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linux驅動程序下的tasklet機制

作者：落落
運維 系統運維
在編寫設備驅動時，tasklet機制是一種比較常見的機制。在老版本的linux中，通常中斷處理分為top half handler 、bottom half handler。但是在linux2.6以后的linux采取了另外一種機制，即軟機制來代替bottom half handler 的處理。本文主要介紹了tasklet機制在linux中的實現。

       Tasklet 機制 是一種較為特殊的軟中斷。Tasklet一詞的原意是“小片任務”的意思，這里是指一小段可執行的代碼，且通常以函數的形式出現。軟中斷向量HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ均是用tasklet機制來實現的。

      從某種程度上講，tasklet機制是Linux內核對BH機制的一種擴展。在2.4內核引入了softirq機制后，原有的BH機制正是通過tasklet機制這個橋梁來納入softirq機制的整體框架中的。正是由于這種歷史的延伸關系，使得tasklet機制與一般意義上的軟中斷有所不同，而呈現出以下兩個顯著的特點：

       1. 與一般的軟中斷不同，某一段tasklet代碼在某個時刻只能在一個CPU上運行，而不像一般的軟中斷服務函數（即softirq_action結構中的action函數指針）那樣——在同一時刻可以被多個CPU并發地執行。

       2. 與BH機制不同，不同的tasklet代碼在同一時刻可以在多個CPU上并發地執行，而不像BH(Bottom Half)機制那樣必須嚴格地串行化執行（也即在同一時刻系統中只能有一個CPU執行BH函數）。

       Linux用數據結構 tasklet_struct 來描述一個tasklet。該數據結構定義在include/linux/interrupt.h頭文件中。如下所示：

 

  1. view sourceprint?1 struct tasklet_struct   
  2.  
  3.  {   
  4.  
  5.  struct tasklet_struct *next;   
  6.  
  7.  unsigned long state;   
  8.  
  9.  atomic_t count;   
  10.  
  11.  void (*func)(unsigned long);   
  12.  
  13.  unsigned long data;   
  14.  
  15. };   
  16.  

各成員的含義如下：

      （1）next指針：指向下一個tasklet的指針。

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

  1.  
  2.  
  3. view sourceprint?1 enum   
  4.  
  5. {   
  6.  
  7. TASKLET_STATE_SCHED, /* Tasklet is scheduled for execution */   
  8.  
  9. TASKLET_STATE_RUN /* Tasklet is running (SMP only) */   
  10.  
  11.  };   
  12.  

      （3）原子計數count：對這個tasklet的引用計數值。NOTE！只有當count等于0時，tasklet代碼段才能執行，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。

      （4）函數指針func：指向以函數形式表現的可執行tasklet代碼段。

     （5）data：函數func的參數。這是一個32位的無符號整數，其具體含義可供func函數自行解釋，比如將其解釋成一個指向某個用戶自定義數據結構的地址值。

Linux在interrupt.h頭文件中又定義了兩個用來定義 tasklet_struct 結構變量的輔助宏：

 

  1. view sourceprint?1 #define DECLARE_TASKLET(name, func, data)   
  2.  
  3.  struct tasklet_struct name = { NULL, 0, ATOMIC_INIT(0), func, data }   
  4.  
  5.    
  6.  
  7. #define DECLARE_TASKLET_DISABLED(name, func, data)   
  8.  
  9.  struct tasklet_struct name = { NULL, 0, ATOMIC_INIT(1), func, data }   
  10.  

       顯然，從上述源代碼可以看出，用 DECLARE_TASKLET 宏定義的tasklet在初始化時是被使能的（enabled），因為其count成員為0。而用 DECLARE_TASKLET_DISABLED 宏定義的tasklet在初始時是被禁止的（disabled），因為其count等于1。

在這里，tasklet狀態指兩個方面：1. state成員所表示的運行狀態；2. count成員決定的使能／禁止狀態。

#p#

        （1）改變一個tasklet的運行狀態 state 成員中的bit［0］表示一個tasklet是否已被調度去等待執行，bit［1］表示一個tasklet是否正在某個CPU上執行。對于 state 變量中某位的改變必須是一個原子操作，因此可以用定義在include/asm/bitops.h頭文件中的位操作來進行。

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

 

 

 

 

  1. view sourceprint?1 #ifdef CONFIG_SMP   
  2.  
  3. #define tasklet_trylock(t) (!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_RUN, &(t)->state))   
  4.  
  5. #define tasklet_unlock_wait(t) while (test_bit(TASKLET_STATE_RUN, &(t)->state)) { /* NOTHING */ }   
  6.  
  7. #define tasklet_unlock(t) clear_bit(TASKLET_STATE_RUN, &(t)->state)   
  8.  
  9. #else   
  10.  
  11. #define tasklet_trylock(t) 1   
  12.  
  13. #define tasklet_unlock_wait(t) do { } while (0)   
  14.  
  15. #define tasklet_unlock(t) do { } while (0)   
  16.  
  17.  #endif   
  18.  

        顯然，在SMP系統同，tasklet_trylock() 宏將把一個 tasklet_struct 結構變量中的state成員中的bit［1］位設置成1，同時還返回bit［1］位的非。因此，如果bit［1］位原有值為1（表示另外一個CPU正在執行這個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系統中，tasklet_trylock()宏總是返回為1。

        任何想要執行某個tasklet代碼的程序都必須首先調用宏 tasklet_trylock() 來試圖對這個tasklet進行上鎖（即設置TASKLET_STATE_RUN位），且只能在上鎖成功的情況下才能執行這個tasklet。建議！即使你的程序只在單 CPU 系統上運行，你也要在執行tasklet之前調用tasklet_trylock()宏，以便使你的代碼獲得良好可移植性。

        在SMP系統中，tasklet_unlock_wait() 宏將一直不停地測試 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正在執行tasklet A的代碼，在此期間，CPU1也想執行tasklet A的代碼，但CPU1發現tasklet A 的 TASKLET_STATE_RUN 位為1，于是它就可以通過 tasklet_unlock_wait() 宏等待tasklet A被解鎖（也即TASKLET_STATE_RUN位被清零）。在單CPU系統中，這是一個空操作。

        宏 tasklet_unlock() 用來對一個 tasklet 進行解鎖操作，也即將TASKLET_STATE_RUN位清零。在單CPU系統中，這是一個空操作。

（2）使能／禁止一個tasklet

       使能與禁止操作往往總是成對地被調用的，tasklet_disable() 函數如下

 

 

 

 

  1. （interrupt.h）：  
  2. view sourceprint?01 static inline void tasklet_disable(struct tasklet_struct *t)   
  3.  
  4. {   
  5.  
  6. tasklet_disable_nosync(t);   
  7.  
  8. tasklet_unlock_wait(t);   
  9. }   
  10.  
  11. // 函數tasklet_disable_nosync()也是一個靜態inline函數，它簡單地通過原子操作將count成員變量的值減1。如下所示（interrupt.h）：   
  12.  
  13. static inline void tasklet_disable_nosync(struct tasklet_struct *t)   
  14.  
  15. {   
  16.  
  17. atomic_inc(&t->count);   
  18.  
  19. }   
  20.  
  21. // 函數tasklet_enable()用于使能一個tasklet，如下所示（interrupt.h）：   
  22.  
  23. static inline void tasklet_enable(struct tasklet_struct *t)   
  24.  
  25. {   
  26.  
  27. atomic_dec(&t->count);   
  28.  
  29. }   
  30.  
  31. // 函數tasklet_init()用來初始化一個指定的tasklet描述符，其源碼如下所示（kernel/softirq.c）：   
  32.  
  33. void tasklet_init(struct tasklet_struct *t,   
  34.  
  35. void (*func)(unsigned long),   
  36.  
  37. unsigned long data)   
  38.  
  39. {   
  40.  
  41. t->funcfunc = func;   
  42.  
  43. t->datadata = data;   
  44.  
  45. t->state = 0;   
  46.  
  47. atomic_set(&t->count, 0);   
  48.  
  49. }   
  50.  
  51. // 函數tasklet_kill()用來將一個已經被調度了的tasklet殺死，即將其恢復到未調度的狀態。其源碼如下所示（kernel/softirq.c）：   
  52.  
  53. void tasklet_kill(struct tasklet_struct *t)   
  54.  
  55. {   
  56.  
  57. if (in_interrupt())   
  58.  
  59. printk("Attempt to kill tasklet from interruptn");   
  60.  
  61. while (test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state)) {   
  62.  
  63. current->state = TASK_RUNNING;   
  64.  
  65. do {   
  66.  
  67. current->policy |= SCHED_YIELD;   
  68.  
  69. schedule();   
  70.  
  71. } while (test_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state));   
  72.  
  73. }   
  74.  
  75. tasklet_unlock_wait(t);   
  76.  
  77.  clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state);   
  78.  
  79. }   
  80.  
  81.  // 多個tasklet可以通過tasklet描述符中的next成員指針鏈接成一個單向對列。為此，Linux專門在頭文件include/linux/interrupt.h中定義了數據結構tasklet_head來描述一個tasklet對列的頭部指針。如下所示：   
  82.  
  83.  struct tasklet_head   
  84.  
  85.  {   
  86.  
  87.  struct tasklet_struct *list;   
  88.  
  89.  } __attribute__ ((__aligned__(SMP_CACHE_BYTES)));   
  90.  

        盡管 tasklet 機制是特定于軟中斷向量HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ的一種實現，但是tasklet機制仍然屬于softirq機制的整體框架范圍內的，因此，它的設計與實現仍然必須堅持“誰觸發，誰執行”的思想。為此，Linux為系統中的每一個CPU都定義了一個 tasklet 對列頭部，來表示應該有各個CPU負責執行的tasklet對列。如下所示（kernel/softirq.c）：

       

  1. struct tasklet_head tasklet_vec[NR_CPUS] __cacheline_aligned;struct tasklet_head tasklet_hi_vec[NR_CPUS] __cacheline_aligned;  

#p#

        其中，tasklet_vec［］數組用于軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ，而tasklet_hi_vec［］數組則用于軟中斷向量HI_SOFTIRQ。也即，如果CPUi（0≤i≤NR_CPUS-1）觸發了軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ，那么對列tasklet_vec［i］中的每一個tasklet都將在CPUi服務于軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ時被CPUi所執行。同樣地，如果CPUi（0≤i≤NR_CPUS-1）觸發了軟中斷向量HI_SOFTIRQ，那么隊列tasklet_vec［i］中的每一個tasklet都將CPUi在對軟中斷向量HI_SOFTIRQ進行服務時被CPUi所執行。

        隊列tasklet_vec［I］和tasklet_hi_vec［I］中的各個tasklet是怎樣被所CPUi所執行的呢？其關鍵就是軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ的軟中斷服務程序——tasklet_action()函數和tasklet_hi_action()函數。下面我們就來分析這兩個函數。

       Linux為軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ實現了專用的觸發函數和軟中斷服務函數。其中，tasklet_schedule() 函數和 tasklet_hi_schedule() 函數分別用來在當前CPU上觸發軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ 和 HI_SOFTIRQ，并把指定的tasklet 加入當前CPU所對應的 tasklet 隊列中去等待執行。而tasklet_action() 函數和 tasklet_hi_action() 函數則分別是軟中斷向量 TASKLET_SOFTIRQ 和 HI_SOFTIRQ 的軟中斷服務函數。在初始化函數 softirq_init() 中，這兩個軟中斷向量對應的描述符softirq_vec［0］和softirq_vec［3］中的action函數指針就被分別初始化成指向函數 tasklet_hi_action() 和函數 tasklet_action（）。

    （1）軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ的觸發函數 tasklet_schedule（）

       該函數實現在include/linux/interrupt.h頭文件中，是一個 inline 函數。其源碼如下所示：
 

 

 

 

  1. view sourceprint?01 static inline void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)   
  2. {   
  3. if (!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state)) {   
  4. int cpu = smp_processor_id();   
  5. unsigned long flags;   
  6. local_irq_save(flags);   
  7. t->next = tasklet_vec[cpu].list;   
  8. tasklet_vec[cpu].list = t;   
  9. __cpu_raise_softirq(cpu, TASKLET_SOFTIRQ);   
  10. local_irq_restore(flags);   
  11. }   
  12. }   

       該函數的參數t指向要在當前CPU上被執行的 tasklet。對該函數的NOTE如下：

       ①調用test_and_set_bit()函數將待調度的 tasklet 的state成員變量的bit［0］位（也即TASKLET_STATE_SCHED位）設置為1，該函數同時還返回TASKLET_STATE_SCHED位的原有值。因此如果bit［0］為的原有值已經為1，那就說明這個tasklet已經被調度到另一個CPU上去等待執行了。由于一個tasklet在某一個時刻只能由一個CPU來執行，因此tasklet_schedule()函數什么也不做就直接返回了。否則，就繼續下面的調度操作。

       ②首先，調用 local_irq_save() 函數來關閉當前CPU的中斷，以保證下面的步驟在當前CPU上原子地被執行。

       ③然后，將待調度的 tasklet 添加到當前CPU對應的 tasklet 隊列的首部。

       ④接著，調用 __cpu_raise_softirq() 函數在當前CPU上觸發軟中斷請求TASKLET_SOFTIRQ。

       ⑤***，調用local_irq_restore() 函數來開當前CPU的中斷。

（2）軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ的服務程序tasklet_action（）

       函數tasklet_action()是tasklet機制與軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ的聯系紐帶。正是該函數

  1. view sourceprint?01 static inline void tasklet_hi_schedule(struct tasklet_struct *t)   
  2.  
  3. {   
  4.  
  5. if (!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state)) {   
  6.  
  7. int cpu = smp_processor_id();   
  8.  
  9. unsigned long flags;   
  10.  
  11. local_irq_save(flags);   
  12.  
  13. t->next = tasklet_hi_vec[cpu].list;   
  14.  
  15. tasklet_hi_vec[cpu].list = t;   
  16.  
  17. __cpu_raise_softirq(cpu, HI_SOFTIRQ);   
  18.  
  19. local_irq_restore(flags);   
  20.  
  21. }  
  22.    
  23. }   

將當前CPU的tasklet隊列中的各個tasklet放到當前CPU上來執行的。該函數實現在kernel/softirq.c文件中，其源代碼如下：

  1. view sourceprint?01 static void tasklet_action(struct softirq_action *a)   
  2.  
  3.  {   
  4.  
  5.  int cpu = smp_processor_id();   
  6.  
  7.  struct tasklet_struct *list;   
  8.  
  9.  local_irq_disable();   
  10.  
  11.  list = tasklet_vec[cpu].list;   
  12.  
  13.  tasklet_vec[cpu].list = NULL;   
  14.  
  15.  local_irq_enable();   
  16.  
  17.  while (list != NULL) {   
  18.  
  19.  struct tasklet_struct *t = list;   
  20.  
  21.  listlist = list->next;   
  22.  
  23.  if (tasklet_trylock(t)) {   
  24.  
  25.  if (atomic_read(&t->count) == 0) {   
  26.  
  27.  clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state);   
  28.  
  29.  t->func(t->data);   
  30.  
  31.  /*   
  32.  
  33.  * talklet_trylock() uses test_and_set_bit that imply   
  34.  
  35.  * an mb when it returns zero, thus we need the explicit   
  36.  
  37.  * mb only here: while closing the critical section.   
  38.  
  39.  */   
  40.  
  41.  #ifdef CONFIG_SMP   
  42.  
  43.  smp_mb__before_clear_bit();   
  44.  
  45.  #endif   
  46.  
  47.  tasklet_unlock(t);   
  48.  
  49.  continue;   
  50.  
  51.  }   
  52.  
  53.  tasklet_unlock(t);   
  54.  
  55.  }   
  56.  
  57.  local_irq_disable();   
  58.  
  59.  t->next = tasklet_vec[cpu].list;   
  60.  
  61.  tasklet_vec[cpu].list = t;   
  62.  
  63.  __cpu_raise_softirq(cpu, TASKLET_SOFTIRQ);   
  64.  
  65.  local_irq_enable();   
  66.  
  67.  }   
  68.  
  69.  }   

注釋如下：

       ①首先，在當前CPU關中斷的情況下，“原子”地讀取當前CPU的tasklet隊列頭部指針，將其保存到局部變量list指針中，然后將當前CPU的tasklet隊列頭部指針設置為NULL，以表示理論上當前CPU將不再有tasklet需要執行（但***的實際結果卻并不一定如此，下面將會看到）。

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

        用指針t來表示當前隊列元素，即當前需要執行的tasklet。
        更新list指針為list->next，使它指向下一個要執行的tasklet。
        用tasklet_trylock()宏試圖對當前要執行的tasklet（由指針t所指向）進行加鎖，如果加鎖成功（當前沒有任何其他CPU正在執行這個tasklet），則用原子讀函數atomic_read()進一步判斷count成員的值。如果count為0，說明這個tasklet是允許執行的，于是：a先清除TASKLET_STATE_SCHED位；然后，調用這個tasklet的可執行函數func；執行barrier()操作；調用宏tasklet_unlock()來清除TASKLET_STATE_RUN位。***，執行continue語句跳過下面的步驟，回到while循環繼續遍歷隊列中的下一個元素。如果count不為0，說明這個tasklet是禁止運行的，于是調用tasklet_unlock()清除前面用tasklet_trylock()設置的TASKLET_STATE_RUN位。
        如果tasklet_trylock()加鎖不成功，或者因為當前tasklet的count值非0而不允許執行時，我們必須將這個tasklet重新放回到當前CPU的tasklet隊列中，以留待這個CPU下次服務軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ時再執行。為此進行這樣幾步操作：先關CPU中斷，以保證下面操作的原子性。把這個tasklet重新放回到當前CPU的tasklet隊列的首部；調用__cpu_raise_softirq()函數在當前CPU上再觸發一次軟中斷請求TASKLET_SOFTIRQ；開中斷。 ***，回到while循環繼續遍歷隊列。 
 

#p#

       （3）軟中斷向量HI_SOFTIRQ的觸發函數tasklet_hi_schedule()

該函數與tasklet_schedule()幾乎相同，其源碼如下（include/linux/interrupt.h）：
 

 

 

  1.  
  2. view sourceprint?01 static inline void tasklet_hi_schedule(struct tasklet_struct *t)   
  3.  
  4.  {   
  5.  
  6.  if (!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state)) {   
  7.  
  8.  int cpu = smp_processor_id();   
  9.  
  10.  unsigned long flags;   
  11.  
  12.  local_irq_save(flags);   
  13.  
  14.  t->next = tasklet_hi_vec[cpu].list;   
  15.  
  16.  tasklet_hi_vec[cpu].list = t;   
  17.  
  18.  __cpu_raise_softirq(cpu, HI_SOFTIRQ);   
  19.  
  20.  local_irq_restore(flags);   
  21.  
  22.  }   
  23.  
  24.  }   

     （4）軟中斷向量HI_SOFTIRQ的服務函數tasklet_hi_action（）

該函數與tasklet_action()函數幾乎相同，其源碼如下（kernel/softirq.c）：


 

 

 

  1. view sourceprint?01 static void tasklet_hi_action(struct softirq_action *a)   
  2.  
  3.  {   
  4.  
  5.  int cpu = smp_processor_id();   
  6.  
  7.  struct tasklet_struct *list;   
  8.  
  9.  local_irq_disable();   
  10.  
  11.  list = tasklet_hi_vec[cpu].list;   
  12.  
  13.  tasklet_hi_vec[cpu].list = NULL;   
  14.  
  15.  local_irq_enable();   
  16.    
  17.  while (list != NULL)  
  18.  
  19.  {   
  20.  
  21.  struct tasklet_struct *t = list;   
  22.  
  23.  listlist = list->next;   
  24.  
  25.  if (tasklet_trylock(t)) {   
  26.  
  27.  if (atomic_read(&t->count) == 0) {   
  28.  
  29.  clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state);   
  30.  
  31.  t->func(t->data);   
  32.  
  33.  tasklet_unlock(t);   
  34.  
  35.  continue;   
  36.  
  37.  }   
  38.  
  39.  tasklet_unlock(t);   
  40.  
  41.  }   
  42.  
  43.  local_irq_disable();   
  44.  
  45.  t->next = tasklet_hi_vec[cpu].list;   
  46.  
  47.  tasklet_hi_vec[cpu].list = t;   
  48.  
  49.  __cpu_raise_softirq(cpu, HI_SOFTIRQ);   
  50.  
  51.  local_irq_enable();   
  52.  
  53.  }   
  54.  
  55.  }   

        Bottom Half 機制在新的softirq機制中被保留下來，并作為softirq框架的一部分。其實現也似乎更為復雜些，因為它是通過 tasklet 機制這個中介橋梁來納入softirq框架中的。實際上，軟中斷向量 HI_SOFTIRQ 是內核專用于執行BH函數的。原有的32個BH函數指針被保留，定義在kernel/softirq.c文件中：static void (*bh_base[32])(void);


       但是，每個BH函數都對應有一個tasklet，并由tasklet的可執行函數func來負責調用相應的bh函數（func函數的參數指定調用哪一個BH函數）。與32個BH函數指針相對應的tasklet的定義如下所示（kernel/softirq.c）：struct tasklet_struct bh_task_vec[32];


       上述tasklet數組使系統全局的，它對所有的CPU均可見。由于在某一個時刻只能有一個CPU在執行BH函數，因此定義一個全局的自旋鎖來保護BH函數，如下所示（kernel/softirq.c）：spinlock_t global_bh_lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;


       在softirq機制的初始化函數softirq_init()中將bh_task_vec［32］數組中的每一個tasklet中的func函數指針都設置為指向同一個函數bh_action，而data成員（也即func函數的調用參數）則被設置成該tasklet在數組中的索引值。因此，bh_action()函數將負責相應地調用參數所指定的bh函數。該函數是連接 tasklet機制與Bottom Half機制的關鍵所在。

該函數的源碼如下（kernel/softirq.c）：
 

  1. view sourceprint?1 void __init softirq_init()   
  2.  
  3. 2 {   
  4.  
  5. 3 ……   
  6.  
  7. 4 for (i=0; i<32; i++)   
  8.  
  9. 5 tasklet_init(bh_task_vec+i, bh_action, i);   
  10.  
  11. 6 ……   
  12.  
  13. 7 }   
  14.  
  15.  
  16.  
  17. view sourceprint?01 static void bh_action(unsigned long nr)   
  18.  
  19.  {   
  20.  
  21.  int cpu = smp_processor_id();   
  22.  
  23.  if (!spin_trylock(&global_bh_lock))   
  24.  
  25.  goto resched;   
  26.  
  27.  if (!hardirq_trylock(cpu))   
  28.  
  29.  goto resched_unlock;   
  30.  
  31.  if (bh_base[nr])   
  32.  
  33.  bh_base[nr]();   
  34.  
  35.  hardirq_endlock(cpu);   
  36.  
  37.  spin_unlock(&global_bh_lock);   
  38.  
  39.  return;   
  40.  
  41.  resched_unlock:   
  42.  
  43.  spin_unlock(&global_bh_lock);   
  44.  
  45.  resched:   
  46.  
  47.  mark_bh(nr);   
  48.  
  49.  }   

對該函數的注釋如下：

         ①首先，調用spin_trylock()函數試圖對自旋鎖global_bh_lock進行加鎖，同時該函數還將返回自旋鎖global_bh_lock的原有值的非。因此，如果global_bh_lock已被某個CPU上鎖而為非0值（那個CPU肯定在執行某個BH函數），那么spin_trylock()將返回為0表示上鎖失敗，在這種情況下，當前CPU是不能執行BH函數的，因為另一個CPU正在執行BH函數，于是執行goto語句跳轉到resched程序段，以便在當前CPU上再一次調度該BH函數。

        ②調用hardirq_trylock()函數鎖定當前CPU，確保當前CPU不是處于硬件中斷請求服務中，如果鎖定失敗，跳轉到resched_unlock程序段，以便先對global_bh_lock解鎖，在重新調度一次該BH函數。

       ③此時，我們已經可以放心地在當前CPU上執行BH函數了。當然，對應的BH函數指針bh_base［nr］必須有效才行。

       ④從BH函數返回后，先調用hardirq_endlock()函數（實際上它什么也不干，調用它只是為了保此加、解鎖的成對關系），然后解除自旋鎖global_bh_lock，***函數就可以返回了。

       ⑤resched_unlock程序段：先解除自旋鎖global_bh_lock，然后執行reched程序段。

       ⑥resched程序段：當某個CPU正在執行BH函數時，當前CPU就不能通過bh_action（）函數來調用執行任何BH函數，所以就通過調用mark_bh()函數在當前CPU上再重新調度一次，以便將這個BH函數留待下次軟中斷服務時執行。

（1）init_bh()函數

        該函數用來在bh_base［］數組登記一個指定的bh函數，如下所示（kernel/softirq.c）：

  1. view sourceprint?1 void init_bh(int nr, void (*routine)(void))   
  2.  
  3.  {   
  4.  
  5.  bh_base[nr] = routine;   
  6.  
  7.  mb();   
  8.  
  9.  }   

（2）remove_bh()函數

該函數用來在bh_base［］數組中注銷指定的函數指針，同時將相對應的tasklet殺掉。

如下所示（kernel/softirq.c）：

  1. view sourceprint?1 void remove_bh(int nr)   
  2.  
  3.  {   
  4.  
  5.  tasklet_kill(bh_task_vec+nr);   
  6.  
  7.  bh_base[nr] = NULL;   
  8.  
  9.  }   

（3）mark_bh()函數

       該函數用來向當前CPU標記由一個BH函數等待去執行。它實際上通過調用tasklet_hi_schedule()函數將相應的tasklet加入到當前CPU的tasklet隊列tasklet_hi_vec［cpu］中，然后觸發軟中斷請求HI_SOFTIRQ，如下所示（include/linux/interrupt.h）：
 

  1. view sourceprint?1 static inline void mark_bh(int nr)   
  2.  
  3. {   
  4.  
  5. tasklet_hi_schedule(bh_task_vec+nr);   
  6.  
  7. }   

       在32個BH函數指針中，大多數已經固定用于一些常見的外設，比如：第0個BH函數就固定地用于時鐘中斷。Linux在頭文件include/linux/interrupt.h中定義了這些已經被使用的BH函數所引，如下所示：

  1. view sourceprint?01 enum  
  2.  
  3. {   
  4.  
  5.  TIMER_BH = 0,   
  6.  
  7.  TQUEUE_BH,   
  8.  
  9.  DIGI_BH,   
  10.  
  11.  SERIAL_BH,   
  12.  
  13.  RISCOM8_BH,   
  14.  
  15.  SPECIALIX_BH,   
  16.  
  17.  AURORA_BH,   
  18.  
  19.  ESP_BH,   
  20.  
  21.  SCSI_BH,   
  22.  
  23.  IMMEDIATE_BH,   
  24.  
  25.  CYCLADES_BH,   
  26.  
  27.  CM206_BH,   
  28.  
  29.  JS_BH,   
  30.  
  31.  MACSERIAL_BH,   
  32.  
  33.  ISICOM_BH   
  34.  
  35.  };   

         從以上的例子可以看出，所謂小任務機制就是為下半部分函數提供的一種執行機制，也就是說推遲處理的事情由tasklet_handler實現。經過小任務封裝以后再交給內核去處理。以上就是tasklet機制在linux中的實現  ，使得tasklet機制與一般意義上的軟中斷有所不同

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責任編輯：zhaolei
linuxtasklet機制
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