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2. tq_timer的执行路径分析。
tq_timer是一个双链表结构任务队列，每项任务包含一个函数指针成员， 它通过run_task_queue每次将当中的所有任务（其实是一些函数指针）全部调用一次，然后清空队列， 最终的执行tq_timer的是在中断底半的tqueue_bh 中执行，如下：
void tqueue_bh（void）
{
run_task_queue（&tq_timer）；
}
在void __init sched_init（void）当中初始化底半的向量如， tqueue_bh初始化在bh_base的TIMER_BH位置，bh_base为一结构很简单的数组，在什么位置调用什么样的了函数基本已经形成默认的习惯：
init_bh（TIMER_BH, timer_bh）；
init_bh（TQUEUE_BH, tqueue_bh）；
init_bh（IMMEDIATE_BH, immediate_bh）；
看看init_bh相当于初始底半的服务程序，非常简单：
void init_bh（int nr, void （*routine）（void））
{
bh_base[nr] = routine;
mb（）；
}
最终真正的执行bh_base中保存的函数指针的，在bh_action（）当中：
static void bh_action（unsigned long nr）
{
…
if （bh_base[nr]）
bh_base[nr]（）；
…
}
关于这里所指出的bh_base, 我们在后面就直接称作bh,意即中断底半所做的事。
3. tq_timer实现所依赖的tasklet.
那么bh_action在什么时候执行呢？bh_action被初始化成bh_task_vec这32个tasklet调用的任务， 因此它的依赖机制是tasklet机制，后面将进行简单介绍。
void __init softirq_init（）
{
int i;
for （i=0; i<32; i++）
tasklet_init（bh_task_vec+i, bh_action, i）；
…
}
至此已经把任务队列的执行流程及原理分析完成，tasklet是须要激活的，这里我们先指出任务队列是如何激活的，在时钟中断的do_timer（）当中会调用mark_bh（TIMER_BH）， 来激时钟底半所依赖运行的tasklet,其中bh_task_vec的所有成员的函数指针全部指向bh_action.
static inline void mark_bh（int nr）
{
tasklet_hi_schedule（bh_task_vec+nr）；
}
tasklet_hi_schedule的功能就是往tasklet当中加入一个新的tasklet.
4. tasklet的机制简单分析。
讲到tasklet,我们才与我们真正要讲的softirq最近了，因为目前在软中断当中有主要的应用就是tasklet,而且在所有32个软中断中仅有限的几个软中断如下：
enum{
HI_SOFTIRQ=0,
NET_TX_SOFTIRQ,
NET_RX_SOFTIRQ,
TASKLET_SOFTIRQ
};
struct softirq_action{
void （*action）（struct softirq_action *）；
void *data;
};
static struct softirq_action softirq_vec[32] __cacheline_aligned; //软中断的中断向量表，实为数组。
[1]. 初始化软中断向量。
我们这里所要讲的，就是HI_SOFTIRQ / TASKLET_SOFTIRQ 两项，据我理解这两项根本在实现机制上一样的，之所以分开两个名字叫主要是为了将不同的功能分开，就类似于虽然同是软中断，但是各处所完成的功能不一样，所以分在两个软中断完成， 后面我们仅取其中用于执行时钟底半的任务队列HI_SOFTIRQ为例进行讲解， 而且我们不讲及多个CPU情况下的tasklet相关机制， 这两项软中断的实始化如下：
void __init softirq_init（）
{
…
open_softirq（TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action, NULL）；
open_softirq（HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action, NULL）；
}
open_softirq下所做的事相当简单， 即往软中断向量中赋值， 相当于硬中断当中的request_irq挂硬件中断：
void open_softirq（int nr, void （*action）（struct softirq_action*）， void *data）
{
softirq_vec[nr].data = data;
softirq_vec[nr].action = action;
}
[2]. 软中断中断服务程序
对于HI_SOFTIRQ , 相应的中断服务程序为tasklet_hi_action , 由上文所讲的初始化过程给出，这个函数目前完成的功能相当简单，它的任务就是遍历执行此中断所对应一个tasklet链表，
NR_CPUS= 1.
struct tasklet_head tasklet_hi_vec[NR_CPUS] __cacheline_aligned;
[3]. 往软中断对应的tasklet链表中加入新的tasklet, 加在尾部。
void __tasklet_hi_schedule（struct tasklet_struct *t）
{
…
t->next = tasklet_hi_vec[cpu].list;
tasklet_hi_vec[cpu].list = t;
cpu_raise_softirq（cpu, HI_SOFTIRQ）；
…
}
最重要的一点是，在安装了新的tasklet后，还必须将软中断设置为激活，告诉系统有软中断须要执行了，下面一点即提到系统如何检测是否有软中断须要处理：
#define __cpu_raise_softirq（cpu, nr） do { softirq_pending（cpu） |= 1UL 《 （nr）； } while （0）
[4]. 软中断所依赖的执行机制。
讲到最后还没有指出软中断是如何触发执行的，其实很简单：
在系统处理所有硬中断信号时，他们的入口是统一的，在这个入口函数当中除了执行do_IRQ（）完成硬件中断的处理之外，还会执行do_softirq（）来检测是否有软中断须要执行，所以软中断所依赖的是硬件中断机制；
另外还有一个专门处理软中断内核线程ksoftirqd（），这个线程处理软中断级别是比较低的，他是一个无限LOOP不停的检测是否有软中断须要处理，如果没有则进行任务调度。
在do_softirq（）中有如下的判断，以决定是否有软中断须要执行，如果没有就直接退出，在[3]中提到的激活软中断时，要将相应软中断位置1, 软中断有32个，因此一个整型数即可以表示32个软中断，即可判断有什么样的软中断须要处理，代码如下：
pending = softirq_pending（cpu）；
if （pending） {
}
…
do { //检测32个软中断位标志中是否有为1的…
if （pending & 1）
h->action（h）；
h++;
pending 》= 1;
} while （pending）；
[4]. 软中断所依赖的执行时期问题。
之所以将这个问题单独列开来讲，是因为他特别的重要，上面我已经讲过了软中断是依赖硬中断触发执行的，但是产生如下疑问：
是不是一有硬中断发生就会触发软中断的执行？
软中断的执行会不会影响到系统的性能？
会不会影响到硬中断的处理效率？也就是说会不会导致在处理软中断时而引起硬中断无法及时响应呢？
再看do_softirq的代码当中有如下判断：
if （in_interrupt（））
return;
这个条件就是能否进行软中断处理的关键条件，因此由此也可以了解到软中断是一种优先级低于硬中断的软性机制，具体来看看这个判断条件是什么：
/*Are we in an interrupt context? Either doing bottom half
* or hardware interrupt processing?*/
#define in_interrupt（） （{ const int __cpu = smp_processor_id（）；
（local_irq_count（__cpu） + local_bh_count（__cpu） != 0）； }）
/* softirq.h is sensitive to the offsets of these fields */
typedef struct {
unsigned int __softirq_pending;
unsigned int __local_irq_count;
unsigned int __local_bh_count;
unsigned int __syscall_count;
struct task_struct * __ksoftirqd_task; /* waitqueue is too large */
} ____cacheline_aligned irq_cpustat_t;
#define irq_enter（cpu,irq） （local_irq_count（cpu）++）
#define irq_exit（cpu,irq） （local_irq_count（cpu）--） |
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