一 、Tasklets 機(jī)制基礎(chǔ)知識點

1、Taklets 機(jī)制概念

? ? ??Tasklets 機(jī)制是linux中斷處理機(jī)制中的軟中斷延遲機(jī)制。通常用于減少中斷處理的時間，將本應(yīng)該是在中斷服務(wù)程序中完成的任務(wù)轉(zhuǎn)化成軟中斷完成。

? ? ? 為了最大程度的避免中斷處理時間過長而導(dǎo)致中斷丟失，有時候我們需要把一些在中斷處理中不是非常緊急的任務(wù)放在后面執(zhí)行，而讓中斷處理程序盡快返回。在老版本的 linux 中通常將中斷處理分為 top half handler 、 bottom half handler 。利用 top half handler 處理中斷必須處理的任務(wù)，而 bottom half handler 處理不是太緊急的任務(wù)。

? ? ? 但是 linux2.6 以后的 linux 采取了另外一種機(jī)制，就是軟中斷來代替 bottom half handler 的處理。而 tasklet 機(jī)制正是利用軟中斷來完成對驅(qū)動 bottom half 的處理。 Linux2.6 中軟中斷通常只有固定的幾種： HI_SOFTIRQ( 高優(yōu)先級的 tasklet ，一種特殊的 tasklet) 、 TIMER_SOFTIRQ （定時器）、 NET_TX_SOFTIRQ （網(wǎng)口發(fā)送）、 NET_RX_SOFTIRQ （網(wǎng)口接收） 、 BLOCK_SOFTIRQ （塊設(shè)備）、 TASKLET_SOFTIRQ （普通 tasklet ）。當(dāng)然也可以通過直接修改內(nèi)核自己加入自己的軟中斷，但是一般來說這是不合理的，軟中斷的優(yōu)先級比較高，如果不是在內(nèi)核處理頻繁的任務(wù)不建議使用。通常驅(qū)動用戶使用 tasklet 足夠了。

? ? ? 機(jī)制流程：當(dāng)linux接收到硬件中斷之后，通過 tasklet 函數(shù)來設(shè)定軟中斷被執(zhí)行的優(yōu)先程度從而導(dǎo)致軟中斷處理函數(shù)被優(yōu)先執(zhí)行的差異性。

? ? ? 特點：tasklet的優(yōu)先級別較低，而且中斷處理過程中可以被打斷。但被打斷之后，還能進(jìn)行自我恢復(fù)，斷點續(xù)運(yùn)行。

2、Tasklets 解決什么問題？

a -- tasklet是I/O驅(qū)動程序中實現(xiàn)可延遲函數(shù)的首選方法；

b -- tasklet和工作隊列是延期執(zhí)行工作的機(jī)制，其實現(xiàn)基于軟中斷，但他們更易于使用，因而更適合與設(shè)備驅(qū)動程序...tasklet是“小進(jìn)程”，執(zhí)行一些迷你任務(wù)，對這些人物使用全功能進(jìn)程可能比較浪費(fèi)。

c -- tasklet是并行可執(zhí)行（但是是鎖密集型的）軟件中斷和舊下半?yún)^(qū)的一種混合體，這里既談不上并行性，也談不上性能。引入tasklet是為了替代原來的下半?yún)^(qū)。

? ? ??軟中斷是將操作推遲到未來時刻執(zhí)行的最有效的方法。但該延期機(jī)制處理起來非常復(fù)雜。因為多個處理器可以同時且獨(dú)立的處理軟中斷，同一個軟中斷的處理程序可以在幾個CPU上同時運(yùn)行。對軟中斷的效率來說，這是一個關(guān)鍵，多處理器系統(tǒng)上的網(wǎng)絡(luò)實現(xiàn)顯然受惠于此。但處理程序的設(shè)計必須是完全可重入且線程安全的。另外，臨界區(qū)必須用自旋鎖保護(hù)（或其他IPC機(jī)制），而這需要大量審慎的考慮。

? ? ?我自己的理解，由于軟中斷以ksoftirqd的形式與用戶進(jìn)程共同調(diào)度，這將關(guān)系到OS整體的性能，因此軟中斷在Linux內(nèi)核中也僅僅就幾個（網(wǎng)絡(luò)、時鐘、調(diào)度以及Tasklet等），在內(nèi)核編譯時確定。軟中斷這種方法顯然不是面向硬件驅(qū)動的，而是驅(qū)動更上一層：不關(guān)心如何從具體的網(wǎng)卡接收數(shù)據(jù)包，但是從所有的網(wǎng)卡接收的數(shù)據(jù)包都要經(jīng)過內(nèi)核協(xié)議棧的處理。而且軟中斷比較“硬”——數(shù)量固定、編譯時確定、操作函數(shù)必須可重入、需要慎重考慮鎖的問題，不適合驅(qū)動直接調(diào)用，因此Linux內(nèi)核為驅(qū)動直接提供了一種使用軟中斷的方法，就是tasklet。

軟中斷和 tasklet 的關(guān)系如下圖：

? ? ? ?上圖可以看出， ksoftirqd 是一個后臺運(yùn)行的內(nèi)核線程，它會周期的遍歷軟中斷的向量列表，如果發(fā)現(xiàn)哪個軟中斷向量被掛起了（ pend ），就執(zhí)行對應(yīng)的處理函數(shù)，對于 tasklet 來說，此處理函數(shù)就是 tasklet_action ，這個處理函數(shù)在系統(tǒng)啟動時初始化軟中斷的就掛接了。Tasklet_action 函數(shù)，遍歷一個全局的 tasklet_vec 鏈表（此鏈表對于 SMP 系統(tǒng)是每個 CPU 都有一個），此鏈表中的元素為 tasklet_struct 。下面將介紹各個函數(shù)

二、tasklet數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)

? ? ? ? tasklet通過軟中斷實現(xiàn)，軟中斷中有兩種類型屬于tasklet，分別是級別最高的HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ。

? ? ? ?Linux內(nèi)核采用兩個PER_CPU的數(shù)組tasklet_vec[]和tasklet_hi_vec[]維護(hù)系統(tǒng)種的所有tasklet（kernel/softirq.c），分別維護(hù)TASKLET_SOFTIRQ級別和HI_SOFTIRQ級別的tasklet：

[cpp]?view plaincopy

struct?tasklet_head??

{??

????struct?tasklet_struct?*head;??

????struct?tasklet_struct?*tail;??

};??

??

static?DEFINE_PER_CPU(struct?tasklet_head,?tasklet_vec);??

static?DEFINE_PER_CPU(struct?tasklet_head,?tasklet_hi_vec);??

tasklet的核心結(jié)構(gòu)體如下（include/linux/interrupt.h）：

[cpp]?view plaincopy

struct?tasklet_struct??

{??

????struct?tasklet_struct?*next;??

????unsigned?long?state;??

????atomic_t?count;??

????void?(*func)(unsigned?long);??

????unsigned?long?data;??

};??

各成員的含義如下：
a -- next指針：指向下一個tasklet的指針。

b -- state：定義了這個tasklet的當(dāng)前狀態(tài)。這一個32位的無符號長整數(shù)，當(dāng)前只使用了bit［1］和bit［0］兩個狀態(tài)位。其中，bit［1］＝1表示這個tasklet當(dāng)前正在某個CPU上被執(zhí)行，它僅對SMP系統(tǒng)才有意義，其作用就是為了防止多個CPU同時執(zhí)行一個tasklet的情形出現(xiàn)；bit［0］＝1表示這個tasklet已經(jīng)被調(diào)度去等待執(zhí)行了。對這兩個狀態(tài)位的宏定義如下所示（interrupt.h）

[cpp]?view plaincopy

enum??

{??

????TASKLET_STATE_SCHED,??

????TASKLET_STATE_RUN??

};??

TASKLET_STATE_SCHED置位表示已經(jīng)被調(diào)度（掛起），也意味著tasklet描述符被插入到了tasklet_vec和tasklet_hi_vec數(shù)組的其中一個鏈表中，可以被執(zhí)行。TASKLET_STATE_RUN置位表示該tasklet正在某個CPU上執(zhí)行，單個處理器系統(tǒng)上并不校驗該標(biāo)志，因為沒必要檢查特定的tasklet是否正在運(yùn)行。

c -- 原子計數(shù)count：對這個tasklet的引用計數(shù)值。NOTE！只有當(dāng)count等于0時，tasklet代碼段才能執(zhí)行，也即此時tasklet是被使能的；如果count非零，則這個tasklet是被禁止的。任何想要執(zhí)行一個tasklet代碼段的人都首先必須先檢查其count成員是否為0。

d -- 函數(shù)指針func：指向以函數(shù)形式表現(xiàn)的可執(zhí)行tasklet代碼段。

e -- data：函數(shù)func的參數(shù)。這是一個32位的無符號整數(shù)，其具體含義可供func函數(shù)自行解釋，比如將其解釋成一個指向某個用戶自定義數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的地址值。

三、tasklet操作接口

? ? ? ?tasklet對驅(qū)動開放的常用操作包括：

a -- 初始化，tasklet_init()，初始化一個tasklet描述符。

b -- 調(diào)度，tasklet_schedule()和tasklet_hi_schedule()，將taslet置位TASKLET_STATE_SCHED，并嘗試激活所在的軟中斷。

c -- 禁用/啟動，tasklet_disable_nosync()、tasklet_disable()、task_enable()，通過count計數(shù)器實現(xiàn)。

d -- 執(zhí)行，tasklet_action()和tasklet_hi_action()，具體的執(zhí)行軟中斷。

e -- 殺死，tasklet_kill()

? ? ? ?即驅(qū)動程序在初始化時，通過函數(shù)task_init建立一個tasklet，然后調(diào)用函數(shù)tasklet_schedule將這個tasklet放在 tasklet_vec鏈表的頭部，并喚醒后臺線程ksoftirqd。當(dāng)后臺線程ksoftirqd運(yùn)行調(diào)用__do_softirq時，會執(zhí)行在中斷向量表softirq_vec里中斷號TASKLET_SOFTIRQ對應(yīng)的tasklet_action函數(shù)，然后tasklet_action遍歷 tasklet_vec鏈表，調(diào)用每個tasklet的函數(shù)完成軟中斷操作。

1、tasklet_int()函數(shù)實現(xiàn)如下（kernel/softirq.c）

? ? ?用來初始化一個指定的tasklet描述符

[cpp]?view plaincopy

void?tasklet_init(struct?tasklet_struct?*t,void?(*func)(unsigned?long),?unsigned?long?data)??

{??

????t->next?=?NULL;??

????t->state?=?0;??

????atomic_set(&t->count,?0);??

????t->func?=?func;??

????t->data?=?data;??

}??

2、tasklet_schedule()函數(shù)

? ? ? 與tasklet_hi_schedule()函數(shù)的實現(xiàn)很類似，這里只列tasklet_schedule()函數(shù)的實現(xiàn)（kernel/softirq.c），都挺明白就不描述了：

[cpp]?view plaincopy

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);??

}??

該函數(shù)的參數(shù)t指向要在當(dāng)前CPU上被執(zhí)行的tasklet。對該函數(shù)的NOTE如下：

a -- 調(diào)用test_and_set_bit()函數(shù)將待調(diào)度的tasklet的state成員變量的bit［0］位（也即TASKLET_STATE_SCHED位）設(shè)置為1，該函數(shù)同時還返回TASKLET_STATE_SCHED位的原有值。因此如果bit［0］為的原有值已經(jīng)為1，那就說明這個tasklet已經(jīng)被調(diào)度到另一個CPU上去等待執(zhí)行了。由于一個tasklet在某一個時刻只能由一個CPU來執(zhí)行，因此tasklet_schedule()函數(shù)什么也不做就直接返回了。否則，就繼續(xù)下面的調(diào)度操作。

b -- 首先，調(diào)用local_irq_save()函數(shù)來關(guān)閉當(dāng)前CPU的中斷，以保證下面的步驟在當(dāng)前CPU上原子地被執(zhí)行。

c -- 然后，將待調(diào)度的tasklet添加到當(dāng)前CPU對應(yīng)的tasklet隊列的首部。

d -- 接著，調(diào)用__cpu_raise_softirq()函數(shù)在當(dāng)前CPU上觸發(fā)軟中斷請求TASKLET_SOFTIRQ。

e -- 最后，調(diào)用local_irq_restore()函數(shù)來開當(dāng)前CPU的中斷。

3、tasklet_disable()函數(shù)、task_enable()函數(shù)以及tasklet_disable_nosync()函數(shù)（include/linux/interrupt.h）

? ? ??使能與禁止操作往往總是成對地被調(diào)用的

[cpp]?view plaincopy

static?inline?void?tasklet_disable_nosync(struct?tasklet_struct?*t)??

{??

????atomic_inc(&t->count);??

????smp_mb__after_atomic_inc();??

}??

??

static?inline?void?tasklet_disable(struct?tasklet_struct?*t)??

{??

????tasklet_disable_nosync(t);??

????tasklet_unlock_wait(t);??

????smp_mb();??

}??

??

static?inline?void?tasklet_enable(struct?tasklet_struct?*t)??

{??

????smp_mb__before_atomic_dec();??

????atomic_dec(&t->count);??

}??

4、tasklet_action()函數(shù)在softirq_init()函數(shù)中被調(diào)用：

[cpp]?view plaincopy

void?__init?softirq_init(void)??

{??

????...??

??

????open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ,?tasklet_action);??

????open_softirq(HI_SOFTIRQ,?tasklet_hi_action);??

}??

tasklet_action()函數(shù)

[cpp]?view plaincopy

static?void?tasklet_action(struct?softirq_action?*a)??

{??

????struct?tasklet_struct?*list;??

????local_irq_disable();??

????list?=?__this_cpu_read(tasklet_vec.head);??

????__this_cpu_write(tasklet_vec.head,?NULL);??

????__this_cpu_write(tasklet_vec.tail,?&__get_cpu_var(tasklet_vec).head);??

????local_irq_enable();??

??

????while?(list)???

????{??

????????struct?tasklet_struct?*t?=?list;??

????????list?=?list->next;??

????????if?(tasklet_trylock(t))???

????????{??

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

????????????{??

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

????????????????BUG();??

????????????????t->func(t->data);??

????????????????tasklet_unlock(t);??

????????????????continue;??

????????????}??

??????????????

????????????tasklet_unlock(t);??

????????}??

??????????

????????local_irq_disable();??

????????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_enable();??

????}??

}??

注釋如下：

①首先，在當(dāng)前CPU關(guān)中斷的情況下，“原子”地讀取當(dāng)前CPU的tasklet隊列頭部指針，將其保存到局部變量list指針中，然后將當(dāng)前CPU的tasklet隊列頭部指針設(shè)置為NULL，以表示理論上當(dāng)前CPU將不再有tasklet需要執(zhí)行（但最后的實際結(jié)果卻并不一定如此，下面將會看到）。

②然后，用一個while{}循環(huán)來遍歷由list所指向的tasklet隊列，隊列中的各個元素就是將在當(dāng)前CPU上執(zhí)行的tasklet。循環(huán)體的執(zhí)行步驟如下：

a -- 用指針t來表示當(dāng)前隊列元素，即當(dāng)前需要執(zhí)行的tasklet。

b -- 更新list指針為list->next，使它指向下一個要執(zhí)行的tasklet。

c -- 用tasklet_trylock()宏試圖對當(dāng)前要執(zhí)行的tasklet（由指針t所指向）進(jìn)行加鎖

? ? ??如果加鎖成功（當(dāng)前沒有任何其他CPU正在執(zhí)行這個tasklet），則用原子讀函atomic_read()進(jìn)一步判斷count成員的值。如果count為0，說明這個tasklet是允許執(zhí)行的，于是：

? ?（1）先清除TASKLET_STATE_SCHED位；

? ?（2）然后，調(diào)用這個tasklet的可執(zhí)行函數(shù)func；

? ?（3）執(zhí)行barrier()操作；

? ?（4）調(diào)用宏tasklet_unlock()來清除TASKLET_STATE_RUN位。

? （5）最后，執(zhí)行continue語句跳過下面的步驟，回到while循環(huán)繼續(xù)遍歷隊列中的下一個元素。如果count不為0，說明這個tasklet是禁止運(yùn)行的，于是調(diào)用tasklet_unlock()清除前面用tasklet_trylock()設(shè)置的TASKLET_STATE_RUN位。

? ??如果tasklet_trylock()加鎖不成功，或者因為當(dāng)前tasklet的count值非0而不允許執(zhí)行時，我們必須將這個tasklet重新放回到當(dāng)前CPU的tasklet隊列中，以留待這個CPU下次服務(wù)軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ時再執(zhí)行。為此進(jìn)行這樣幾步操作：

? （1）先關(guān)CPU中斷，以保證下面操作的原子性。

? （2）把這個tasklet重新放回到當(dāng)前CPU的tasklet隊列的首部；

? （3）調(diào)用__cpu_raise_softirq()函數(shù)在當(dāng)前CPU上再觸發(fā)一次軟中斷請求TASKLET_SOFTIRQ；

? （4）開中斷。

c -- 最后，回到while循環(huán)繼續(xù)遍歷隊列。

5、tasklet_kill()實現(xiàn)

[cpp]?view plaincopy

void?tasklet_kill(struct?tasklet_struct?*t)??

{??

????if?(in_interrupt())??

????printk("Attempt?to?kill?tasklet?from?interruptn");??

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

????{??

????????do?{??

????????????yield();??

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

????}??

??????

????tasklet_unlock_wait(t);??

????clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED,?&t->state);??

}??

四、一個tasklet調(diào)用例子

? ? ? ?找了一個tasklet的例子看一下（drivers/usb/atm，usb攝像頭），在其自舉函數(shù)usbatm_usb_probe()中調(diào)用了tasklet_init()初始化了兩個tasklet描述符用于接收和發(fā)送的“可延遲操作處理”，但此是并沒有將其加入到tasklet_vec[]或tasklet_hi_vec[]中：

[cpp]?view plaincopy

tasklet_init(&instance->rx_channel.tasklet,??

usbatm_rx_process,?(unsigned?long)instance);??

tasklet_init(&instance->tx_channel.tasklet,??

usbatm_tx_process,?(unsigned?long)instance);??

? ? ? 在其發(fā)送接口usbatm_atm_send()函數(shù)調(diào)用tasklet_schedule()函數(shù)將所初始化的tasklet加入到當(dāng)前cpu的tasklet_vec鏈表尾部，并嘗試調(diào)用do_softirq_irqoff()執(zhí)行軟中斷TASKLET_SOFTIRQ： [cpp]?view plaincopy

static?int?usbatm_atm_send(struct?atm_vcc?*vcc,?struct?sk_buff?*skb)??

{??

????...??

??

????tasklet_schedule(&instance->tx_channel.tasklet);??

??

????...??

}??

? ? ? 在其斷開設(shè)備的接口usbatm_usb_disconnect()中調(diào)用tasklet_disable()函數(shù)和tasklet_enable()函數(shù)重新啟動其收發(fā)tasklet（具體原因不詳，這個地方可能就是由這個需要，暫時重啟收發(fā)tasklet）： [cpp]?view plaincopy

void?usbatm_usb_disconnect(struct?usb_interface?*intf)??

{??

????...??

??

????tasklet_disable(&instance->rx_channel.tasklet);??

????tasklet_disable(&instance->tx_channel.tasklet);??

??

????...??

??

????tasklet_enable(&instance->rx_channel.tasklet);??

????tasklet_enable(&instance->tx_channel.tasklet);??

??

????...??

}??

? ? ? 在其銷毀接口usbatm_destroy_instance()中調(diào)用tasklet_kill()函數(shù)，強(qiáng)行將該tasklet踢出調(diào)度隊列。

? ? ?從上述過程以及tasklet的設(shè)計可以看出，tasklet整體是這么運(yùn)行的：驅(qū)動應(yīng)該在其硬中斷處理函數(shù)的末尾調(diào)用tasklet_schedule()接口激活該tasklet；內(nèi)核經(jīng)常調(diào)用do_softirq()執(zhí)行軟中斷，通過softirq執(zhí)行tasket，如下圖所示。圖中灰色部分為禁止硬中斷部分，為保護(hù)軟中斷pending位圖和tasklet_vec鏈表數(shù)組，count的改變均為原子操作，count確保SMP架構(gòu)下同時只有一個CPU在執(zhí)行該tasklet：

總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的Linux 设备驱动开发 —— Tasklets 机制浅析的全部內(nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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