tasklet原理.docx

1、tasklet原理 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

2、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

3、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

4、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_headstruct tasklet_struct *head;struct tasklet_struct *tail;sta

5、tic DEFINE_PER_CPU(struct tasklet_head, tasklet_vec);static DEFINE_PER_CPU(struct tasklet_head, tasklet_hi_vec);tasklet_vectasklet的核心结构体如下（include/linux/interrupt.h）：struct tasklet_structstruct tasklet_struct *next;unsigned long state;atomic_t count;void (*func)(unsigned long);unsigned long data;习惯上

6、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

7、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置位TASKLET_STATE_SCHED，并尝试激活所在的软中断。禁用/启动，tasklet_disable_nosync()、tasklet_disable()、task_enable()，通过count计数器实现。执行，tasklet_action()和tasklet_hi_action

8、()，具体的执行软中断。杀死，tasklet_kill()，。tasklet_int()函数实现如下（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;tasklet_schedule()函数与tasklet_hi_schedule()函数的实现很类似，这里只列tasklet

9、_schedule()函数的实现（kernel/softirq.c），都挺明白就不描述了：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(t

10、asklet_vec.tail) = t;_this_cpu_write(tasklet_vec.tail, &(t-next);raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ);local_irq_restore(flags);tasklet_disable()函数、task_enable()函数以及tasklet_disable_nosync()函数（include/linux/interrupt.h），不说了只列代码：static inline void tasklet_disable_nosync(struct tasklet_struct *t)atomic

11、_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);只列tasklet_action()函数（kernel/softir

12、q.c）：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_s

13、truct *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_v

14、ec.tail, &(t-next);_raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ);local_irq_enable();tasklet_action()函数在softirq_init()函数中被调用：void _init softirq_init(void).open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action);open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action);tasklet_kill()实现：void tasklet_kill(struct tasklet_struct *t)if

15、(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);yeild()函数是个值的研究的点。四、一个tasklet调用例子找了一个tasklet的例子看一下（drivers/

16、usb/atm，usb摄像头），在其自举函数usbatm_usb_probe()中调用了tasklet_init()初始化了两个tasklet描述符用于接收和发送的“可延迟操作处理”，但此是并没有将其加入到tasklet_vec或tasklet_hi_vec中：tasklet_init(&instance-rx_channel.tasklet,usbatm_rx_process, (unsigned long)instance);tasklet_init(&tance -tx_channel.tasklet,usbatm_tx_process, (unsigned long)instance)

17、;在其发送接口usbatm_atm_send()函数调用tasklet_schedule()函数将所初始化的tasklet加入到当前cpu的tasklet_vec链表尾部，并尝试调用do_softirq_irqoff()执行软中断TASKLET_SOFTIRQ：static int usbatm_atm_send(struct atm_vcc *vcc, struct sk_buff *skb).tasklet_schedule(&instance-tx_channel.tasklet);.在其断开设备的接口usbatm_usb_disconnect()中调用tasklet_disable()

18、函数和tasklet_enable()函数重新启动其收发tasklet（具体原因不详，这个地方可能就是由这个需要，暂时重启收发tasklet）：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

19、.tasklet);.在其销毁接口usbatm_destroy_instance()中调用tasklet_kill()函数，强行将该tasklet踢出调度队列。从上述过程以及tasklet的设计可以看出，tasklet整体是这么运行的：驱动应该在其硬中断处理函数的莫为调用tasklet_schedule()接口激活该taskle，内核经常调用do_softirq()执行软中断，通过softirq执行tasket，如下图所示。图中灰色部分为禁止硬中断部分，为保护软中断pending位图和tasklet_vec链表数组，count的改变均为原子操作，count确保SMP架构下同时只有一个CPU在执

20、行该tasklet：tasklet_action五、tasklet同步主要看两个参数，一个state，一个count。state用于校验在tasklet_action()或tasklet_schedule()时，是否执行该tasklet的handler。state被tasklet_schedule()函数、tasklet_hi_schedule()函数、tasklet_action()函数以及tasklet_kill()函数所修改：tasklet_schedule()函数、tasklet_hi_schedule()函数将state置位TASKLET_STATE_SCHED。tasklet_ac

21、tion()函数将state的TASKLET_STATE_SCHED清除，并设置TASKLET_STATE_RUN。tasklet_kill()函数将state的TASKLET_STATE_SCHED清除。tasklet_action()函数在设置TASKLET_STATE_RUN标志时，使用了tasklet_trylock()、tasklet_unlock()等接口： count用于smp同步，count不为0，则表示该tasklet正在某CPU上执行，其他CPU则不执行该tasklet，count保证某个tasklet同时只能在一个CPU上执行。count的操作都是原子操作：tasklet

22、_disable()函数/tasklet_disable_nosync()函数将count原子减1。tasklet_enablle()函数将count原子加1。 另外，tasklet的操作中还所使用了local_irq_save()/local_irq_disable()等禁止本地中断的函数，早保护对象被修改完毕后立即使用local_irq_resore()/local_irq_enable()开启：tasklet_schedule()函数中，用于保护tasklet_vec链表和软中断的pending位图的更改。因为硬中断的激发能导致二者的更改。tasklet_action()函数中，用于保护

23、tasklet_vec链表和软中断的pending位图的更改。因为硬中断的激发能导致二者的更改。六、总结tasklet是一种“可延迟执行”机制中的一种，基于软中断实现，主要面向驱动程序。tasklet与软中断的区别在于每个CPU上不能同时执行相同的tasklet，tasklet函数本身也不必是可重入的。与软中断一样，为了保证tasklet和硬中断之间在同一个CPU上是串行执行的，维护其PER_CPU的链表时，需要屏蔽硬中断。不要为了列代码而列代码，不要为了抄书而抄书。七、细节1、原子操作tasklet使用taskle_disable()函数和tasklet_enable()函数对count位进

24、行增减操作，以保证SMP架构下，不在不同的CPU上同时运行相同的tasklet。这里使用了原子操作atomic_inc()和atomic_dec()：static inline void atomic_inc(atomic_t *v)asm volatile(LOCK_PREFIX incl %0: +m (v->counter);static inline void atomic_dec(atomic_t *v)asm volatile(LOCK_PREFIX decl %0: +m (v->counter);#ifdef CONFIG_SMP#define LOCK_PREFIX_HERE.pushsection .smp_locks,an.balign 4n.long 671f - .n /* offset */.popsectionn671:#define LOCK_PREFIX LOCK_PREFIX_HERE ntlock; #else /* ! CONFIG_SMP */#define LOCK_PREFIX_HERE #define LOCK_PREFIX #endif