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內(nèi)核資料直通車：

嵌入式開(kāi)發(fā)與Linux內(nèi)核開(kāi)發(fā)學(xué)習(xí)路線圖+完整視頻+完整資料docs.qq.com/doc/DYXlud2FKT1REWFRCdocs.qq.com/doc/DYWhwd2pvcm96VXJB

2.2軟中斷觸發(fā)機(jī)制

·要實(shí)現(xiàn)“誰(shuí)觸發(fā)，誰(shuí)執(zhí)行”的思想，就必須為每個(gè)CPU都定義它自己的觸發(fā)和控制變量。為此，Linux在include/asm-i386/hardirq.h頭文件中定義了數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)irq_cpustat_t來(lái)描述一個(gè)CPU的中斷統(tǒng)計(jì)信息，其中就有用于觸發(fā)和控制軟中斷的成員變量。數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)irq_cpustat_t的定義如下：

·IPI:處理器間的中斷(Inter-Processor Interrupts)

#define NR_IPI6

typedef struct {

unsigned int __softirq_pending;

#ifdef CONFIG_LOCAL_TIMERS

unsigned int local_timer_irqs;

#endif

#ifdef CONFIG_SMP

unsigned int ipi_irqs[NR_IPI];

#endif

} ____cacheline_aligned irq_cpustat_t;

·中斷處理的相關(guān)宏如下：

#define __inc_irq_stat(cpu, member)__IRQ_STAT(cpu, member)++

#define __get_irq_stat(cpu, member)__IRQ_STAT(cpu, member)

#define __IRQ_STAT(cpu, member) (irq_stat[cpu].member)

·irq_cpustat_tirq_stat[NR_CPUS] ____cacheline_aligned;

.NR_CPUS：為系統(tǒng)中CPU個(gè)數(shù)。

.這樣，每個(gè)CPU都只操作它自己的中斷統(tǒng)計(jì)信息結(jié)構(gòu)。假設(shè)有一個(gè)編號(hào)為id的CPU，那么它只能操作它自己的中斷統(tǒng)計(jì)信息結(jié)構(gòu)irq_stat［id］（0≤id≤NR_CPUS-1），從而使各CPU之間互不影響。

1)觸發(fā)軟中斷函數(shù):

void raise_softirq(unsigned int nr)；// nr為中斷號(hào)

2)設(shè)置軟中斷服務(wù)函數(shù)：

void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action *)); // nr為中斷號(hào), action為中斷處理函數(shù)

2.3初始化軟中斷(softirq_init)

void __init softirq_init(void)

{

int cpu;

for_each_possible_cpu(cpu) {

int i;

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;

for (i = 0; i < NR_SOFTIRQS; i++)

INIT_LIST_HEAD(&per_cpu(softirq_work_list[i], cpu));

}

register_hotcpu_notifier(&remote_softirq_cpu_notifier);

open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action); //設(shè)置軟中斷服務(wù)函數(shù)

open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action); //設(shè)置軟中斷服務(wù)函數(shù)

}

2.4軟中斷服務(wù)的執(zhí)行函數(shù)do_softirq

·函數(shù)do_softirq()負(fù)責(zé)執(zhí)行數(shù)組softirq_vec［i］中設(shè)置的軟中斷服務(wù)函數(shù)。每個(gè)CPU都是通過(guò)執(zhí)行這個(gè)函數(shù)來(lái)執(zhí)行軟中斷服務(wù)的。由于同一個(gè)CPU上的軟中斷服務(wù)例程不允許嵌套，因此，do_softirq()函數(shù)一開(kāi)始就檢查當(dāng)前CPU是否已經(jīng)正出在中斷服務(wù)中，如果是則do_softirq()函數(shù)立即返回。舉個(gè)例子，假設(shè)CPU0正在執(zhí)行do_softirq()函數(shù)，執(zhí)行過(guò)程產(chǎn)生了一個(gè)高優(yōu)先級(jí)的硬件中斷，于是CPU0轉(zhuǎn)去執(zhí)行這個(gè)高優(yōu)先級(jí)中斷所對(duì)應(yīng)的中斷服務(wù)程序。眾所周知，所有的中斷服務(wù)程序最后都要跳轉(zhuǎn)到do_IRQ()函數(shù)并由它來(lái)依次執(zhí)行中斷服務(wù)隊(duì)列中的ISR，這里我們假定這個(gè)高優(yōu)先級(jí)中斷的ISR請(qǐng)求觸發(fā)了一次軟中斷，于是do_IRQ()函數(shù)在退出之前看到有軟中斷請(qǐng)求，從而調(diào)用do_softirq()函數(shù)來(lái)服務(wù)軟中斷請(qǐng)求。因此，CPU0再次進(jìn)入do_softirq()函數(shù)（也即do_softirq()函數(shù)在CPU0上被重入了）。但是在這一次進(jìn)入do_softirq()函數(shù)時(shí)，它馬上發(fā)現(xiàn)CPU0此前已經(jīng)處在中斷服務(wù)狀態(tài)中了，因此這一次do_softirq()函數(shù)立即返回。于是，CPU0回到該開(kāi)始時(shí)的do_softirq()函數(shù)繼續(xù)執(zhí)行，并為高優(yōu)先級(jí)中斷的ISR所觸發(fā)的軟中斷請(qǐng)求補(bǔ)上一次服務(wù)。從這里可以看出，do_softirq()函數(shù)在同一個(gè)CPU上的執(zhí)行是串行的。

asmlinkage void do_softirq(void)

{

__u32 pending;

unsigned long flags;

if (in_interrupt())

return;

local_irq_save(flags);

pending = local_softirq_pending();

if (pending)

__do_softirq();

local_irq_restore(flags);

}

3.小任務(wù)( tasklet)機(jī)制

·tasklet機(jī)制是一種較為特殊的軟中斷。

·tasklet一詞的原意是“小片任務(wù)”的意思，這里是指一小段可執(zhí)行的代碼，且通常以函數(shù)的形式出現(xiàn)。軟中斷向量HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ均是用tasklet機(jī)制來(lái)實(shí)現(xiàn)的。

·從某種程度上講，tasklet機(jī)制是Linux內(nèi)核對(duì)BH機(jī)制的一種擴(kuò)展。在2.4內(nèi)核引入了softirq機(jī)制后，原有的BH機(jī)制正是通過(guò)tasklet機(jī)制這個(gè)橋梁來(lái)將softirq機(jī)制納入整體框架中的。正是由于這種歷史的延伸關(guān)系，使得tasklet機(jī)制與一般意義上的軟中斷有所不同，而呈現(xiàn)出以下兩個(gè)顯著的特點(diǎn)：

.與一般的軟中斷不同，某一段tasklet代碼在某個(gè)時(shí)刻只能在一個(gè)CPU上運(yùn)行，而不像一般的軟中斷服務(wù)函數(shù)(即softirq_action結(jié)構(gòu)中的action函數(shù)指針)那樣——在同一時(shí)刻可以被多個(gè)CPU并發(fā)地執(zhí)行。

.與BH機(jī)制不同，不同的tasklet代碼在同一時(shí)刻可以在多個(gè)CPU上并發(fā)地執(zhí)行，而不像BH機(jī)制那樣必須嚴(yán)格地串行化執(zhí)行(也即在同一時(shí)刻系統(tǒng)中只能有一個(gè)CPU執(zhí)行BH函數(shù))。

3.1 tasklet描述符

·Linux用數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)tasklet_struct來(lái)描述一個(gè)tasklet，每個(gè)結(jié)構(gòu)代表一個(gè)獨(dú)立的小任務(wù)。該數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)定義在include/linux/interrupt.h頭文件中。如下所示：

/* Tasklets --- multithreaded analogue of BHs.

Main feature differing them of generic softirqs: tasklet

is running only on one CPU simultaneously.

Main feature differing them of BHs: different tasklets

may be run simultaneously on different CPUs.

Properties:

* If tasklet_schedule() is called, then tasklet is guaranteed

to be executed on some cpu at least once after this.

* If the tasklet is already scheduled, but its execution is still not

started, it will be executed only once.

* If this tasklet is already running on another CPU (or schedule is called

from tasklet itself), it is rescheduled for later.

* Tasklet is strictly serialized wrt itself, but not

wrt another tasklets. If client needs some intertask synchronization,

he makes it with spinlocks.

*/

struct tasklet_struct

{

struct tasklet_struct *next;

unsigned long state;

atomic_t count;

void (*func)(unsigned long);

unsigned long data;

};

·next:指向下一個(gè)tasklet的指針

·state:定義了這個(gè)tasklet的當(dāng)前狀態(tài)。這一個(gè)32位的無(wú)符號(hào)長(zhǎng)整數(shù)，當(dāng)前只使用了bit[1]和bit[0]兩個(gè)狀態(tài)位。其中，bit[1]＝1表示這個(gè)tasklet當(dāng)前正在某個(gè)CPU上被執(zhí)行，它僅對(duì)SMP系統(tǒng)才有意義，其作用就是為了防止多個(gè)CPU同時(shí)執(zhí)行一個(gè)tasklet的情形出現(xiàn)；bit[0]＝1表示這個(gè)tasklet已經(jīng)被調(diào)度去等待執(zhí)行了。

·對(duì)這兩個(gè)狀態(tài)位的宏定義如下所示（interrupt.h）：

enum

{

TASKLET_STATE_SCHED,/* Tasklet is scheduled for execution */

TASKLET_STATE_RUN/* Tasklet is running (SMP only) */

};

·count:子計(jì)數(shù)count，對(duì)這個(gè)tasklet的引用計(jì)數(shù)值。

·注：只有當(dāng)count等于0時(shí)，tasklet代碼段才能執(zhí)行，也即此時(shí)tasklet是被使能的；如果count非零，則這個(gè)tasklet是被禁止的。任何想要執(zhí)行一個(gè)tasklet代碼段的人都首先必須先檢查其count成員是否為0。

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

·data：函數(shù)func的參數(shù)。這是一個(gè)32位的無(wú)符號(hào)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(gè)指向某個(gè)用戶自定義數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的地址值。

·Linux在interrupt.h頭文件中又定義了兩個(gè)用來(lái)定義tasklet_struct結(jié)構(gòu)變量的輔助宏：

#define DECLARE_TASKLET(name, func, data) \

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

#define DECLARE_TASKLET_DISABLED(name, func, data) \

struct tasklet_struct name = { NULL, 0, ATOMIC_INIT(1), func, data }

·顯然，從上述源代碼可以看出，用DECLARE_TASKLET宏定義的tasklet在初始化時(shí)是被使能的（enabled），因?yàn)?/span>其count成員為0。而用DECLARE_TASKLET_DISABLED宏定義的tasklet在初始時(shí)是被禁止的（disabled），因?yàn)?/span>其count等于1。

3.2改變一個(gè)tasklet狀態(tài)的操作

·在這里，tasklet狀態(tài)指兩個(gè)方面：

.state：成員所表示的運(yùn)行狀態(tài)；

.count：成員決定的使能／禁止?fàn)顟B(tài)。

3.2.1改變一個(gè)tasklet的運(yùn)行狀態(tài)

·state成員中的bit[0]表示一個(gè)tasklet是否已被調(diào)度去等待執(zhí)行，bit[1]表示一個(gè)tasklet是否正在某個(gè)CPU上執(zhí)行。對(duì)于state變量中某位的改變必須是一個(gè)原子操作，因此可以用定義在include/asm/bitops.h頭文件中的位操作來(lái)進(jìn)行。

·由于bit[1]這一位（即TASKLET_STATE_RUN）僅僅對(duì)于SMP系統(tǒng)才有意義，因此Linux在Interrupt.h頭文件中顯示地定義了對(duì)TASKLET_STATE_RUN位的操作。如下所示：

#ifdef CONFIG_SMP

static inline int tasklet_trylock(struct tasklet_struct *t)

{

return !test_and_set_bit(TASKLET_STATE_RUN, &(t)->state);

}

static inline void tasklet_unlock(struct tasklet_struct *t)

{

smp_mb__before_clear_bit();

clear_bit(TASKLET_STATE_RUN, &(t)->state);

}

static inline void tasklet_unlock_wait(struct tasklet_struct *t)

{

while (test_bit(TASKLET_STATE_RUN, &(t)->state)) { barrier(); }

}

#else

#define tasklet_trylock(t) 1

#define tasklet_unlock_wait(t) do { } while (0)

#define tasklet_unlock(t) do { } while (0)

#endif

·顯然，在SMP系統(tǒng)同，tasklet_trylock()宏將把一個(gè)tasklet_struct結(jié)構(gòu)變量中的state成員中的bit[1]位設(shè)置成1，同時(shí)還返回bit[1]位的非。因此，如果bit[1]位原有值為1（表示另外一個(gè)CPU正在執(zhí)行這個(gè)tasklet代碼），那么tasklet_trylock()宏將返回值0，也就表示上鎖不成功。如果bit[1]位的原有值為0，那么tasklet_trylock()宏將返回值1，表示加鎖成功。而在單CPU系統(tǒng)中，tasklet_trylock()宏總是返回為1。

·任何想要執(zhí)行某個(gè)tasklet代碼的程序都必須首先調(diào)用宏tasklet_trylock()來(lái)試圖對(duì)這個(gè)tasklet進(jìn)行上鎖（即設(shè)置TASKLET_STATE_RUN位），且只能在上鎖成功的情況下才能執(zhí)行這個(gè)tasklet。建議！即使你的程序只在CPU系統(tǒng)上運(yùn)行，你也要在執(zhí)行tasklet之前調(diào)用tasklet_trylock()宏，以便使你的代碼獲得良好可移植性。

·在SMP系統(tǒng)中，tasklet_unlock_wait()宏將一直不停地測(cè)試TASKLET_STATE_RUN位的值，直到該位的值變為0（即一直等待到解鎖），假如：CPU0正在執(zhí)行tasklet A的代碼，在此期間，CPU1也想執(zhí)行tasklet A的代碼，但CPU1發(fā)現(xiàn)tasklet A的TASKLET_STATE_RUN位為1，于是它就可以通過(guò)tasklet_unlock_wait()宏等待tasklet A被解鎖（也即TASKLET_STATE_RUN位被清零）。在單CPU系統(tǒng)中，這是一個(gè)空操作。

·宏tasklet_unlock()用來(lái)對(duì)一個(gè)tasklet進(jìn)行解鎖操作，也即將TASKLET_STATE_RUN位清零。在單CPU系統(tǒng)中，這是一個(gè)空操作。

3.2.2使能／禁止一個(gè)tasklet

·使能與禁止操作往往總是成對(duì)地被調(diào)用的，tasklet_disable()函數(shù)如下（interrupt.h）：

static inline void tasklet_disable(struct tasklet_struct *t)

{

tasklet_disable_nosync(t);

tasklet_unlock_wait(t);

smp_mb();

}

·函數(shù)tasklet_disable_nosync()也是一個(gè)靜態(tài)inline函數(shù)，它簡(jiǎn)單地通過(guò)原子操作將count成員變量的值減1。如下所示（interrupt.h）：

static inline void tasklet_disable_nosync(struct tasklet_struct *t)

{

atomic_inc(&t->count);

smp_mb__after_atomic_inc();

}

·函數(shù)tasklet_enable()用于使能一個(gè)tasklet，如下所示（interrupt.h）：

static inline void tasklet_enable(struct tasklet_struct *t)

{

smp_mb__before_atomic_dec();

atomic_dec(&t->count);

}

3.3 tasklet描述符的初始化與殺死

·函數(shù)tasklet_init()用來(lái)初始化一個(gè)指定的tasklet描述符，其源碼如下所示（kernel/softirq.c）：

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;

}

·函數(shù)tasklet_kill()用來(lái)將一個(gè)已經(jīng)被調(diào)度了的tasklet殺死，即將其恢復(fù)到未調(diào)度的狀態(tài)。其源碼如下所示（kernel/softirq.c）：

void tasklet_kill(struct tasklet_struct *t)

{

if (in_interrupt())

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

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);

}

3.4 tasklet對(duì)列

·多個(gè)tasklet可以通過(guò)tasklet描述符中的next成員指針鏈接成一個(gè)單向?qū)α?。為?/span>，Linux專門在頭文件include/linux/interrupt.h中定義了數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)tasklet_head來(lái)描述一個(gè)tasklet對(duì)列的頭部指針。如下所示：

/*

* Tasklets

*/

struct tasklet_head

{

struct tasklet_struct *head;

struct tasklet_struct **tail;

};

·盡管tasklet機(jī)制是特定于軟中斷向量HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ的一種實(shí)現(xiàn)，但是tasklet機(jī)制仍然屬于softirq機(jī)制的整體框架范圍內(nèi)的，因此，它的設(shè)計(jì)與實(shí)現(xiàn)仍然必須堅(jiān)持“誰(shuí)觸發(fā)，誰(shuí)執(zhí)行”的思想。為此，Linux為系統(tǒng)中的每一個(gè)CPU都定義了一個(gè)tasklet對(duì)列頭部，來(lái)表示應(yīng)該有各個(gè)CPU負(fù)責(zé)執(zhí)行的tasklet對(duì)列。如下所示（kernel/softirq.c）：

#define DEFINE_PER_CPU_SECTION(type, name, sec)\

__PCPU_ATTRS(sec) PER_CPU_DEF_ATTRIBUTES\

__typeof__(type) name

#define DEFINE_PER_CPU(type, name) \

DEFINE_PER_CPU_SECTION(type, name, "")

static DEFINE_PER_CPU(struct tasklet_head, tasklet_vec);

static DEFINE_PER_CPU(struct tasklet_head, tasklet_hi_vec);

即： struct tasklet_head tasklet_vec[NR_CPUS] __cacheline_aligned;
struct tasklet_head tasklet_hi_vec[NR_CPUS] __cacheline_aligned;

·其中，tasklet_vec［］數(shù)組用于軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ，而tasklet_hi_vec［］數(shù)組則用于軟中斷向量HI_SOFTIRQ。也即，如果CPUi（0≤i≤NR_CPUS-1）觸發(fā)了軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ，那么對(duì)列tasklet_vec［i］中的每一個(gè)tasklet都將在CPUi服務(wù)于軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ時(shí)被CPUi所執(zhí)行。同樣地，如果CPUi（0≤i≤NR_CPUS-1）觸發(fā)了軟中斷向量HI_SOFTIRQ，那么隊(duì)列tasklet_hi_vec［i］中的每一個(gè)tasklet都將CPUi在對(duì)軟中斷向量HI_SOFTIRQ進(jìn)行服務(wù)時(shí)被CPUi所執(zhí)行。

·隊(duì)列tasklet_vec［I］和tasklet_hi_vec［I］中的各個(gè)tasklet是怎樣被所CPUi所執(zhí)行的呢？其關(guān)鍵就是軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ的軟中斷服務(wù)程序——tasklet_action()函數(shù)和tasklet_hi_action()函數(shù)。下面我們就來(lái)分析這兩個(gè)函數(shù)。

3.5軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ

·Linux為軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ實(shí)現(xiàn)了專用的觸發(fā)函數(shù)和軟中斷服務(wù)函數(shù)。

1.專用的觸發(fā)函數(shù)

tasklet_schedule()函數(shù)和tasklet_hi_schedule()函數(shù)分別用來(lái)在當(dāng)前CPU上觸發(fā)軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ，并把指定的tasklet加入當(dāng)前CPU所對(duì)應(yīng)的tasklet隊(duì)列中去等待執(zhí)行。

2.專用的軟中斷服務(wù)函數(shù)

tasklet_action()函數(shù)和tasklet_hi_action()函數(shù)則分別是軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ的軟中斷服務(wù)函數(shù)。在初始化函數(shù)softirq_init()中，這兩個(gè)軟中斷向量對(duì)應(yīng)的描述符softirq_vec[0]和softirq_vec[6]中的action函數(shù)指針就被分別初始化成指向函數(shù)tasklet_hi_action()和函數(shù)tasklet_action()。

3.5.1軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ的觸發(fā)函數(shù)tasklet_schedule

·該函數(shù)實(shí)現(xiàn)在include/linux/interrupt.h頭文件中，是一個(gè)inline函數(shù)。其源碼如下所示：

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); //觸發(fā)軟中斷TASKLET_SOFTIRQ

local_irq_restore(flags);

}

static inline void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)

{

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

__tasklet_schedule(t);

}

?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(shí)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(shuō)明這個(gè)tasklet已經(jīng)被調(diào)度到另一個(gè)CPU上去等待執(zhí)行了。由于一個(gè)tasklet在某一個(gè)時(shí)刻只能由一個(gè)CPU來(lái)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。

.首先，調(diào)用local_irq_save()函數(shù)來(lái)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。

.然后，將待調(diào)度的tasklet添加到當(dāng)前CPU對(duì)應(yīng)的tasklet隊(duì)列的尾部。

.接著，調(diào)用raise_softirq_irqoff函數(shù)在當(dāng)前CPU上觸發(fā)軟中斷請(qǐng)求TASKLET_SOFTIRQ。

.最后，調(diào)用local_irq_restore()函數(shù)來(lái)開(kāi)當(dāng)前CPU的中斷。

3.5.2軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ的服務(wù)程序tasklet_action

·函數(shù)tasklet_action()是tasklet機(jī)制與軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ的聯(lián)系紐帶。正是該函數(shù)將當(dāng)前CPU的tasklet隊(duì)列中的各個(gè)tasklet放到當(dāng)前CPU上來(lái)執(zhí)行的。該函數(shù)實(shí)現(xiàn)在kernel/softirq.c文件中，其源代碼如下：

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();

}

}

·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(duì)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(duì)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(shí)際結(jié)果卻并不一定如此，下面將會(huì)看到）。

.然后，用一個(gè)while{}循環(huán)來(lái)遍歷由list所指向的tasklet隊(duì)列，隊(duì)列中的各個(gè)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：

.用指針t來(lái)表示當(dāng)前隊(duì)列元素，即當(dāng)前需要執(zhí)行的tasklet。

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

.用tasklet_trylock()宏試圖對(duì)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(méi)有任何其他CPU正在執(zhí)行這個(gè)tasklet），則用原子讀函數(shù)atomic_read()進(jìn)一步判斷count成員的值。如果count為0，說(shuō)明這個(gè)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(gè)tasklet的可執(zhí)行函數(shù)func；

(3)調(diào)用宏tasklet_unlock()來(lái)清除TASKLET_STATE_RUN位

(4)最后，執(zhí)行continue語(yǔ)句跳過(guò)下面的步驟，回到while循環(huán)繼續(xù)遍歷隊(duì)列中的下一個(gè)元素。如果count不為0，說(shuō)明這個(gè)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。

3.6 tasklet使用總結(jié)

1.聲明和使用小任務(wù)大多數(shù)情況下，為了控制一個(gè)常用的硬件設(shè)備，小任務(wù)機(jī)制是實(shí)現(xiàn)下半部的最佳選擇。小任務(wù)可以動(dòng)態(tài)創(chuàng)建，使用方便，執(zhí)行起來(lái)也比較快。我們既可以靜態(tài)地創(chuàng)建小任務(wù)，也可以動(dòng)態(tài)地創(chuàng)建它。選擇那種方式取決于到底是想要對(duì)小任務(wù)進(jìn)行直接引用還是一個(gè)間接引用。如果準(zhǔn)備靜態(tài)地創(chuàng)建一個(gè)小任務(wù)（也就是對(duì)它直接引用），使用下面兩個(gè)宏中的一個(gè)：

DECLARE_TASKLET(name,func, data)
DECLARE_TASKLET_DISABLED(name,func, data)

·這兩個(gè)宏都能根據(jù)給定的名字靜態(tài)地創(chuàng)建一個(gè)tasklet_struct結(jié)構(gòu)。當(dāng)該小任務(wù)被調(diào)度以后，給定的函數(shù)func會(huì)被執(zhí)行，它的參數(shù)由data給出。這兩個(gè)宏之間的區(qū)別在于引用計(jì)數(shù)器的初始值設(shè)置不同。第一個(gè)宏把創(chuàng)建的小任務(wù)的引用計(jì)數(shù)器設(shè)置為0，因此，該小任務(wù)處于激活狀態(tài)。另一個(gè)把引用計(jì)數(shù)器設(shè)置為1，所以該小任務(wù)處于禁止?fàn)顟B(tài)。例如：

DECLARE_TASKLET(my_tasklet,my_tasklet_handler, dev);
這行代碼其實(shí)等價(jià)于
struct tasklet_struct my_tasklet = { NULL, 0, ATOMIC_INIT(0),
tasklet_handler,dev};

·這樣就創(chuàng)建了一個(gè)名為my_tasklet的小任務(wù)，其處理程序為tasklet_handler，并且已被激活。當(dāng)處理程序被調(diào)用的時(shí)候，dev就會(huì)被傳遞給它。

2.編寫(xiě)自己的小任務(wù)處理程序小任務(wù)處理程序必須符合如下的函數(shù)類型：

void tasklet_handler(unsigned long data)

·由于小任務(wù)不能睡眠，因此不能在小任務(wù)中使用信號(hào)量或者其它產(chǎn)生阻塞的函數(shù)。但是小任務(wù)運(yùn)行時(shí)可以響應(yīng)中斷。

3.調(diào)度自己的小任務(wù)通過(guò)調(diào)用tasklet_schedule()函數(shù)并傳遞給它相應(yīng)的tasklt_struct指針，該小任務(wù)就會(huì)被調(diào)度以便適當(dāng)?shù)臅r(shí)候執(zhí)行：

tasklet_schedule(&my_tasklet); /*把my_tasklet標(biāo)記為掛起 */

·在小任務(wù)被調(diào)度以后，只要有機(jī)會(huì)它就會(huì)盡可能早的運(yùn)行。在它還沒(méi)有得到運(yùn)行機(jī)會(huì)之前，如果一個(gè)相同的小任務(wù)又被調(diào)度了，那么它仍然只會(huì)運(yùn)行一次。

·可以調(diào)用tasklet_disable()函數(shù)來(lái)禁止某個(gè)指定的小任務(wù)。如果該小任務(wù)當(dāng)前正在執(zhí)行，這個(gè)函數(shù)會(huì)等到它執(zhí)行完畢再返回。調(diào)用tasklet_enable()函數(shù)可以激活一個(gè)小任務(wù)，如果希望把以DECLARE_TASKLET_DISABLED（）創(chuàng)建的小任務(wù)激活，也得調(diào)用這個(gè)函數(shù)，如：

tasklet_disable(&my_tasklet); /*小任務(wù)現(xiàn)在被禁止,這個(gè)小任務(wù)不能運(yùn)行*/
tasklet_enable(&my_tasklet); /*小任務(wù)現(xiàn)在被激活*/

·也可以調(diào)用tasklet_kill()函數(shù)從掛起的隊(duì)列中去掉一個(gè)小任務(wù)。該函數(shù)的參數(shù)是一個(gè)指向某個(gè)小任務(wù)的tasklet_struct的長(zhǎng)指針。在小任務(wù)重新調(diào)度它自身的時(shí)候，從掛起的隊(duì)列中移去已調(diào)度的小任務(wù)會(huì)很有用。這個(gè)函數(shù)首先等待該小任務(wù)執(zhí)行完畢，然后再將它移去。

4.tasklet的簡(jiǎn)單用法

·下面是tasklet的一個(gè)簡(jiǎn)單應(yīng)用,以模塊的形成加載。

#include

#include

#include

#include

#include

#include

#include

static struct t asklet_struct my_tasklet;

static void tasklet_handler (unsigned long d ata)

{

printk(KERN_ALERT,"tasklet_handler is running./n");

}

static int __init test_init(void)

{

tasklet_init(&my_tasklet,tasklet_handler,0);

tasklet_schedule(&my_tasklet);

return0;

}

static void __exit test_exit(void)

{

tasklet_kill(&tasklet);

printk(KERN_ALERT,"test_exit is running./n");

}

MODULE_LICENSE("GPL");

module_init(test_init);

module_exit(test_exit);

·從這個(gè)例子可以看出，所謂的小任務(wù)機(jī)制是為下半部函數(shù)的執(zhí)行提供了一種執(zhí)行機(jī)制，也就是說(shuō)，推遲處理的事情是由tasklet_handler實(shí)現(xiàn)，何時(shí)執(zhí)行，經(jīng)由小任務(wù)機(jī)制封裝后交給內(nèi)核去處理。