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1 面向嵌入式 Linux 系统的软中断设计与实现 Design and Implementation of Embedded Linux System Oriented Soft Interrupt ( 中石化管道储运公司潍坊输油处 1 ; 北京联合大学 2 1 ) 李雪莉 2 张兆莉 2 史晓龙 Li,Xueli Zhang,Zhaoli Shi,Xiaolong 摘要本文在分析标准 Linux 内核的软中断机制的演化以及实现原理的基础上, 提出并实现了一个面前嵌入式 Linux 系统的软中断技术该技术为嵌入式系统开发提供一个统一的中断处理框架该框架易于扩展, 并可以降低嵌入式系统开发难度, 缩短开发周期以及提高系统质量关键词嵌入式 Linux 软中断实时系统中图分类号 :TP368.1 文献标识码 :B Abstract:Based on the analysis of evolvement and implementation principle of soft interrupt mechanism in standard Linux kernel, this paper proposes and implements an embedded Linux system oriented soft interrupt technology. This technology contributes a general framework for developing interrupt routine in embedded system and can reduce the difficulty and shorten the life circle of system development, and meanwhile, increase the quality of the embedded system. Keywords:Embedded Linux, Soft Interrupt,Real Time System 1. 引言计算机技术应用领域的不断扩大, 要求计算机不但能自动运行程序, 而且能够及时处理运行过程中随机出现的异常情况和特殊要求, 并实现主机和外设之间的并行工作实现该项功能的典型技术就是中断在嵌入式系统中, 中断及中断处理程序在嵌入式系统开发中十分重要, 它们直接影响到嵌入式系统的性能安全性及稳定性基于 Linux 的嵌入式系统开发同样如此, 嵌入式 Linux 系统多为软实时系统, 其中断处理方式会与硬实时系统有所区别, 其更关注于系统的处理效率稳定性而并非严格的中断响应时间为此, 本文提出了面向中断处理的软中断技术, 该技术可以显著提高系统处理效率, 提高设备吞吐率, 增强系统稳定性 2. 软中断技术的提出中断服务程序一般都是在将中断请求关闭的条件下执行的, 以避免嵌套而使控制复杂化可是, 如果关中断的时间持续太长就可能因为 CPU 不能及时响应其他的中断请求而使中断 ( 请求 ) 丢失执行分析软实时系统的中断服务的过程, 我们可以将其分成两个部分, 开头的部分往往是必须在关中断条件下执行的这样才能在不受干扰的条件下原子地完成一些关键性操作同时, 这部分操作的时间性又往往很强, 必须在中断请求发生后立即或至少在一定的时间限制中完成, 而且相继的多次中断请求也不能在一起来处理而后半部分, 则通常可以而且应该在开中断的条件下执行, 这样才不至于因将中断关闭过久而造成其他中断的丢失本文将其中的后半部分就称为 bottom half, 缩写为 bh 本文将这些 bh 纳入到一个统一的框架中, 称之为软中断, 并广泛应用到嵌入式 Linux 系统开发中 3. 软中机制原理 3.1 后半部 (bottom half) 在以前的内核 ( 如 2.0 版 ) 中设置了一个函数指针数组 bh_base[], 其大小为 32, 数组中的每个指针可以用来指向一个具体的 bh 函数, 该函数指针的赋值通过 init_bh() 函数进行

2 同时又设置了两个 32 位无符号整数 bh_active 和 bh_mask, 每个无符号整数中的 32 位对应着数组 bh_base[] 中的 32 个元素需要执行一个 bh 函数时, 就通过函数 mark_bh() 将 bh_active 中的某一位设成 1, 如果相应的 bh_mask 中的对应位也为 1, 那么内核就会在每次执行完 do_irq() 中的中断服务程序之后, 以及每次系统调用结束之时, 在函数 do_bottom_half () 中执行相应的 bh 函数 3.2 任务队列 (task queue) 显而易见,bottom half 机制有几个很大的局限, 最重要的一个就是个数限制在 32 个以内, 随着系统硬件越来越多, 软中断的应用范围越来越大, 这个数目显然是不够用的, 而且, 每个 bottom half 上只能挂接一个函数, 也是不够用的因此, 在 2.0.x 内核里, 已经在用 task queue( 任务队列 ) 的办法对其进行了扩充任务队列是任务的一张列表, 每个任务都用一个函数指针和一个参数表示任务运行时, 它接受一个 void* 类型的参数, 返回值类型为 void 而参数指针 data 可用来将一个数据结构传入函数, 或者可以被忽略队列本身是结构 ( 任务 ) 的列表, 为声明和操纵他们的内核模块所拥有这些模块全权负责这些数据结构的分配和释放, 为此使用静态的数据结构队列元素有下面这个结构来描述 : struct tq_struct { struct list_head list; /* 链表结构 */ unsigned long sync; /* 必须初始化为 0 */ void (*routine)(void *); /* 激活时调用的函数 */ void *data; /* 传递给 routine 的参数 */ 队列中的任务通过 run_task_queue(task_queue *list) 函数启动, 其中的 list 指向 linux 内核中用于实现链表的结构 list_head run_task_queue() 可以手动调用, 也可以挂接在上面提到的 bottom half 向量表中启动以 run_task_queue() 作为 bh_base[nr] 的函数指针, 实际上就是扩充了每个 bottom half 的函数句柄数在 2.0 内核中内核定义了四个任务队列 :tq_timer tq_immediate tq_disk 和 tq_scheduler 对于系统预定义的 tq_timer 和 tq_immediate 是分别挂接在 TQUEUE_BH 和 IMMEDIATE_BH 上, 所以任务的调用采用 bh 的调用方式进行而 tq_scheduler 队列的调用稍有不同, 它是在系统任务调度时直接调用 run_task_queue() 进行的在 2.4 内核中,tq_scheduler 队列已经取消从中我们不难看出, 任务队列是以 bh 机制为基础的, 同时也对 bh 机制进行了扩展 3.3 tasklet 机制前面我们提过,bh 函数的严格串行化执行对 SMP 系统造成了性能影响, 所以在 2.4 内核中引入了 tasklet 机制, 不同的 tasklet 可以运行在不同的 CPU 上, 从而提高了 CPU 的利用率,tasklet 用如下的结构定义 : struct tasklet_struct { struct tasklet_struct *next; /* 队列指针 */ unsigned long state; /* tasklet 的状态, 按位操作, 目前定义了两个位的含义 :TASKLET_STATE_SCHED( 第 0 位 ) 或 TASKLET_STATE_RUN( 第 1 位 ) */ atomic_t count; /* 引用计数, 通常用 1 表示 disabled */ void (*func)(unsigned long); /* 函数指针 */ unsigned long data; /* func 函数调用参数 */ 把上面的结构与 tq_struct 比较, 可以看出,tasklet 扩充了一点功能, 主要是 state

3 属性, 用于 CPU 间的同步 4 软中断机制上文提到了后半部, 任务队列及 tasklet 机制, 这些机制可以显著提高中断处理的质量, 但这类处理机制却存在显著的不足, 没有统一的处理机制, 增加开发人员的适用难度特别是应用到嵌入式系统时, 将延长嵌入式系统的开发周期, 并影响嵌入式系统的质量在沿用 bottom half 思想的基础上, 本文实现了面向嵌入式 Linux 系统的强大的软中断子系统, 下面重点探讨其实现技术首先, 我们从一组数据结构入手 : struct softirq_action{ void (*action)(struct softirq_action *); void *data; static struct softirq_action softirq_vec[32] cacheline_aligned; 这个 softirq_vec[] 比 bh_base[] 增加了 action() 函数的参数, 但在执行上,softirq 比 bottom half 的限制更少和 bottom half 类似, 我们也预定义了几个 softirq_vec[] 结构的用途, 通过以下枚举表示 : enum{ HI_SOFTIRQ=0, NET_TX_SOFTIRQ, NET_RX_SOFTIRQ, TASKLET_SOFTIRQ HI_SOFTIRQ 被用于实现 bottom half,tasklet_softirq 用于公共的 tasklet 使用, NET_TX_SOFTIRQ 和 NET_RX_SOFTIRQ 用于网络子系统的报文收发在软中断子系统初始化 (softirq_init()) 时, 调用 open_softirq() 对 SI_SOFTIRQ 和 TASKLET_SOFTIRQ 进行初始化,open_softirq() 会填充 softirq_vec[nr], 将 action 和 data 设为传入的参数 TASKLET_SOFTIRQ 填充为 tasklet_action(null),hi_softirq 填充为 tasklet_hi_action(null) 软中断的执行点在 do_softirq() 函数中, 上述两个函数会被调用, 分别启动 tasklet_vec[cpu] 和 tasklet_hi_vec[cpu] 链上的 tasklet 运行,static inline void cpu_raise_softirq(int cpu, int nr) 这个函数用来激活软中断, 实际上就是第 cpu 号 CPU 的第 nr 号软中断的 active 位置 1 在 do_softirq() 中将判断这个 active 位 tasklet_schedule() 和 tasklet_hi_schedule() 都会调用这个函数软中断机制原理图如图 1 所示 :

4 Mask HI_SOFTIRQ NET_TX_SOFTIRQ NET_RX_SOFTIRQ TASKLET_SOFTIRQ 1 1 Active Softirq_vec 函数指针 tasklet_action 调用关系 tasklet_hi_action 调用关系 tasklet_vec tasklet_hi_vec bh_action bh_action bh_action 调用关系调用关系调用关系 bh_base bh function bh function bh function... bh funciton 图 1 软中断机制结构图在执行时机上, 笔者设计了 do_softirq() 的 4 个执行时机, 分别为 : 从系统调用中返回从异常中返回调度程序中, 以及处理完硬件中断之后它将遍历所有的 softirq_vec, 依次启动其中的 action() 函数需要注意的是, 软中断服务程序, 不允许在硬中断服务程序中执行, 也不允许在软中断服务程序中嵌套执行, 但允许多个软中断服务程序同时在多个 CPU 上并发 5. 结论在本文, 笔者提出了用于嵌入式 Linux 系统的软中断技术, 在面向嵌入式应用的 Linux 系统内实现了一个功能强大的软中断子系统该软中断子系统将后半部, 任务队列及 tasklet 机制纳入一个统一的框架下, 不但可以保持嵌入式系统开发技术的向后兼容性, 而且为今后的扩展提供了接口在面向 Linux 系统的嵌入式系统开发实践中, 本文提出的软中断技术可以降低开发人员的适用难度, 缩短嵌入式系统的开发周期, 提高嵌入式系统的质量目前, 该软中断技术已在笔者的嵌入式系统中断处理技术中已经得到了广泛的应用本文作者创新点 : 本文提出了应用于软实时嵌入式 Linux 系统的软中断技术, 实现了一个强大的软中断处理子系统, 该技术为中断处理提供了一个统一框架, 不但保持嵌入式系统开发中的向后兼容性, 而且具备良好的扩展接口使用该技术可以降低开发人员的适用难度, 缩短系统的开发周期, 提高嵌入式系统的质量同时, 该项技术已经过实践检验, 在笔者的嵌入式系统中断处理技术中已经得到了广泛的应用参考文献 1. 毛德操, 胡希明著.Linux 内核源代码情景分析 ( 上. 下册 ). 浙江大学出版社, 白小明, 邱桃荣. 基于 Linux 的嵌入式实时操作系统的研究 [J]. 微计算机信息,2006,2-2:78-79,40 3.Alessandro Rubini.Linux Device Driver.O Reilly, Michael K Johnson.The linux kernel hacker s guide 作者简介 : 李雪莉 (1972-), 女, 蒙古族, 工程师主要研究领域 : 自动化 E-mial:lixueli224466@126.com Author brief introduction: Li Xueli,female,1972,Mongol nationality,automation. E-mial:lixueli224466@126.com

5 ( 山东省滨州市黄河三路 513 号管道局 ) 李雪莉 ( 北京市朝阳区北四环东路 97 号北京联合大学自动化学院 ) 张兆莉, 史晓龙 ( 513,Yellow River Rode, Binzhou town of Shandong Province, Shandong, )Li,Xueli ( Automation College of Beijing Union University, Beijing, ) Zhang,Zhaoli Shi,Xiaolong.

1 CPU interrupt INT trap CPU exception

1 CPU interrupt INT trap CPU exception 2 X86 CPU gate 64 16 1 2 5 8 16 16 P DPL 00101 TSS 101 DPL P 1 64 16 1 2 1 1 3 3 5 16 16 16 P DPL 0 D 000 16 110 111 100 D 1=32 0=16 DPL P 1 INT DPL1>=CPL>=DPL CPU