軟中斷、tasklet和工作隊列並不是Linux內核中一直存在的機制，而是由更早版本的內核中的“下半部”（bottom half）演變而來。下半部的機制實際上包括五種，但2.6版本的內核中，下半部和任務隊列的函數都消失了，只剩下了前三者。本文重點在於介紹這三者之間的關係。（函數細節將不會在本文中出現，可以參考文獻，點這裏）
（1）上半部和下半部的區別
上半部指的是中斷處理程序，下半部則指的是一些雖然與中斷有相關性但是可以延後執行的任務。舉個例子：在網絡傳輸中，網卡接收到數據包這個事件不一定需要馬上被處理，適合用下半部去實現；但是用戶敲擊鍵盤這樣的事件就必須馬上被響應，應該用中斷實現。
兩者的主要區別在於：中斷不能被相同類型的中斷打斷，而下半部依然可以被中斷打斷；中斷對於時間非常敏感，而下半部基本上都是一些可以延遲的工作。由於二者的這種區別，所以對於一個工作是放在上半部還是放在下半部去執行，可以參考下面四條：
a）如果一個任務對時間非常敏感，將其放在中斷處理程序中執行。
b）如果一個任務和硬件相關，將其放在中斷處理程序中執行。
c）如果一個任務要保證不被其他中斷（特別是相同的中斷）打斷，將其放在中斷處理程序中執行。
d）其他所有任務，考慮放在下半部去執行。
（2）爲什麼要使用軟中斷？
軟中斷作爲下半部機制的代表，是隨着SMP（share memory processor）的出現應運而生的，它也是tasklet實現的基礎（tasklet實際上只是在軟中斷的基礎上添加了一定的機制）。軟中斷一般是“可延遲函數”的總稱，有時候也包括了tasklet（請讀者在遇到的時候根據上下文推斷是否包含tasklet）。它的出現就是因爲要滿足上面所提出的上半部和下半部的區別，使得對時間不敏感的任務延後執行，而且可以在多個CPU上並行執行，使得總的系統效率可以更高。它的特性包括：
a）產生後並不是馬上可以執行，必須要等待內核的調度才能執行。軟中斷不能被自己打斷，只能被硬件中斷打斷（上半部）。
b）可以併發運行在多個CPU上（即使同一類型的也可以）。所以軟中斷必須設計爲可重入的函數（允許多個CPU同時操作），因此也需要使用自旋鎖來保護其數據結構。
（3）爲什麼要使用tasklet？（tasklet和軟中斷的區別）
由於軟中斷必須使用可重入函數，這就導致設計上的複雜度變高，作爲設備驅動程序的開發者來說，增加了負擔。而如果某種應用並不需要在多個CPU上並行執行，那麼軟中斷其實是沒有必要的。因此誕生了彌補以上兩個要求的tasklet。它具有以下特性：
a）一種特定類型的tasklet只能運行在一個CPU上，不能並行，只能串行執行。
b）多個不同類型的tasklet可以並行在多個CPU上。
c）軟中斷是靜態分配的，在內核編譯好之後，就不能改變。但tasklet就靈活許多，可以在運行時改變（比如添加模塊時）。
tasklet是在兩種軟中斷類型的基礎上實現的，因此如果不需要軟中斷的並行特性，tasklet就是最好的選擇。
（4）爲什麼要使用工作隊列work queue？（work queue和軟中斷的區別）
上面我們介紹的可延遲函數運行在中斷上下文中（軟中斷的一個檢查點就是do_IRQ退出的時候），於是導致了一些問題：軟中斷不能睡眠、不能阻塞。由於中斷上下文出於內核態，沒有進程切換，所以如果軟中斷一旦睡眠或者阻塞，將無法退出這種狀態，導致內核會整個僵死。但可阻塞函數不能用在中斷上下文中實現，必須要運行在進程上下文中，例如訪問磁盤數據塊的函數。因此，可阻塞函數不能用軟中斷來實現。但是它們往往又具有可延遲的特性。
因此在2.6版的內核中出現了在內核態運行的工作隊列（替代了2.4內核中的任務隊列）。它也具有一些可延遲函數的特點（需要被激活和延後執行），但是能夠能夠在不同的進程間切換，以完成不同的工作。
對於softirq，linux kernel中是在中斷處理程序執行的，具體的路徑爲：
- do_IRQ() --> irq_exit() --> invoke_softirq() --> do_softirq() --> __do_softirq()
在__do_softirq()中有這麼一段代碼：
- do {
- if (pending & 1) {
- h->action(h);
- rcu_bh_qsctr_inc(cpu);
- }
- h++;
- pending >>= 1;
- } while (pending);
你看，這裏就是對softirq進行處理了，因爲pengding是一個__u32的類型，所以每一位都對應了一種softirq，正好是32種（linux kernel中實際上只使用了前6種 ）.
h->action(h),就是運行softirq的處理函數。
對於tasklet，前面已經說了，是一種特殊的softirq，具體就是第0和第5種softirq，所以說tasklet是基於softirq來實現的。
tasklet既然對應第0和第5種softirq，那麼就應該有對應的處理函數，以便h->action()會運行tasklet的處理函數。
我們看代碼：
- softirq.c
- void __init softirq_init(void)
- {
- open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action, NULL);
- open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action, NULL);
- }
這裏註冊了兩種tasklet所在的softirq的處理函數，分別對應高優先級的tasklet和低優先級的tasklet。
我們看低優先級的吧（高優先級的也一樣）。
- static void tasklet_action(struct softirq_action *a)
- {
- struct tasklet_struct *list;
- local_irq_disable();
- list = __get_cpu_var(tasklet_vec).list;
- __get_cpu_var(tasklet_vec).list = NULL;
- local_irq_enable();
- while (list) {
- struct tasklet_struct *t = list;
- list = list->next;
- if (tasklet_trylock(t)) {
- if (!atomic_read(&t->count)) {
- if (!test_and_clear_bit(TASKLET_STATE_SCHED, &t->state))
- BUG();
- t->func(t->data);
- tasklet_unlock(t);
- continue;
- }
- tasklet_unlock(t);
- }
- local_irq_disable();
- t->next = __get_cpu_var(tasklet_vec).list;
- __get_cpu_var(tasklet_vec).list = t;
- __raise_softirq_irqoff(TASKLET_SOFTIRQ);
- local_irq_enable();
- }
- }
你看，在運行softirq的處理時（__do_softirq），對於
- do {
- if (pending & 1) {
- h->action(h);
- rcu_bh_qsctr_inc(cpu);
- }
- h++;
- pending >>= 1;
- } while (pending);
如果tasklet有任務需要處理，會運行到h->action()，這個函數指針就會指向tasklet_action()，然後在tasklet_action()裏再去執行tasklet對應的各個任務，這些任務都是掛在一個全局鏈表裏面的，具體的代碼這裏就不分析了。
另外， softirq在smp中是可能被同時運行的，所以softirq的處理函數必須被編寫成可重入的函數。
但tasklet是不會在多個cpu之中同時運行的，所以tasklet的處理函數可以編寫成不可重入的函數，這樣就減輕了編程人員的負擔。