软中断和tasklet介绍

今天看了下tasklet，重点分析了其和软中断的关系，特此记录

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关于软中断，在之前的中断文章中已经有所介绍，这里就不多说了，只是说明下，系统中默认支持32种软中断，而实际上系统定义的软中断仅有以下几种。

enum
{
    HI_SOFTIRQ=0,
    TIMER_SOFTIRQ,
    NET_TX_SOFTIRQ,
    NET_RX_SOFTIRQ,
    BLOCK_SOFTIRQ,
    BLOCK_IOPOLL_SOFTIRQ,
    TASKLET_SOFTIRQ,
    SCHED_SOFTIRQ,
    HRTIMER_SOFTIRQ,
    RCU_SOFTIRQ,    /* Preferable RCU should always be the last softirq */

    NR_SOFTIRQS
};

 实际上并没有什么关系，只有中枢的内核代码才使用软中断，而如果用户想要使用这种方式，直接使用软中断并不是一个好的选择，内核为用户提供了另外一种方便的方式即tasklet，tasklet本质上也是一种软中断，准确来说是系统从软中断类型中拿出一种来支持tasklet，所以tasklet就是一种软中断，不过在软中断的基础上，tasklet进行了更细的划分。每个CPU维护一个tasklet链表，其中保存当前CPU所有注册的tasklet。由于tasklet本质上仍然是软中断，所以其处理方式依赖于软中断的处理时机，在系统检查处理软中断时，检查到tasklet类型的软中断，调用tasklet_action函数进行处理。

static DEFINE_PER_CPU(struct tasklet_head, tasklet_vec);

 每个tasklet由一个tasklet_struct结构描述

struct tasklet_struct
{
    struct tasklet_struct *next;
    unsigned long state;
    atomic_t count;
    void (*func)(unsigned long);
    unsigned long data;
};

 所有的tasklet通过next连接成一个局部于CPU的链表，注意该结构中有个函数指针func，表示处理该tasklet的指针。所以要注册tasklet还需要提供处理函数，软中断的处理函数已经由系统定义好的。通过tasklet_schedule函数可以注册一个tasklet到系统

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);
}

 实际的工作就比较简单，实际上就是插入到CPU维护的tasklet链表的尾部。然后会调用raise_softirq_irqoff标记软中断位图。这样在下次处理软中断的时候，就会处理tasklet，进而处理注册的tasklet。在操作CPU变量期间会禁用本地中断。

明白了软中断和tasklet的关系，还需要注意：

1、软中断支持在不同CPU上并行运行，不管是同种类型的还是不同类型的。

2、tasklet仅仅支持不同类型的在不同CPU上并行运行，同种类型的不支持。

参考：

1、linux内核3.10.1源码

2、深入linux内核架构