在編寫設(shè)備驅(qū)動時， tasklet 機制是一種比較常見的機制，通常用于減少中斷處理的時間，將本應(yīng)該是在中斷服務(wù)程序中完成的任務(wù)轉(zhuǎn)化成軟中斷完成。

為了最大程度的避免中斷處理時間過長而導(dǎo)致中斷丟失，有時候我們需要把一些在中斷處理中不是非常緊急的任務(wù)放在后面執(zhí)行，而讓中斷處理程序盡快返回。在老版本的 linux 中通常將中斷處理分為 top half handler 、 bottom half handler 。利用 top half handler 處理中斷必須處理的任務(wù)，而 bottom half handler 處理不是太緊急的任務(wù)。

但是 linux2.6 以后的 linux 采取了另外一種機制，就是軟中斷來代替 bottom half handler 的處理。而 tasklet 機制正是利用軟中斷來完成對驅(qū)動 bottom half 的處理。 Linux2.6 中軟中斷通常只有固定的幾種： HI_SOFTIRQ( 高優(yōu)先級的 tasklet ，一種特殊的 tasklet) 、 TIMER_SOFTIRQ （定時器）、 NET_TX_SOFTIRQ （網(wǎng)口發(fā)送）、 NET_RX_SOFTIRQ （網(wǎng)口接收） 、 BLOCK_SOFTIRQ （塊設(shè)備）、 TASKLET_SOFTIRQ （普通 tasklet ）。當(dāng)然也可以通過直接修改內(nèi)核自己加入自己的軟中斷，但是一般來說這是不合理的，軟中斷的優(yōu)先級比較高，如果不是在內(nèi)核處理頻繁的任務(wù)不建議使用。通常驅(qū)動用戶使用 tasklet 足夠了。

軟中斷和 tasklet 的關(guān)系如下圖：

上圖可以看出， ksoftirqd 是一個后臺運行的內(nèi)核線程，它會周期的遍歷軟中斷的向量列表，如果發(fā)現(xiàn)哪個軟中斷向量被掛起了（ pend ），就執(zhí)行對應(yīng)的處理函數(shù)，對于 tasklet 來說，此處理函數(shù)就是 tasklet_action ，這個處理函數(shù)在系統(tǒng)啟動時初始化軟中斷的就掛接了。

Tasklet_action 函數(shù)，遍歷一個全局的 tasklet_vec 鏈表（此鏈表對于 SMP 系統(tǒng)是每個 CPU 都有一個），此鏈表中的元素為 tasklet_struct 。此結(jié)構(gòu)如下 :

struct tasklet_struct

{

struct tasklet_struct *next;

unsigned long state;

atomic_t count;

void (*func)(unsigned long);

unsigned long data;

};

每個結(jié)構(gòu)一個函數(shù)指針，指向你自己定義的函數(shù)。當(dāng)我們要使用 tasklet ，首先新定義一個 tasklet_struct 結(jié)構(gòu)，并初始化好要執(zhí)行函數(shù)指針，然后將它掛接到 task_vec 鏈表中，并發(fā)一個軟中斷就可以等著被執(zhí)行了。

原理大概如此，對于 linux 驅(qū)動的作者其實不需要關(guān)心這些，關(guān)鍵是我們?nèi)绾稳ナ褂?tasklet 這種機制。

Linux 中提供了如下接口：

DECLARE_TASKLET(name,function,data) ：此接口初始化一個 tasklet ；其中 name 是 tasklet 的名字， function 是執(zhí)行 tasklet 的函數(shù)； data 是 unsigned long 類型的 function 參數(shù)。

static inline void tasklet_schedule(struct tasklet_struct *t) ：此接口將定義后的 tasklet 掛接到 CPU 的 tasklet_vec 鏈表，具體是哪個 cpu 的 tasklet_vec 鏈表，是根據(jù)當(dāng)前線程是運行在哪個 cpu 來決定的。此函數(shù)不僅會掛接 tasklet ，而且會起一個軟 tasklet 的軟中斷 , 既把 tasklet 對應(yīng)的中斷向量掛起 (pend) 。

兩個工作完成后，基本上可以了， tasklet 機制并不復(fù)雜，很容易的使程序盡快的響應(yīng)中斷，避免造成中斷丟失。