ta的sklet原理.doc

tasklet原理 tasklet是Linux内核中“可延迟执行”机制、或“中断下半部”的一种。基于软中断实现，但比软中断灵活，tasklet有的地方翻译作“任务蕾”，大部分书籍没找到合适的词汇去翻译它。本篇博客主要介绍tasklet的设计原理、使用方法。 一、tasklet解决什么问题？ 先看下tasklet在一些书籍上的介绍： tasklet是I/O驱动程序中实现可延迟函数的首选方法（我猜某个内核版本开始，块设备从tasklet中独立出来成为单独的软中断BLOCK_SOFTIRQ和BLOCK_IOPOLL_SOFTIRQ）——ULK。 tasklet和工作队列是延期执行工作的机制，其实现基于软中断，但他们更易于使用，因而更适合与设备驱动程序...tasklet是“小进程”，执行一些迷你任务，对这些人物使用全功能进程可能比较浪费——PLKA。 tasklet是并行可执行（但是是锁密集型的）软件中断和旧下半区的一种混合体，这里既谈不上并行性，也谈不上性能。引入tasklet是为了替代原来的下半区。 下面这段来自于PLKA的话我也很想留在这里：软中断是将操作推迟到未来时刻执行的最有效的方法。但该延期机制处理起来非常复杂。因为多个处理器可以同时且独立的处理软中断，同一个软中断的处理程序可以在几个CPU上同时运行。对软中断的效率来说，这是一个关键，多处理器系统上的网络实现显然受惠于此。但处理程序的设计必须是完全可重入且线程安全的。另外，临界区必须用自旋锁保护（或其他IPC机制），而这需要大量审慎的考虑。 我自己的理解，由于软中断以ksoftirqd的形式与用户进程共同调度，这将关系到OS整体的性能，因此软中断在Linux内核中也仅仅就几个（网络、时钟、调度以及Tasklet等），在内核编译时确定。软中断这种方法显然不是面向硬件驱动的，而是驱动更上一层：不关心如何从具体的网卡接收数据包，但是从所有的网卡接收的数据包都要经过内核协议栈的处理。而且软中断比较“硬”——数量固定、编译时确定、操作函数必须可重入、需要慎重考虑锁的问题，不适合驱动直接调用，因此Linux内核为驱动直接提供了一种使用软中断的方法，就是tasklet。 二、tasklet数据结构 tasklet通过软中断实现，软中断中有两种类型属于tasklet，分别是级别最高的HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ。 Linux内核采用两个PER_CPU的数组tasklet_vec[]和tasklet_hi_vec[]维护系统种的所有tasklet（kernel/softirq.c），分别维护TASKLET_SOFTIRQ级别和HI_SOFTIRQ级别的tasklet： 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_vec tasklet的核心结构体如下（include/linux/interrupt.h）： struct tasklet_struct { struct tasklet_struct *next; unsigned long state; atomic_t count; void (*func)(unsigned long); unsigned long data; }; 习惯上称之为tasklet描述符，func指针是具体的处理函数指针，data为可选参数，state表示该tasklet的状态，分别使用不同的bit表示两个状态：TASKLET_STATE_SCHED和TASKLET_STATE_RUN： TASKLET_STATE_SCHED置位表示已经被调度（挂起），也意味着tasklet描述符被插入到了tasklet_vec和tasklet_hi_vec数组的其中一个链表中，可以被执行。 TASKLET_STATE_RUN置位表示该tasklet正在某个CPU上执行，单个处理器系统上并不校验该标志，因为没必要检查特定的tasklet是否正在运行。 count为原子计数器，用于禁用已经调度的tasklet，如果该值不为0，则不予以执行。 三、tasklet操作接口 tasklet对驱动开放的常用操作包括： 初始化，tasklet_init()，初始化一个tasklet描述符。 调度，tasklet_schedule()和tasklet_hi_schedule()，将taslet置