本文從Linux內核幾種軟中斷機制相互關系和發展沿革入手，分析了這些機制的實現方法，給出了它們的基本用法。
　　軟中斷概況
　　軟中斷是利用硬件中斷的概念，用軟件方式進行模擬，實現宏觀上的異步執行效果。很多情況下，軟中斷和“信號”有些類似，同時，軟中斷又是和硬中斷相對應的，“硬中斷是外部設備對CPU的中斷”，“軟中斷通常是硬中斷服務程序對內核的中斷”，“信號則是由內核（或其他進程）對某個進程的中斷”（《Linux內核源代碼情景分析》第三章）。軟中斷的一種典型應用就是所謂的“下半部”（bottom half），它的得名來自于將硬件中斷處理分離成“上半部”和“下半部”兩個階段的機制：上半部在屏蔽中斷的上下文中運行，用于完成關鍵性的處理動作；而下半部則相對來說并不是非常緊急的，通常還是比較耗時的，因此由系統自行安排運行時機，不在中斷服務上下文中執行。bottom half的應用也是激勵內核發展出目前的軟中斷機制的原因，因此，我們先從bottom half的實現開始。
　　bottom half
　　在Linux內核中，bottom half通常用“bh”表示，最初用于在特權級較低的上下文中完成中斷服務的非關鍵耗時動作，現在也用于一切可在低優先級的上下文中執行的異步動作。最早的bottom half實現是借用中斷向量表的方式，在目前的2.4.x內核中仍然可以看到：
　　static void （*bh_base［32］）（void）; /* kernel/softirq.c */
　　系統如此定義了一個函數指針數組，共有32個函數指針，采用數組索引來訪問，與此相對應的是一套函數：
　　void init_bh（int nr，void （*routine）（void））;
　　為第nr個函數指針賦值為routine。
　　void remove_bh（int nr）;
　　動作與init_bh（）相反，卸下nr函數指針。
　　void mark_bh（int nr）;
　　標志第nr個bottom half可執行了。
　　由于歷史的原因，bh_base各個函數指針位置大多有了預定義的意義，在v2.4.2內核里有這樣一個枚舉：
　　enum {
　　TIMER_BH = 0，
　　TQUEUE_BH，
　　DIGI_BH，
　　SERIAL_BH，
　　RISCOM8_BH，
　　SPECIALIX_BH，
　　AURORA_BH，
　　ESP_BH，
　　SCSI_BH，
　　IMMEDIATE_BH，
　　CYCLADES_BH，
　　CM206_BH，
　　JS_BH，
　　MACSERIAL_BH，
　　ISICOM_BH
　　};
　　并約定某個驅動使用某個bottom half位置，比如串口中斷就約定使用SERIAL_BH，現在我們用得多的主要是TIMER_BH、TQUEUE_BH和IMMEDIATE_BH，但語義已經很不一樣了，因為整個bottom half的使用方式已經很不一樣了，這三個函數僅僅是在接口上保持了向下兼容，在實現上一直都在隨著內核的軟中斷機制在變。現在，在2.4.x內核里，它用的是tasklet機制。
　　task queue
　　在介紹tasklet之前，有必要先看看出現得更早一些的task queue機制。顯而易見，原始的bottom half機制有幾個很大的局限，最重要的一個就是個數限制在32個以內，隨著系統硬件越來越多，軟中斷的應用范圍越來越大，這個數目顯然是不夠用的，而且，每個bottom half上只能掛接一個函數，也是不夠用的。因此，在2.0.x內核里，已經在用task queue（任務隊列）的辦法對其進行了擴充，這里使用的是2.4.2中的實現。
　　task queue是在系統隊列數據結構的基礎上建成的，以下即為task queue的數據結構，定義在include/linux/tqueue.h中：
　　struct tq_struct {
　　struct list_head list; /* 鏈表結構 */
　　unsigned long sync; /* 初識為0，入隊時原子的置1，以避免重復入隊 */
　　void （*routine）（void *）; /* 激活時調用的函數 */
　　void *data; /* routine（data） */
　　};
　　typedef struct list_head task_queue;
　　在使用時，按照下列步驟進行：
　　DECLARE_TASK_QUEUE（my_tqueue）; /* 定義一個my_tqueue，實際上就是一個以tq_struct為元素的list_head隊列 */
　　說明并定義一個tq_struct變量my_task;
　　queue_task（&my_task，&my_tqueue）; /* 將my_task注冊到my_tqueue中 */
　　run_task_queue（&my_tqueue）; /* 在適當的時候手工啟動my_tqueue */
　　大多數情況下，都沒有必要調用DECLARE_TASK_QUEUE（）定義自己的task queue，因為系統已經預定義了三個task queue：
　　tq_timer，由時鐘中斷服務程序啟動；
　　tq_immediate，在中斷返回前以及schedule（）函數中啟動；
　　tq_disk，內存管理模塊內部使用。
　　一般使用tq_immediate就可以完成大多數異步任務了。
　　run_task_queue（task_queue *list）函數可用于啟動list中掛接的所有task，可以手動調用，也可以掛接在上面提到的bottom half向量表中啟動。以run_task_queue（）作為bh_base［nr］的函數指針，實際上就是擴充了每個bottom half的函數句柄數，而對于系統預定義的tq_timer和tq_immediate的確是分別掛接在TQUEUE_BH和IMMEDIATE_BH上（注意，TIMER_BH沒有如此使用，但TQUEUE_BH也是在do_timer（）中啟動的），從而可以用于擴充bottom half的個數。此時，不需要手工調用run_task_queue（）（這原本就不合適），而只需調用mark_bh（IMMEDIATE_BH），讓bottom half機制在合適的時候調度它。
　　tasklet
　　由上看出，task queue以bottom half為基礎；而bottom half在v2.4.x中則以新引入的tasklet為實現基礎。
　　之所以引入tasklet，最主要的考慮是為了更好的支持SMP，提高SMP多個CPU的利用率：不同的tasklet可以同時運行于不同的CPU上。在它的源碼注釋中還說明了幾點特性，歸結為一點，就是：同一個tasklet只會在一個CPU上運行。
　　struct tasklet_struct
　　{
　　struct tasklet_struct *next; /* 隊列指針 */
　　unsigned long state; /* tasklet的狀態，按位操作，目前定義了兩個位的含義：
　　TASKLET_STATE_SCHED（第0位）或TASKLET_STATE_RUN（第1位） */
　　atomic_t count; /* 引用計數，通常用1表示disabled */
　　void （*func）（unsigned long）; /* 函數指針 */
　　unsigned long data; /* func（data） */
　　};
　　把上面的結構與tq_struct比較，可以看出，tasklet擴充了一點功能，主要是state屬性，用于CPU間的同步。
　　tasklet的使用相當簡單：
　　定義一個處理函數void my_tasklet_func（unsigned long）;
　　DECLARE_TASKLET（my_tasklet，my_tasklet_func，data）; /* 定義一個tasklet結構my_tasklet，與my_tasklet_func（data）函數相關聯，相當于DECLARE_TASK_QUEUE（） */
　　tasklet_schedule（&my_tasklet）; /* 登記my_tasklet，允許系統在適當的時候進行調度運行，相當于queue_task（&my_task，&tq_immediate）和mark_bh（IMMEDIATE_BH） */
　　可見tasklet的使用比task queue更簡單，而且，tasklet還能更好的支持SMP結構，因此，在新的2.4.x內核中，tasklet是建議的異步任務執行機制。除了以上提到的使用步驟外，tasklet機制還提供了另外一些調用接口：
　　DECLARE_TASKLET_DISABLED（name，function，data）; /* 和DECLARE_TASKLET（）類似，不過即使被調度到也不會馬上運行，必須等到enable */
　　tasklet_enable（struct tasklet_struct *）; /* tasklet使能 */
　　tasklet_disble（struct tasklet_struct *）; /* 禁用tasklet，只要tasklet還沒運行，則會推遲到它被enable */
　　tasklet_init（struct tasklet_struct *，void （*func）（unsigned long），unsigned long）; /* 類似DECLARE_TASKLET（） */
　　tasklet_kill（struct tasklet_struct *）; /* 清除指定tasklet的可調度位，即不允許調度該tasklet，但不做tasklet本身的清除 */
　　前面提到過，在2.4.x內核中，bottom half是利用tasklet機制實現的，它表現在所有的bottom half動作都以一類tasklet的形式運行，這類tasklet與我們一般使用的tasklet不同。
　　在2.4.x中，系統定義了兩個tasklet隊列的向量表，每個向量對應一個CPU（向量表大小為系統能支持的CPU最大個數，SMP方式下目前2.4.2為32）組織成一個tasklet鏈表：
　　struct tasklet_head tasklet_vec［NR_CPUS］ __cacheline_aligned;
　　struct tasklet_head tasklet_hi_vec［NR_CPUS］ __cacheline_aligned;
　　另外，對于32個bottom half，系統也定義了對應的32個tasklet結構：
　　struct tasklet_struct bh_task_vec［32］;
　　在軟中斷子系統初始化時，這組tasklet的動作被初始化為bh_action（nr），而bh_action（nr）就會去調用bh_base［nr］的函數指針，從而與bottom half的語義掛鉤。mark_bh（nr）被實現為調用tasklet_hi_schedule（bh_tasklet_vec+nr），在這個函數中，bh_tasklet_vec［nr］將被掛接在tasklet_hi_vec［cpu］鏈上（其中cpu為當前cpu編號，也就是說哪個cpu提出了bottom half的請求，則在哪個cpu上執行該請求），然后激發HI_SOFTIRQ軟中斷信號，從而在HI_SOFTIRQ的中斷響應中啟動運行。
　　tasklet_schedule（&my_tasklet）將把my_tasklet掛接到tasklet_vec［cpu］上，激發TASKLET_SOFTIRQ，在TASKLET_SOFTIRQ的中斷響應中執行。HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ是softirq子系統中的術語，下一節將對它做介紹。
　　softirq
　　從前面的討論可以看出，task queue基于bottom half，bottom half基于tasklet，而tasklet則基于softirq。
　　可以這么說，softirq沿用的是最早的bottom half思想，但在這個“bottom half”機制之上，已經實現了一個更加龐大和復雜的軟中斷子系統。
　　struct softirq_action
　　{
　　void （*action）（struct softirq_action *）;
　　void *data;
　　};
　　static struct softirq_action softirq_vec［32］ __cacheline_aligned;
　　這個softirq_vec［］僅比bh_base［］增加了action（）函數的參數，在執行上，softirq比bottom half的限制更少。
　　和bottom half類似，系統也預定義了幾個softirq_vec［］結構的用途，通過以下枚舉表示：
　　enum
　　{
　　HI_SOFTIRQ=0，
　　NET_TX_SOFTIRQ，
　　NET_RX_SOFTIRQ，
　　TASKLET_SOFTIRQ
　　};
　　HI_SOFTIRQ被用于實現bottom half，TASKLET_SOFTIRQ用于公共的tasklet使用，NET_TX_SOFTIRQ和NET_RX_SOFTIRQ用于網絡子系統的報文收發。在軟中斷子系統初始化（softirq_init（））時，調用了open_softirq（）對HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ做了初始化：
　　void open_softirq（int nr， void （*action）（struct softirq_action*）， void *data）
　　open_softirq（）會填充softirq_vec［nr］，將action和data設為傳入的參數。TASKLET_SOFTIRQ填充為tasklet_action（NULL），HI_SOFTIRQ填充為tasklet_hi_action（NULL），在do_softirq（）函數中，這兩個函數會被調用，分別啟動tasklet_vec［cpu］和tasklet_hi_vec［cpu］鏈上的tasklet運行。
　　static inline void __cpu_raise_softirq（int cpu， int nr）
　　這個函數用來激活軟中斷，實際上就是第cpu號CPU的第nr號軟中斷的active位置1。在do_softirq（）中將判斷這個active位。tasklet_schedule（）和tasklet_hi_schedule（）都會調用這個函數。
　　do_softirq（）有4個執行時機，分別是：從系統調用中返回（arch/i386/kernel/entry.S：：ENTRY（ret_from_sys_call））、從異常中返回（arch/i386/kernel/entry.S：：ret_from_exception標號）、調度程序中（kernel/sched.c：：schedule（）），以及處理完硬件中斷之后（kernel/irq.c：：do_IRQ（））。它將遍歷所有的softirq_vec，依次啟動其中的action（）。需要注意的是，軟中斷服務程序，不允許在硬中斷服務程序中執行，也不允許在軟中斷服務程序中嵌套執行，但允許多個軟中斷服務程序同時在多個CPU上并發。
　　使用示例
　　softirq作為一種底層機制，很少由內核程序員直接使用，因此，這里的使用范例僅對其余幾種軟中斷機制。
　　1.bottom half
　　原有的bottom half用法在drivers/char/serial.c中還能看到，包括三個步驟：
　　init_bh（SERIAL_BH，do_serial_bh）; //在串口設備的初始化函數rs_init（）中，do_serial_bh（）是處理函數
　　mark_bh（SERIAL_BH）; //在rs_sched_event（）中，這個函數由中斷處理例程調用
　　remove_bh（SERIAL_BH）; //在串口設備的結束函數rs_fini（）中調用
　　盡管邏輯上還是這么三步，但在do_serial_bh（）函數中的動作卻是啟動一個task queue：run_task_queue（&tq_serial），而在rs_sched_event（）中，mark_bh（）之前調用的則是queue_task（。..，&tq_serial），也就是說串口bottom half已經結合task queue使用了。而那些更通用一些的bottom half，比如IMMEDIATE_BH，更是必須要與task queue結合使用，而且一般情況下，task queue也很少獨立使用，而是與bottom half結合，這在下一節task queue使用示例中可以清楚地看到。
　　2.task queue
　　一般來說，程序員很少自己定義task queue，而是結合bottom half，直接使用系統預定義的tq_immediate等，尤以tq_immediate使用最頻繁。看以下代碼段，節選自drivers/block/floppy.c：
　　static struct tq_struct floppy_tq; //定義一個tq_struct結構變量floppy_tq，不需要作其他初始化動作
　　static void schedule_bh（ void （*handler）（void*） ）
　　{
　　floppy_tq.routine = （void *）（void *） handler;
　　//指定floppy_tq的調用函數為handler，不需要考慮floppy_tq中的其他域
　　queue_task（&floppy_tq， &tq_immediate）;
　　//將floppy_tq加入到tq_immediate中
　　mark_bh（IMMEDIATE_BH）;
　　//激活IMMEDIATE_BH，由上所述可知，
　　這實際上將引發一個軟中斷來執行tq_immediate中掛接的各個函數
　　}
　　當然，我們還是可以定義并使用自己的task queue，而不用tq_immediate，在drivers/char/serial.c中提到的tq_serial就是串口驅動自己定義的：
　　static DECLARE_TASK_QUEUE（tq_serial）;
　　此時就需要自行調用run_task_queue（&tq_serial）來啟動其中的函數了，因此并不常用。
　　3.tasklet
　　這是比task queue和bottom half更加強大的一套軟中斷機制，使用上也相對簡單，見下面代碼段：
　　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（&foo_tasklet）;
　　11： }
　　12： void foo_init（void）
　　13： {
　　14： stop_tasklet=0;
　　15： tasklet_schedule（&foo_tasklet）;
　　16： }
　　17： void foo_clean（void）
　　18： {
　　19： stop_tasklet=1;
　　20： tasklet_kill（&foo_tasklet）;
　　21： }
　　這個比較完整的代碼段利用一個反復執行的tasklet來完成一定的工作，首先在第3行定義foo_tasklet，與相應的動作函數foo_tasklet_action相關聯，并指定foo_tasklet_action（）的參數為0。雖然此處以0為參數，但也同樣可以指定有意義的其他參數值，但需要注意的是，這個參數值在定義的時候必須是有固定值的變量或常數（如上例），也就是說可以定義一個全局變量，將其地址作為參數傳給foo_tasklet_action（），例如：
　　int flags;
　　DECLARE_TASKLET（foo_tasklet，foo_tasklet_action，&flags）;
　　void foo_tasklet_action（unsigned long t）
　　{
　　int flags=*（int *）t;
　　。..
　　}
　　這樣就可以通過改變flags的值將信息帶入tasklet中。直接在DECLARE_TASKLET處填寫flags，gcc會報“initializer element is not constant”錯。
　　第9、10行是一種RESCHEDULE的技術。我們知道，一個tasklet執行結束后，它就從執行隊列里刪除了，要想重新讓它轉入運行，必須重新調用tasklet_schedule（），調用的時機可以是某個事件發生的時候，也可以是像這樣在tasklet動作中。而這種reschedule技術將導致tasklet永遠運行，因此在子系統退出時，應該有辦法停止tasklet。stop_tasklet變量和tasklet_kill（）就是干這個的。
?