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6．2 tasklet機制
Tasklet機制是一種較為特殊的軟中斷。Tasklet一詞的原意是“小片任務(wù)”的意思，這里是指一小段可執(zhí)行的代碼，且通常以函數(shù)的形式出現(xiàn)。軟中斷向量HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ均是用tasklet機制來實現(xiàn)的。
從某種程度上講，tasklet機制是Linux內(nèi)核對BH機制的一種擴展。在2.4內(nèi)核引入了softirq機制后，原有的BH機制正是通過tasklet機制這個橋梁來納入softirq機制的整體框架中的。正是由于這種歷史的延伸關(guān)系，使得tasklet機制與一般意義上的軟中斷有所不同，而呈現(xiàn)出以下兩個顯著的特點：
1. 與一般的軟中斷不同，某一段tasklet代碼在某個時刻只能在一個CPU上運行，而不像一般的軟中斷服務(wù)函數(shù)（即softirq_action結(jié)構(gòu)中的action函數(shù)指針）那樣——在同一時刻可以被多個CPU并發(fā)地執(zhí)行。
2. 與BH機制不同，不同的tasklet代碼在同一時刻可以在多個CPU上并發(fā)地執(zhí)行，而不像BH機制那樣必須嚴格地串行化執(zhí)行（也即在同一時刻系統(tǒng)中只能有一個CPU執(zhí)行BH函數(shù)）。
6．2．1 tasklet描述符
Linux用數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)tasklet_struct來描述一個tasklet。該數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)定義在include/linux/interrupt.h頭文件中。如下所示：
struct tasklet_struct
{
struct tasklet_struct *next;
unsigned long state;
atomic_t count;
void (*func)(unsigned long);
unsigned long data;
};
各成員的含義如下：
（1）next指針：指向下一個tasklet的指針。
（2）state：定義了這個tasklet的當前狀態(tài)。這一個32位的無符號長整數(shù)，當前只使用了bit［1］和bit［0］兩個狀態(tài)位。其中，bit［1］＝1表示這個tasklet當前正在某個CPU上被執(zhí)行，它僅對SMP系統(tǒng)才有意義，其作用就是為了防止多個CPU同時執(zhí)行一個tasklet的情形出現(xiàn)；bit［0］＝1表示這個tasklet已經(jīng)被調(diào)度去等待執(zhí)行了。對這兩個狀態(tài)位的宏定義如下所示（interrupt.h）：
enum
{
TASKLET_STATE_SCHED, /* Tasklet is scheduled for execution */
TASKLET_STATE_RUN /* Tasklet is running (SMP only) */
};
（3）原子計數(shù)count：對這個tasklet的引用計數(shù)值。NOTE！只有當count等于0時，tasklet代碼段才能執(zhí)行，也即此時tasklet是被使能的；如果count非零，則這個tasklet是被禁止的。任何想要執(zhí)行一個tasklet代碼段的人都首先必須先檢查其count成員是否為0。
（4）函數(shù)指針func：指向以函數(shù)形式表現(xiàn)的可執(zhí)行tasklet代碼段。
（5）data：函數(shù)func的參數(shù)。這是一個32位的無符號整數(shù)，其具體含義可供func函數(shù)自行解釋，比如將其解釋成一個指向某個用戶自定義數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的地址值。
Linux在interrupt.h頭文件中又定義了兩個用來定義tasklet_struct結(jié)構(gòu)變量的輔助宏：
#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 }
顯然，從上述源代碼可以看出，用DECLARE_TASKLET宏定義的tasklet在初始化時是被使能的（enabled），因為其count成員為0。而用DECLARE_TASKLET_DISABLED宏定義的tasklet在初始時是被禁止的（disabled），因為其count等于1。
6．2．2 改變一個tasklet狀態(tài)的操作
在這里，tasklet狀態(tài)指兩個方面：（1）state成員所表示的運行狀態(tài)；（2）count成員決定的使能／禁止狀態(tài)。
（1）改變一個tasklet的運行狀態(tài)
state成員中的bit［0］表示一個tasklet是否已被調(diào)度去等待執(zhí)行，bit［1］表示一個tasklet是否正在某個CPU上執(zhí)行。對于state變量中某位的改變必須是一個原子操作，因此可以用定義在include/asm/bitops.h頭文件中的位操作來進行。
由于bit［1］這一位（即TASKLET_STATE_RUN）僅僅對于SMP系統(tǒng)才有意義，因此Linux在Interrupt.h頭文件中顯示地定義了對TASKLET_STATE_RUN位的操作。如下所示：
#ifdef CONFIG_SMP
#define tasklet_trylock(t) (!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_RUN, &(t)->state))
#define tasklet_unlock_wait(t) while (test_bit(TASKLET_STATE_RUN, &(t)->state)) { /* NOTHING */ }
#define tasklet_unlock(t) clear_bit(TASKLET_STATE_RUN, &(t)->state)
#else
#define tasklet_trylock(t) 1
#define tasklet_unlock_wait(t) do { } while (0)
#define tasklet_unlock(t) do { } while (0)
#endif
顯然，在SMP系統(tǒng)同，tasklet_trylock()宏將把一個tasklet_struct結(jié)構(gòu)變量中的state成員中的bit［1］位設(shè)置成1，同時還返回bit［1］位的非。因此，如果bit［1］位原有值為1（表示另外一個CPU正在執(zhí)行這個tasklet代碼），那么tasklet_trylock()宏將返回值0，也就表示上鎖不成功。如果bit［1］位的原有值為0，那么tasklet_trylock()宏將返回值1，表示加鎖成功。而在單CPU系統(tǒng)中，tasklet_trylock()宏總是返回為1。
任何想要執(zhí)行某個tasklet代碼的程序都必須首先調(diào)用宏tasklet_trylock()來試圖對這個tasklet進行上鎖（即設(shè)置TASKLET_STATE_RUN位），且只能在上鎖成功的情況下才能執(zhí)行這個tasklet。建議！即使你的程序只在CPU系統(tǒng)上運行，你也要在執(zhí)行tasklet之前調(diào)用tasklet_trylock()宏，以便使你的代碼獲得良好可移植性。
在SMP系統(tǒng)中，tasklet_unlock_wait()宏將一直不停地測試TASKLET_STATE_RUN位的值，直到該位的值變?yōu)?（即一直等待到解鎖），假如：CPU0正在執(zhí)行tasklet A的代碼，在此期間，CPU1也想執(zhí)行tasklet A的代碼，但CPU1發(fā)現(xiàn)tasklet A的TASKLET_STATE_RUN位為1，于是它就可以通過tasklet_unlock_wait()宏等待tasklet A被解鎖（也即TASKLET_STATE_RUN位被清零）。在單CPU系統(tǒng)中，這是一個空操作。
宏tasklet_unlock()用來對一個tasklet進行解鎖操作，也即將TASKLET_STATE_RUN位清零。在單CPU系統(tǒng)中，這是一個空操作。
（2）使能／禁止一個tasklet
使能與禁止操作往往總是成對地被調(diào)用的，tasklet_disable()函數(shù)如下（interrupt.h）：
static inline void tasklet_disable(struct tasklet_struct *t)
{
tasklet_disable_nosync(t);
tasklet_unlock_wait(t);
}
函數(shù)tasklet_disable_nosync()也是一個靜態(tài)inline函數(shù)，它簡單地通過原子操作將count成員變量的值減1。如下所示（interrupt.h）：
static inline void tasklet_disable_nosync(struct tasklet_struct *t)
{
atomic_inc(&t->count);
}
函數(shù)tasklet_enable()用于使能一個tasklet，如下所示（interrupt.h）：
static inline void tasklet_enable(struct tasklet_struct *t)
{
atomic_dec(&t->count);
}
6．2．3 tasklet描述符的初始化與殺死
函數(shù)tasklet_init()用來初始化一個指定的tasklet描述符，其源碼如下所示（kernel/softirq.c）：
void tasklet_init(struct tasklet_struct *t,
void (*func)(unsigned long), unsigned long data)
{
t->func = func;
t->data = data;
t->state = 0;
atomic_set(&t->count, 0);
}
函數(shù)tasklet_kill()用來將一個已經(jīng)被調(diào)度了的tasklet殺死，即將其恢復(fù)到未調(diào)度的狀態(tài)。其源碼如下所示（kernel/softirq.c）：
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)) {
current->state = TASK_RUNNING;
do {
current->policy |= SCHED_YIELD;
schedule();
} while (test_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state));
}
tasklet_unlock_wait(t);
clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state);
}
6．2．4 tasklet對列
多個tasklet可以通過tasklet描述符中的next成員指針鏈接成一個單向?qū)α�。為此，Linux專門在頭文件include/linux/interrupt.h中定義了數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)tasklet_head來描述一個tasklet對列的頭部指針。如下所示：
struct tasklet_head
{
struct tasklet_struct *list;
} __attribute__ ((__aligned__(SMP_CACHE_BYTES)));
盡管tasklet機制是特定于軟中斷向量HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ的一種實現(xiàn)，但是tasklet機制仍然屬于softirq機制的整體框架范圍內(nèi)的，因此，它的設(shè)計與實現(xiàn)仍然必須堅持“誰觸發(fā)，誰執(zhí)行”的思想。為此，Linux為系統(tǒng)中的每一個CPU都定義了一個tasklet對列頭部，來表示應(yīng)該有各個CPU負責執(zhí)行的tasklet對列。如下所示（kernel/softirq.c）：
struct tasklet_head tasklet_vec[NR_CPUS] __cacheline_aligned;
struct tasklet_head tasklet_hi_vec[NR_CPUS] __cacheline_aligned;
其中，tasklet_vec［］數(shù)組用于軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ，而tasklet_hi_vec［］數(shù)組則用于軟中斷向量HI_SOFTIRQ。也即，如果CPUi（0≤i≤NR_CPUS-1）觸發(fā)了軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ，那么對列tasklet_vec［i］中的每一個tasklet都將在CPUi服務(wù)于軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ時被CPUi所執(zhí)行。同樣地，如果CPUi（0≤i≤NR_CPUS-1）觸發(fā)了軟中斷向量HI_SOFTIRQ，那么隊列tasklet_vec［i］中的每一個tasklet都將CPUi在對軟中斷向量HI_SOFTIRQ進行服務(wù)時被CPUi所執(zhí)行。
隊列tasklet_vec［I］和tasklet_hi_vec［I］中的各個tasklet是怎樣被所CPUi所執(zhí)行的呢？其關(guān)鍵就是軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ的軟中斷服務(wù)程序——tasklet_action()函數(shù)和tasklet_hi_action()函數(shù)。下面我們就來分析這兩個函數(shù)。
6．2．5 軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ
Linux為軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ實現(xiàn)了專用的觸發(fā)函數(shù)和軟中斷服務(wù)函數(shù)。其中，tasklet_schedule()函數(shù)和tasklet_hi_schedule()函數(shù)分別用來在當前CPU上觸發(fā)軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ，并把指定的tasklet加入當前CPU所對應(yīng)的tasklet隊列中去等待執(zhí)行。而tasklet_action()函數(shù)和tasklet_hi_action()函數(shù)則分別是軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ和HI_SOFTIRQ的軟中斷服務(wù)函數(shù)。在初始化函數(shù)softirq_init()中，這兩個軟中斷向量對應(yīng)的描述符softirq_vec［0］和softirq_vec［3］中的action函數(shù)指針就被分別初始化成指向函數(shù)tasklet_hi_action()和函數(shù)tasklet_action（）。
（1）軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ的觸發(fā)函數(shù)tasklet_schedule（）
該函數(shù)實現(xiàn)在include/linux/interrupt.h頭文件中，是一個inline函數(shù)。其源碼如下所示：
static inline void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t)
{
if (!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state)) {
int cpu = smp_processor_id();
unsigned long flags;
local_irq_save(flags);
t->next = tasklet_vec[cpu].list;
tasklet_vec[cpu].list = t;
__cpu_raise_softirq(cpu, TASKLET_SOFTIRQ);
local_irq_restore(flags);
}
}
該函數(shù)的參數(shù)t指向要在當前CPU上被執(zhí)行的tasklet。對該函數(shù)的NOTE如下：
①調(diào)用test_and_set_bit()函數(shù)將待調(diào)度的tasklet的state成員變量的bit［0］位（也即TASKLET_STATE_SCHED位）設(shè)置為1，該函數(shù)同時還返回TASKLET_STATE_SCHED位的原有值。因此如果bit［0］為的原有值已經(jīng)為1，那就說明這個tasklet已經(jīng)被調(diào)度到另一個CPU上去等待執(zhí)行了。由于一個tasklet在某一個時刻只能由一個CPU來執(zhí)行，因此tasklet_schedule()函數(shù)什么也不做就直接返回了。否則，就繼續(xù)下面的調(diào)度操作。
②首先，調(diào)用local_irq_save()函數(shù)來關(guān)閉當前CPU的中斷，以保證下面的步驟在當前CPU上原子地被執(zhí)行。
③然后，將待調(diào)度的tasklet添加到當前CPU對應(yīng)的tasklet隊列的首部。
④接著，調(diào)用__cpu_raise_softirq()函數(shù)在當前CPU上觸發(fā)軟中斷請求TASKLET_SOFTIRQ。
⑤最后，調(diào)用local_irq_restore()函數(shù)來開當前CPU的中斷。
（2）軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ的服務(wù)程序tasklet_action（）
函數(shù)tasklet_action()是tasklet機制與軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ的聯(lián)系紐帶。正是該函數(shù)將當前CPU的tasklet隊列中的各個tasklet放到當前CPU上來執(zhí)行的。該函數(shù)實現(xiàn)在kernel/softirq.c文件中，其源代碼如下：
static void tasklet_action(struct softirq_action *a)
{
int cpu = smp_processor_id();
struct tasklet_struct *list;
local_irq_disable();
list = tasklet_vec[cpu].list;
tasklet_vec[cpu].list = NULL;
local_irq_enable();
while (list != NULL) {
struct tasklet_struct *t = list;
list = list->next;
if (tasklet_trylock(t)) {
if (atomic_read(&t->count) == 0) {
clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state);
t->func(t->data);
/*
* talklet_trylock() uses test_and_set_bit that imply
* an mb when it returns zero, thus we need the explicit
* mb only here: while closing the critical section.
*/
#ifdef CONFIG_SMP
smp_mb__before_clear_bit();
#endif
tasklet_unlock(t);
continue;
}
tasklet_unlock(t);
}
local_irq_disable();
t->next = tasklet_vec[cpu].list;
tasklet_vec[cpu].list = t;
__cpu_raise_softirq(cpu, TASKLET_SOFTIRQ);
local_irq_enable();
}
}
注釋如下：
①首先，在當前CPU關(guān)中斷的情況下，“原子”地讀取當前CPU的tasklet隊列頭部指針，將其保存到局部變量list指針中，然后將當前CPU的tasklet隊列頭部指針設(shè)置為NULL，以表示理論上當前CPU將不再有tasklet需要執(zhí)行（但最后的實際結(jié)果卻并不一定如此，下面將會看到）。
②然后，用一個while{}循環(huán)來遍歷由list所指向的tasklet隊列，隊列中的各個元素就是將在當前CPU上執(zhí)行的tasklet。循環(huán)體的執(zhí)行步驟如下：
l 用指針t來表示當前隊列元素，即當前需要執(zhí)行的tasklet。
l 更新list指針為list->next，使它指向下一個要執(zhí)行的tasklet。
l 用tasklet_trylock()宏試圖對當前要執(zhí)行的tasklet（由指針t所指向）進行加鎖，如果加鎖成功（當前沒有任何其他CPU正在執(zhí)行這個tasklet），則用原子讀函數(shù)atomic_read()進一步判斷count成員的值。如果count為0，說明這個tasklet是允許執(zhí)行的，于是：（1）先清除TASKLET_STATE_SCHED位；（2）然后，調(diào)用這個tasklet的可執(zhí)行函數(shù)func；（3）執(zhí)行barrier()操作；（4）調(diào)用宏tasklet_unlock()來清除TASKLET_STATE_RUN位。（5）最后，執(zhí)行continue語句跳過下面的步驟，回到while循環(huán)繼續(xù)遍歷隊列中的下一個元素。如果count不為0，說明這個tasklet是禁止運行的，于是調(diào)用tasklet_unlock()清除前面用tasklet_trylock()設(shè)置的TASKLET_STATE_RUN位。
l 如果tasklet_trylock()加鎖不成功，或者因為當前tasklet的count值非0而不允許執(zhí)行時，我們必須將這個tasklet重新放回到當前CPU的tasklet隊列中，以留待這個CPU下次服務(wù)軟中斷向量TASKLET_SOFTIRQ時再執(zhí)行。為此進行這樣幾步操作：（1）先關(guān)CPU中斷，以保證下面操作的原子性。（2）把這個tasklet重新放回到當前CPU的tasklet隊列的首部；（3）調(diào)用__cpu_raise_softirq()函數(shù)在當前CPU上再觸發(fā)一次軟中斷請求TASKLET_SOFTIRQ；（4）開中斷。
l 最后，回到while循環(huán)繼續(xù)遍歷隊列。
（3）軟中斷向量HI_SOFTIRQ的觸發(fā)函數(shù)tasklet_hi_schedule()
該函數(shù)與tasklet_schedule()幾乎相同，其源碼如下（include/linux/interrupt.h）：
static inline void tasklet_hi_schedule(struct tasklet_struct *t)
{
if (!test_and_set_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state)) {
int cpu = smp_processor_id();
unsigned long flags;
local_irq_save(flags);
t->next = tasklet_hi_vec[cpu].list;
tasklet_hi_vec[cpu].list = t;
__cpu_raise_softirq(cpu, HI_SOFTIRQ);
local_irq_restore(flags);
}
}
（4）軟中斷向量HI_SOFTIRQ的服務(wù)函數(shù)tasklet_hi_action（）
該函數(shù)與tasklet_action()函數(shù)幾乎相同，其源碼如下（kernel/softirq.c）：
static void tasklet_hi_action(struct softirq_action *a)
{
int cpu = smp_processor_id();
struct tasklet_struct *list;
local_irq_disable();
list = tasklet_hi_vec[cpu].list;
tasklet_hi_vec[cpu].list = NULL;
local_irq_enable();
while (list != NULL) {
struct tasklet_struct *t = list;
list = list->next;
if (tasklet_trylock(t)) {
if (atomic_read(&t->count) == 0) {
clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state);
t->func(t->data);
tasklet_unlock(t);
continue;
}
tasklet_unlock(t);
}
local_irq_disable();
t->next = tasklet_hi_vec[cpu].list;
tasklet_hi_vec[cpu].list = t;
__cpu_raise_softirq(cpu, HI_SOFTIRQ);
local_irq_enable();
}
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發(fā)表于 2008-11-03 11:23
發(fā)表于 2008-11-03 14:28
