR_SOFTIRQS]`	全局软中断描述符数组	`action` 函数指针、`data` 参数
`irq_cpustat_t __softirq_pending`	每个 CPU 的挂起软中断位图	32 位掩码，每位对应一个软中断号
`struct task_struct` 中的 `thread_info`	标记当前进程是否需要处理软中断	`TIF_NEED_RESCHED` 等标志位

  关键点：软中断是 全局静态注册 的，不能动态创建或销毁。每个软中断在系统初始化时通过 open_softirq() 绑定处理函数，之后在整个系统生命周期内保持不变。

2.2 软中断的注册流程

软中断的注册在系统启动早期完成，典型调用链如下：

定义软中断号：在 <linux/interrupt.h> 中枚举，如 HI_SOFTIRQ、TASKLET_SOFTIRQ、NET_TX_SOFTIRQ 等。
编写处理函数：函数原型为 void (*action)(struct softirq_action *)。
调用 open_softirq()：将处理函数注册到 softirq_vec[nr]。

/* 注册示例：网络 TX 软中断 */
open_softirq(NET_TX_SOFTIRQ, net_tx_action);

/* 注册示例：tasklet 软中断 */
open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action);
open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action);

注意：软中断处理函数运行在 硬中断上下文（中断关闭或开启取决于具体架构），不能睡眠，不能访问用户空间，不能持有信号量。

2.3 软中断的触发机制

触发软中断的核心函数是 raise_softirq() 和 raise_softirq_irqoff()。触发过程本质上是设置当前 CPU 的 __softirq_pending 位图中的对应位。

/* 触发软中断（带 irq 保存） */
void raise_softirq(unsigned int nr)
{
    unsigned long flags;
    local_irq_save(flags);
    raise_softirq_irqoff(nr);
    local_irq_restore(flags);
}

/* 触发软中断（已关中断时使用） */
inline void raise_softirq_irqoff(unsigned int nr)
{
    __raise_softirq_irqoff(nr);
    /* 如果不在硬中断上下文，唤醒 ksoftirqd */
    if (!in_interrupt())
        wakeup_softirqd();
}

  触发时机：软中断不会立即执行，而是标记为“待处理”。实际执行发生在以下三个入口之一：

  ① 硬中断处理程序退出时（irq_exit()）

  ② 显式调用 local_bh_enable() 时

  ③ ksoftirqd 内核线程被唤醒时

2.4 软中断的执行流程

软中断的执行入口是 __do_softirq()，它遍历当前 CPU 的挂起位图，依次执行已触发的软中断处理函数。执行流程如下图所示：

重要限制：为防止软中断独占 CPU，__do_softirq() 设置了 最大循环次数（当前为 10 次）。如果挂起位图在 10 次循环后仍未清空，内核会唤醒 ksoftirqd 内核线程在进程上下文中继续处理剩余的软中断。

2.5 为什么软中断是 tasklet 的基础

tasklet 是构建在软中断之上的更高层抽象。理解这种关系，有助于在驱动开发中正确选择使用 tasklet 还是直接使用软中断。

特性	软中断	tasklet
注册方式	静态注册，编译时固定	动态注册，运行时创建/销毁
并发性	同一软中断可在多 CPU 同时执行	同一 tasklet 串行执行，不同 tasklet 可并行
优先级	由软中断号决定（数值越小优先级越高）	仅分普通（TASKLET_SOFTIRQ）和高优先级（HI_SOFTIRQ）
实现基础	直接挂载到软中断向量表	使用 `TASKLET_SOFTIRQ` 和 `HI_SOFTIRQ` 两个软中断号
使用复杂度	高，需自行处理并发和同步	低，接口简单，自动串行化

tasklet 的底层实现机制如下：

注册阶段：系统初始化时，tasklet_action() 被注册到 TASKLET_SOFTIRQ 软中断号。
调度阶段：驱动调用 tasklet_schedule() 时，将 tasklet 加入当前 CPU 的 tasklet 链表，然后触发 TASKLET_SOFTIRQ 软中断。
执行阶段：软中断执行时调用 tasklet_action()，该函数遍历链表，逐个执行 tasklet 处理函数。

/* tasklet_schedule 的核心逻辑 */
static inline void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)
{
    if (!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state)) {
        __tasklet_schedule(t);
    }
}

void __tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)
{
    unsigned long flags;
    local_irq_save(flags);
    t->next = NULL;
    *__this_cpu_read(tasklet_vec.tail) = t;
    __this_cpu_write(tasklet_vec.tail, &(t->next));
    raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ);
    local_irq_restore(flags);
}

  核心结论：tasklet 本质上是一个 “软中断的封装层”。它利用 TASKLET_SOFTIRQ 软中断作为执行载体，通过链表管理和状态位（TASKLET_STATE_SCHED、TASKLET_STATE_RUN）实现了串行化、去重和动态调度能力。驱动开发者使用 tasklet 时，实际上是在间接使用软中断机制。

2.6 软中断与 tasklet 的选择建议

在驱动开发中，选择软中断还是 tasklet 取决于对性能和复杂度的权衡：

使用软中断的场景：网络子系统、块设备层等对吞吐量要求极高，且需要精细控制并发行为的核心子系统。
使用 tasklet 的场景：绝大多数设备驱动，特别是需要简单、安全的下半部处理，且对并发要求不高的场景。
避免使用软中断的场景：普通驱动开发中，除非有明确的性能测量数据支持，否则应优先使用 tasklet 或 workqueue。