linux下面的中断处理软件中断tasklet机制

參考：

《Linux内核设计与实现》

http://blog.csdn.net/fontlose/article/details/8279113

http://blog.chinaunix.net/uid-27212029-id-3386692.html

tasklet是中断处理下半部分最经常使用的一种方法，驱动程序一般先申请中断，在中断处理函数内完毕中断上半部分的工作后调用tasklet。tasklet有例如以下特点：

1.tasklet仅仅能够在一个CPU上同步地运行，不同的tasklet能够在不同地CPU上同步地运行。
2.tasklet的实现是建立在两个软件中断的基础之上的，即HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ，本质上没有什么差别，仅仅只是HI_SOFTIRQ的优先级更高一些
3.因为tasklet是在软中断上实现的，所以像软中断一样不能睡眠、不能堵塞，处理函数内不能含有导致睡眠的动作，如降低信号量、从用户空间拷贝数据或手工分配内存等。
4.一个 tasklet 可以被禁止而且之后被又一次使能; 它不会运行直到它被使能的次数与被禁止的次数同样.
5.tasklet的串行化使tasklet函数不必是可重入的，因此简化了设备驱动程序开发人员的工作。

6.每一个cpu拥有一个tasklet_vec链表，详细是哪个cpu的tasklet_vec链表，是依据当前线程是执行在哪个cpu来决定的。

tasklet是驱动程序实现可延迟函数的首选方法，tasklet建立在HI_SOFTIRT和TASKLET_SOFTIRQ两个软中断上。
原理
tasklet和高优先级的tasklet分别存放在tasklet_vec和tasklet_hi_vec数组中，二者都包括类型为tasklet_head的
NR_CPUS个元素，每一个元素都是指向tasklet描写叙述符链表的指针。
运行过程
HI_SOFTIRQ软中断相关的软中断函数是tasklet_hi_action(),而与TASKLET_SOFTIRQ相关的函数是tasklet_action()
     1.禁止本地中断
     2.获得本地CPU的逻辑号n
     3.把tasklet_vec[n]或tasklet_hi_vec[n]所指向的链表的地址存入局部变量list
     4.把tasklet_vec[n]或tasklet_hi_vec[n]的值赋为NULL，因此已调度的tasklet描写叙述符链表被清空
     5.打开本地中断
     6.对于list所指向的每一个tasklet描写叙述符
            a.在多处理器系统上，检查tasklet的TASKLET_STATE_RUN标志。
                    if标志被设置，list又一次插入结构数组，并激活TASKLET_SOFTIRQ或HI_SOFTIRQ软中断，这个tasklet
    被延迟
                    else 设置TASKLET_STATE_RUN标志，以便tasklet不能在其它CPU上执行            
            b.通过查看tasklet描写叙述符的count字段，看tasklet是否被禁止。假设是清TASKLET_STATE_RUN标志，把
    list又一次插入结构数组，并激活对应的软中断。
            c.假设tasklet被激活，清TASKLET_STATE_SCHED标志，并运行tasklet函数
编写一个设备驱动程序的步骤
1.分配一个新的tasklet_struct数据结构，并用tasklet_init()初始化它；
2.实现tasklet函数
3.禁止或使能tasklet

tasklet结构体

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

 tasklet结构变量是tasklet_vec链表的一个节点，next是链表的下一节点，state使用了两个位例如以下
 enum
 {
     TASKLET_STATE_SCHED,    /* 1已经被调度，0表示还没调度*/
     TASKLET_STATE_RUN   /* 1tasklet正在运行，0表示尚未运行，仅仅针对SMP有效,单处理器无意义 */
 };

 count用于禁止使能，每禁止一次计数加一，没使能一次计数减一，仅仅有禁止次数和使能次数一样（count等于0）时tasklet才会运行调用函数。
 func 运行函数不能有导致睡眠、不能堵塞的代码。
 data 运行函数的參数

tasklet的定义

 定义时初始化
     定义变量名为name的tasklets_struct变量，并初始化调用函数为func，參数为data，使能tasklet
     DECLARE_TASKLET(name, func, data);     #define DECLARE_TASKLET(name, func, data) \
     struct tasklet_struct name = { NULL, 0, ATOMIC_INIT(0), func, data }

     定义变量名为name的tasklets_struct变量，并初始化调用函数为func，參数为data，禁止tasklet
     DECLARE_TASKLET_DISABLED(name, func, data)；
     #define DECLARE_TASKLET_DISABLED(name, func, data) \
     struct tasklet_struct name = { NULL, 0, ATOMIC_INIT(1), func, data }

 执行中初始化    先定义    struct tasklet_struct name ；
     后初始化

 void tasklet_init(struct tasklet_struct *t,void (*func)(unsigned long), unsigned long data)
 {
     t->next = NULL;              //
     t->state = 0;                //设置为未调度 未执行
     atomic_set(&t->count, 0);    //默认使能
     t->func = func;              //调用函数
     t->data = data;              //调用函数參数
 }

tasklet的调用过程

 static inline void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)；使用此函数就可以完毕调用
 static inline void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)
 {
     /*test_and_set_bit设置调度位TASKLET_STATE_SCHED，test_and_set_bit返回t->state设置前状态，假设设置前状态为1（已被调用）那么直接退出否则进入__tasklet_schedule函数*/
     if (!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state))
         __tasklet_schedule(t);
 }


 void fastcall __tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)
 {
     unsigned long flags;
     local_irq_save(flags);                      //关中断保存中断状态
     t->next = __get_cpu_var(tasklet_vec).list;  //这两行用于将新插入的节点 放置在tasklet_vec链表的头部
     __get_cpu_var(tasklet_vec).list = t;        //
     raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ);      //触发一个软终端
     local_irq_restore(flags);                   //使能中断的同一时候还恢复了由 local_irq_save() 所保存的中断状态
 }
 至此调度函数已经触发了一个软中断，详细中断函数看tasklet的初始化
 void __init softirq_init(void)
 {
         open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action, NULL);//能够看到软中断触发后会运行tasklet_action这个函数
         open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action, NULL);
 }


 static void tasklet_action(struct softirq_action *a)
 {
     struct tasklet_struct *list;

     local_irq_disable();                       //这里先关中断 保证原子操作
     list = __get_cpu_var(tasklet_vec).list;    //取出tasklet_vec链表表头
     __get_cpu_var(tasklet_vec).list = NULL;    //由于以下将会一次处理完，这里能够预先清空tasklet_vec链表，对于为处理完的会又一次增加链表
                                                //也能够实如今tasklet的处理函数中又一次增加自己。
     local_irq_enable();



     while (list) {
         struct tasklet_struct *t = list;       //取一节点

         list = list->next;                     //循环遍历所有节点

         if (tasklet_trylock(t)) {              //这里仅仅是測试TASKLET_STATE_RUN标记，防止tasklet反复调用
                                                //疑问：这里假设推断tasklet已经在上执行了，trylock失败，那么为什么后面会被又一次增加链表呢，那不是下次又执行了？
             if (!atomic_read(&t->count)) {     //疑问: 假设tasklet被禁止了那么后面有把它加回链表中又一次触发一次软中断，这样不是一直有软中断了吗？为什么不在禁止的时候移出链表，使能时候在增加呢？
                 if (!test_and_clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state)) //检查可调度位是否设置了，正常应该设置了的
                      BUG();
                 t->func(t->data);              //处理调用函数
                 tasklet_unlock(t);             //清TASKLET_STATE_RUN标记
                 continue;
             }
             tasklet_unlock(t);
         }

         local_irq_disable();
         t->next = __get_cpu_var(tasklet_vec).list; //对于trylock失败和tasklet禁止的节点会被又一次增加链表
         __get_cpu_var(tasklet_vec).list = t;
         __raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ);   //发起新的软中断，这里有两条链表一条是处理中的链表list，一个是当前tasklet_vec中的链表，当出现不能处理的节点时将节点又一次增加tasklet_vec中后发起新的软中断，那么未处理的节点也会在下次中断中处理。
         local_irq_enable();
     }
 }

相关函数

 /*和tasklet_disable类似，可是tasklet可能仍然执行在还有一个 CPU */
 static inline void tasklet_disable_nosync(struct tasklet_struct *t)
 {
     atomic_inc(&t->count);      //降低计数后，t可能正在执行
     smp_mb__after_atomic_inc(); //保证在多处理器时同步
 }
 /*函数临时禁止给定的tasklet被tasklet_schedule调度，直到这个tasklet被再次被enable；若这个tasklet当前在执行, 这个函数忙等待直到这个tasklet退出*/

 static inline void tasklet_disable(struct tasklet_struct *t){
    tasklet_disable_nosync(t);
    tasklet_unlock_wait(t);  //等待TASKLET——STATE_RUN标记清零
    smp_mb();
 }

 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();
      }
 }

 /*使能一个之前被disable的tasklet；若这个tasklet已经被调度, 它会非常快执行。tasklet_enable和tasklet_disable必须匹配调用, 由于内核跟踪每一个tasklet的"禁止次数"*/
 static inline void tasklet_enable(struct tasklet_struct *t)
 {
     smp_mb__before_atomic_dec();
     atomic_dec(&t->count);
 }

 /*和tasklet_schedule类似，仅仅是在更高优先级执行。当软中断处理执行时, 它处理高优先级 tasklet 在其它软中断之前，仅仅有具有低响应周期要求的驱动才应使用这个函数, 可避免其它软件中断处理引入的附加周期*/
 void tasklet_hi_schedule(struct tasklet_struct *t);

 /*确保了 tasklet 不会被再次调度来执行，通常当一个设备正被关闭或者模块卸载时被调用。假设 tasklet 正在执行, 这个函数等待直到它执行完成。若 tasklet 又一次调度它自己，则必须阻止在调用 tasklet_kill 前它又一次调度它自己，如同使用 del_timer_sync*/
 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)) { //检測t是否被调度
         do
             yield();
         while (test_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state));          //等待t调度位清零，还未运行调用函数
     }
     tasklet_unlock_wait(t);                                        //等待t调用函数运行完
     clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state);                     //函数调用完可能t被又一次增加链表，所以再清一次保证不再调用
 }
 这个函数不是真的去杀掉被调度的tasklet，而是保证tasklet不再调用