Tasklet
宋宏儒
Tasklet
有的时候在驱动程序中需要延迟某些操作的进行，最典型的操作就是在驱动程序的中断处理函数延迟操作。比如在DMA驱动中，当数据传输完毕之后会触发中断的，通常这时候会启动一个tasklet来完成耗时的操作，也就是中断的下半部，让中断尽早的返回。
在Softirq中说过了，Tasklet的实现是基于Softirq的。也就是说Tasklet是Softirq中的一种。根据优先级不同，Linux将Tasklet分为两类如下：
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
};Tasklet定义
linux内核使用tasklet_struct结构体来表示一个Tasklet
struct tasklet_struct
{
struct tasklet_struct *next;
unsigned long state;
atomic_t count;
void (*func)(unsigned long);
unsigned long data;
};
state: 用于表示当前Tasklet的状态，linux内核定义了两种状态，如下：
enum
{
TASKLET_STATE_SCHED, /* Tasklet is scheduled for execution */
TASKLET_STATE_RUN /* Tasklet is running (SMP only) */
};
TASKLET_STATE_RUN用于表示当前tasklet正在执行，此状态只在SMP系统下有效。
count: 用于表示当前tasklet是否disable/enable。如果count=0表示tasklet是enabled,可以被调度执行，否则不可以被调度。
func: 该tasklet上的延迟回调函数，而date则是该回调函数的参数。
申明Tasklet
如果在驱动程序中需要使用tasklet，就需要先申明一个tasklet，驱动程序可以使用如下的宏同时初始化一个tasklet
#define DECLARE_TASKLET(name, func, data) \
struct tasklet_struct name = { NULL, 0, ATOMIC_INIT(0), func, data }#define DECLARE_TASKLET_DISABLED(name, func, data) \
struct tasklet_struct name = { NULL, 0, ATOMIC_INIT(1), func, data }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;
}管理tasklet
驱动程序在申明了一个tasklet之后，就需要将其加入到系统的tasklet管理链表中来，内核定义了如下的结构用来管理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);
tail: tail是个双指针，用来执行tasklet_struct指针的指针，而每个tasklet_struct中有一个next指针，所以可以理解tail总是指向最后一个节点的next。
系统为HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ类型定义了各自的tasklet_head管理链表，而且tasklet_vec和tasklet_hi_vec都是per-cpu变量。
也就是说系统使用tasklet_vec用来管理系统中所有softirq类型为TASKLET_SOFTIRQ的tasklet, tasklet_hi_vec同理。
提交tasklet
当在驱动程序中初始化一个tasklet之后，在需要延迟的时候就需要将该tasklet加入到系统的tasklet_vec链表中，提交到系统中。linux系统使用tasklet_schedule函数用来提交一个tasklet
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); ---------------A
t->next = NULL; ---------------B
*__this_cpu_read(tasklet_vec.tail) = t;
__this_cpu_write(tasklet_vec.tail, &(t->next));
raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ); ----------------C
local_irq_restore(flags); ----------------D
}
B： 此处的操作就是将t加入到tasklet_vec链表的末尾，同时需要更改tail和next指针的指向。
C： 这时候就需要触发softirq，在softirq小节有讲到。
D： 恢复中断。
Tasklet机制的初始化
在开机启动的时候，内核使用softirq_init函数来初始化softirq， 用来安装了tasklet的执行函数。
void __init softirq_init(void)
{
int cpu;
for_each_possible_cpu(cpu) {
per_cpu(tasklet_vec, cpu).tail =
&per_cpu(tasklet_vec, cpu).head;
per_cpu(tasklet_hi_vec, cpu).tail =
&per_cpu(tasklet_hi_vec, cpu).head;
}
open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action);
open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action);
}执行Tasklet
当一个tasklet提交到系统之后，系统会在合适的时机处理该tasklet，最终调用到tasklet_action函数中。
static void tasklet_action(struct softirq_action *a)
{
struct tasklet_struct *list;
local_irq_disable(); ------------------------A
list = __this_cpu_read(tasklet_vec.head); ------------------------B
__this_cpu_write(tasklet_vec.head, NULL); -----------------------C
__this_cpu_write(tasklet_vec.tail, this_cpu_ptr(&tasklet_vec.head)); ------------------------D
local_irq_enable();
while (list) {
struct tasklet_struct *t = list;
list = list->next;
if (tasklet_trylock(t)) { ------------------------E
if (!atomic_read(&t->count)) { -----------------------F
if (!test_and_clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, ------------------------H
&t->state))
BUG();
t->func(t->data); -----------------------P
tasklet_unlock(t); -----------------------G
continue;
}
tasklet_unlock(t);
}
local_irq_disable(); -----------------------Q
t->next = NULL; -----------------------X
*__this_cpu_read(tasklet_vec.tail) = t;
__this_cpu_write(tasklet_vec.tail, &(t->next));
__raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ); ---------------------Y
local_irq_enable();
}
}
B: 将整个tasklet_vec链表的数据保存到临时变量list中。
C: 将整个tasklet_vec的head指向NULL。
D: 同时初始化tail执行为NULL
E: 这时候就从list链表取出一个tasklet，首先通过tasklet_trylock函数判断
static inline int tasklet_trylock(struct tasklet_struct *t)
{
return !test_and_set_bit(TASKLET_STATE_RUN, &(t)->state);
}
那这里为什么需要判断这个TASKLET_START_RUN标志呢？ 根据前面的知识此标志只有在SMP系统有效。所以在SMP系统下有如下的情况：
假如有来两个处理的系统A处理器和B处理器。当前有个tasklet任务T已经提交到处理器A，并且已经调度执行了，此时TASKLET_STATE_SCHED状态已经清0。此时假设外部发生了一次中断，系统将此次中断处理权交给了B处理器，而在B的中断处理函数中调用了tasklet_schedule把tasklet T提交到B处理器，因为此taksklet T的状态TASKLET_STATE_SCHED的状态已经清0，从而可以提交成功。这样一下同一个Tasklet就有可能出现在两个处理器上执行，所以引入了TASKLET_START_RUN标志。还是前面的情况，因为在A处理器已经设置了TASKLET_STATE_RUN标志，所以在B处理器执行的时候就会失败，从而防止了统一个tasklet执行在多个处理器上。当然了这种情况只出现在SMP系统中。
F: 读取count的值，判断是否是enable的tasklet。disable的tasklet是不允许执行的。
H: 将state的TASKLET_STATE_SCHED的位清0。
P: 执行该tasklet的回调处理函数
G: 将state的TASKLET_START_RUN的位清0
Q: 因为接下来需要操作到tasklet_vec变量，为了防止中断引入并发问题，关闭中断
X: 将上述不符合条件的tasklet重新加入到tasklet_vec链表中进行管理。因为在上述的执行的过程中也有新的tasklet加入到tasklet_vec中
Y: 再次触发softirq。
其他Tasklet操作
enable一个tasklet
static inline void tasklet_enable(struct tasklet_struct *t)
{
smp_mb__before_atomic();
atomic_dec(&t->count);
}
disable一个tasklet
static inline void tasklet_unlock_wait(struct tasklet_struct *t)
{
while (test_bit(TASKLET_STATE_RUN, &(t)->state)) { barrier(); }
}
static inline void tasklet_disable_nosync(struct tasklet_struct *t)
{
atomic_inc(&t->count);
smp_mb__after_atomic();
}
static inline void tasklet_disable(struct tasklet_struct *t)
{
tasklet_disable_nosync(t);
tasklet_unlock_wait(t);
smp_mb();
}
kill掉一个tasklet
void tasklet_kill(struct tasklet_struct *t)
{
if (in_interrupt())
pr_notice("Attempt to kill tasklet from interrupt\n");
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);
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