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linux内核学习笔记 希望想看的人可以很快下载到

	<pre>
struct tasklet_struct bh_task_vec[32];</pre>
    <p>在软中断子系统初始化时，这组tasklet的动作被初始化为bh_action(nr)，而bh_action(nr)就会去调用bh_base[nr]的函数指针，从而与bottom half的语义挂钩。mark_bh(nr)被实现为调用tasklet_hi_schedule(bh_tasklet_vec+nr)，在这个函数中，bh_tasklet_vec[nr]将被挂接在tasklet_hi_vec[cpu]链上（其中cpu为当前cpu编号，也就是说哪个cpu提出了bottom half的请求，则在哪个cpu上执行该请求），然后激发HI_SOFTIRQ软中断信号，从而在HI_SOFTIRQ的中断响应中启动运行。</p>
    <p>tasklet_schedule(&amp;my_tasklet)将把my_tasklet挂接到tasklet_vec[cpu]上，激发TASKLET_SOFTIRQ，在TASKLET_SOFTIRQ的中断响应中执行。HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ是softirq子系统中的术语，下一节将对它做介绍。</p>

<p><a name="5"><span class="atitle2">五. softirq</span></a></p>
    <p>从前面的讨论可以看出，task queue基于bottom half，bottom half基于tasklet，而tasklet则基于softirq。</p>
    <p>可以这么说，softirq沿用的是最早的bottom half思想，但在这个"bottom half"机制之上，已经实现了一个更加庞大和复杂的软中断子系统。</p>
	<pre>
struct softirq_action
{
        void    (*action)(struct softirq_action *);
        void    *data;
};
static struct softirq_action softirq_vec[32] __cacheline_aligned;</pre>
    <p>这个softirq_vec[]仅比bh_base[]增加了action()函数的参数，在执行上，softirq比bottom half的限制更少。</p>
   <p> 和bottom half类似，系统也预定义了几个softirq_vec[]结构的用途，通过以下枚举表示：</p>
   <pre>
enum
{
        HI_SOFTIRQ=0,
        NET_TX_SOFTIRQ,
        NET_RX_SOFTIRQ,
        TASKLET_SOFTIRQ
};</pre>
   <p> HI_SOFTIRQ被用于实现bottom half，TASKLET_SOFTIRQ用于公共的tasklet使用，NET_TX_SOFTIRQ和NET_RX_SOFTIRQ用于网络子系统的报文收发。在软中断子系统初始化（softirq_init()）时，调用了open_softirq()对HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ做了初始化：</p><pre>
void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action*), void *data)
</pre>    <p>open_softirq()会填充softirq_vec[nr]，将action和data设为传入的参数。TASKLET_SOFTIRQ填充为tasklet_action(NULL)，HI_SOFTIRQ填充为tasklet_hi_action(NULL)，在do_softirq()函数中，这两个函数会被调用，分别启动tasklet_vec[cpu]和tasklet_hi_vec[cpu]链上的tasklet运行。</p>
<pre>
static inline void __cpu_raise_softirq(int cpu, int nr)
 </pre>   <p>这个函数用来激活软中断，实际上就是第cpu号CPU的第nr号软中断的active位置1。在do_softirq()中将判断这个active位。tasklet_schedule()和tasklet_hi_schedule()都会调用这个函数。</p>    
    <p>do_softirq()有4个执行时机，分别是：从系统调用中返回（arch/i386/kernel/entry.S::ENTRY(ret_from_sys_call)）、从异常中返回（arch/i386/kernel/entry.S::ret_from_exception标号）、调度程序中（kernel/sched.c::schedule()），以及处理完硬件中断之后（kernel/irq.c::do_IRQ()）。它将遍历所有的softirq_vec，依次启动其中的action()。需要注意的是，软中断服务程序，不允许在硬中断服务程序中执行，也不允许在软中断服务程序中嵌套执行，但允许多个软中断服务程序同时在多个CPU上并发。</p>

<p><a name="6"><span class="atitle2">六. 使用示例</span></a></p>
    <p>softirq作为一种底层机制，很少由内核程序员直接使用，因此，这里的使用范例仅对其余几种软中断机制。</p>
<p><span class="atitle3">1.bottom half</span></p>

   <p> 原有的bottom half用法在drivers/char/serial.c中还能看到，包括三个步骤：</p><pre>
init_bh(SERIAL_BH,do_serial_bh);	//在串口设备的初始化函数rs_init()中，do_serial_bh()是处理函数
mark_bh(SERIAL_BH);		//在rs_sched_event()中，这个函数由中断处理例程调用
remove_bh(SERIAL_BH);	   //在串口设备的结束函数rs_fini()中调用
	</pre>
   <p> 尽管逻辑上还是这么三步，但在do_serial_bh()函数中的动作却是启动一个task queue：run_task_queue(&amp;tq_serial)，而在rs_sched_event()中，mark_bh()之前调用的则是queue_task(...,&amp;tq_serial)，也就是说串口bottom half已经结合task queue使用了。而那些更通用一些的bottom half，比如IMMEDIATE_BH，更是必须要与task queue结合使用，而且一般情况下，task queue也很少独立使用，而是与bottom half结合，这在下一节task queue使用示例中可以清楚地看到。</p>
<p><span class="atitle3">2.task queue</span></p>
    <p>一般来说，程序员很少自己定义task queue，而是结合bottom half，直接使用系统预定义的tq_immediate等，尤以tq_immediate使用最频繁。看以下代码段，节选自drivers/block/floppy.c：</p>
	<pre>
static struct tq_struct floppy_tq;	//定义一个tq_struct结构变量floppy_tq，不需要作其他初始化动作

static void schedule_bh( void (*handler)(void*) )
{
        floppy_tq.routine = (void *)(void *) handler;	
		//指定floppy_tq的调用函数为handler，不需要考虑floppy_tq中的其他域
        queue_task(&amp;floppy_tq, &amp;tq_immediate);		
		//将floppy_tq加入到tq_immediate中
        mark_bh(IMMEDIATE_BH);				
		//激活IMMEDIATE_BH，由上所述可知，
		这实际上将引发一个软中断来执行tq_immediate中挂接的各个函数
}
</pre>
   <p> 当然，我们还是可以定义并使用自己的task queue，而不用tq_immediate，在drivers/char/serial.c中提到的tq_serial就是串口驱动自己定义的：</p>
   <pre>
static DECLARE_TASK_QUEUE(tq_serial);
</pre>
    <p>此时就需要自行调用run_task_queue(&amp;tq_serial)来启动其中的函数了，因此并不常用。</p>
<p><span class="atitle3">3.tasklet</span></p>
   <p> 这是比task queue和bottom half更加强大的一套软中断机制，使用上也相对简单，见下面代码段：</p>
   <pre>
1:	void foo_tasklet_action(unsigned long t);
2:	unsigned long stop_tasklet;
3:	DECLARE_TASKLET(foo_tasklet, foo_tasklet_action, 0);
4:	void foo_tasklet_action(unsigned long t)
5:	{
6:		//do something
7:
8:		//reschedule
9:		if(!stop_tasklet)
10:			tasklet_schedule(&amp;foo_tasklet);
11:	}
12:	void foo_init(void)
13:	{
14:		stop_tasklet=0;
15:		tasklet_schedule(&amp;foo_tasklet);
16:	}
17:	void foo_clean(void)
18:	{
19:		stop_tasklet=1;
20:		tasklet_kill(&amp;foo_tasklet);
21:	}
</pre>    <p>这个比较完整的代码段利用一个反复执行的tasklet来完成一定的工作，首先在第3行定义foo_tasklet，与相应的动作函数foo_tasklet_action相关联，并指定foo_tasklet_action()的参数为0。虽然此处以0为参数，但也同样可以指定有意义的其他参数值，但需要注意的是，这个参数值在定义的时候必须是有固定值的变量或常数（如上例），也就是说可以定义一个全局变量，将其地址作为参数传给foo_tasklet_action()，例如：</p>
<pre>
int flags;
DECLARE_TASKLET(foo_tasklet,foo_tasklet_action,&amp;flags);
void foo_tasklet_action(unsigned long t)
{
    int flags=*(int *)t;
...
}
</pre>
    <p>这样就可以通过改变flags的值将信息带入tasklet中。直接在DECLARE_TASKLET处填写flags，gcc会报"initializer element is not constant"错。</p>
    <p>第9、10行是一种RESCHEDULE的技术。我们知道，一个tasklet执行结束后，它就从执行队列里删除了，要想重新让它转入运行，必须重新调用tasklet_schedule()，调用的时机可以是某个事件发生的时候，也可以是像这样在tasklet动作中。而这种reschedule技术将导致tasklet永远运行，因此在子系统退出时，应该有办法停止tasklet。stop_tasklet变量和tasklet_kill()就是干这个的。</p>


<p><a name="resources"><span class="atitle2">参考资料：</span></a></p>
<ol class="n01">
	<li>《Linux内核源代码情景分析》，毛德操、胡希明著，2001年9月浙江大学出版社</li>
	<li>《Linux内核2.4版源代码分析大全》，李善平等著，2002年1月机械工业出版社</li>
	<li> 《Linux Device Drivers》，Alessandro Rubini &amp; Jonathan Corbet，2001年8月 O'Reilly </li>
</ol>
<br/>
<!-- AUTHOR BIOS-->
<!-- Make author heading singular or plural as needed-->
<table border="0" cellpadding="0" cellspacing="0" width="100%">
<tr><td><a name="author1"><span class="atitle2">作者简介</span></a><br/>杨沙洲，现为国防科技大学计算机学院博士生，主要研究领域为操作系统技术。 </td></tr></table>
<!-- END PAPER BODY--></td><td width="10"><img alt="" border="0" height="1" src="/developerWorks/cn/i/c.gif" width="10" /></td></tr></table><br clear="all" /><img alt="" border="0" height="10" src="/developerWorks/cn/i/c.gif" width="100" /><br />
<table border="0" cellpadding="0" cellspacing="0" width="100%">
<tr valign="top"><td align="right" width="100%"><a href="#top">到页首</a></td><td width="5"><img alt="" border="0" height="1" src="/developerWorks/cn/i/c.gif" width="5" /></td></tr>
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<tr valign="top"><td bgcolor="#FFFFFF" colspan="2"><img alt="" border="0" height="8" src="/developerWorks/cn/i/c.gif" width="100" /></td></tr></table>
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<tr valign="top"><td><form action="/developerWorks/cn/cnratings.nsf/RateArticle?CreateDocument" method="POST"><input name="ArticleTitle" type="HIDDEN" value="Linux 2.4.x内核软中断机制" /> <input name="Zone" type="HIDDEN" value="linux" /> <input name="RedirectURL" type="HIDDEN" value="/developerWorks/cn/thankyou/feedback-linux.html" /> <a name="rating"><b>您对这篇文章的看法如何？</b></a>
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<tr valign="top"><td bgcolor="#FFFFFF"><img alt="" border="0" height="8" src="/developerWorks/cn/i/c.gif" width="100" /></td></tr></table>
<table width="100%" cellspacing="0" cellpadding="0" border="0">
<tr><td align="right">(c) Copyright IBM Corp. 2001,  (c) Copyright IBM China 2001,  All Right Reserved</td></tr>
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</tr></table>
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