对于内核中需要延迟执行的多数任务都可以利用tasklet来完成，由于同类tasklet本身已经进行了同步保护，所以使用tasklet相比软中断要简单的多，而且效率也不错。 bottom half
BH时最早得内核延迟方法，它原始、简单容易控制，因为所有的BH处理程序都被严格地顺序执行——不允许任何两个BH处理程序同时并发执行，即使它们的类型不同也不可以，这样以来BH执行其间减少了许多同步保护。但是BH不得不被淘汰，因为它的“简便”牺牲了多处理器并发处理的高性能，等于一队人过独木桥那样速度受到牵制。 任务队列
任务列队是BH的替代品，来自BH，所以它的属性也和BH相同。它原意在于简化BH的操作接口，但它的随意性（数量随意、执行时机随意）却给系统带来了混乱，所以到今天已经被工作队列（在2.6内核中）所取代。
不过在2.4内核中任务队列还是被大量应用，尤其是调度队列、定时器队列和及时队列等三种任务队列（除了这三种系统已接管的特定任务队列外，你自己也可随心所欲的建立自己的任务队列，当然这时你要自己调度它）。调度队列的任务会在每次进程调度时得到处理，它是在进程上下文中处理的；定时器队列会在每次时钟滴答时得到处理；立即队列会在中断返回或调度时获得处理（所以处理最快），他们都是在中断上下问中处理的。
这些任务队列在内核内由一个统一的内核线程调度，该线程名为keventd，进程号是2（2.4.18）。你可用ps命令查看到该进程。 内核线程
内核线程可以理解成在内核中运行的特殊进程，它有自己的“进程上下”（借用调用它的用户进程的上下文），所以同样被进程调度程序调度，也可以睡眠——它和用户进程属性何其相似，不同之处就在于内核线程运行于内核空间，可访问内核数据，运行期间不能抢占。
传统的Unix系统把一些重要的任务委托给周期性执行的进程，这些任务包括刷新磁盘高速缓存，交换出不用的页框，维护网络链接等等。事实上，以严格线性的方式执行这些任务的确效率不高，如果把他们放在后台调度，不管是对它们的函数还是对终端用户进程都能得到较好的响应。因为一些系统进程只运行在内核态，现代操作系统把它们的函数委托给内核线程（Kernel Thread），内核线程不受不必要的用户态上下文的拖累。 内核中的同步
内核只要存在任务交错执行，就必然会存在对共享数据的并发问题，也就必然存在对数据的保护。而内核中任务交错执行原因归根结底还是由于内核任务调度造成的。我们下面归纳一下内核中同步的原因。 同步原因
? 中断——中断几乎可以在任何时刻异步发生，也就可能随时打断当
前正在执行的代码。
? 睡眠及与用户空间的同步——在内核执行的进程可能会睡眠，这就
会唤醒调度程序，从而导致调度一个新的用户进程执行。 ? 对称多处理——两个或多个处理器可以同时执行代码。
? 内核抢占——因为内核具有抢占性，所以内核中的任务可能会被另
一任务抢占（在2.6内核引进的新能力）。
后两种情况大大加深了内核任务并发执行的可能，使得并发随时随刻都有可能发生，而且不可清晰预见，规律难寻。 内核心任务之间的并发关系
上述内核任务很多情况是可以交错执行的——记住，一个下半部实际上可能在任何时候执行，所以很有可能产生竞争（都要访问同一个数据结构时，就产生了竞争）。下面分析这些内核任务之间有那些可能的并发行为。
可以抽象出，程序（用户态和内核态一样）并发执行的总原因无非是正在运行中得程序被其它程序抢占，所以我们必须看看内核任务之间的抢占关系：
? 中断处理程序可以抢占内核中的所有程序（当没有锁保护时），
包括软中断，tasklet，bottom half和系统的调用、内核线程，甚至也包括硬中断处理程序。也就是说中断处理程序可以和这些所有的内核任务并发执行，如果被抢占的程序和中断处理程序都要访问同一个资源，就必然有可能产生竞争。
? 软件中断也可以抢占内核中的所有任务，所以内核代码（比如，
系统调用、内核线程等）中有数据和软中断共享，就有会有竞争——除此外硬件中断处理程序也有可能被软中断打断，条件是硬中断被其它硬中断打断，软中断随即便获得了执行机会，因为软中断是跟在硬中断后执行的。此外要注意的是，软中断即使是同种类型的也可以并发的运行在不同处理器上，所以它们之间共享数据都会产生竞争。（如果在用一个处理器上软中断之间是不能相互抢占的）。
? 同类的tasklet不可能同时运行，所以对于同类tasklet之间是串
行运行的，他们不会产生并发；但两个不同种类的tasklet有可已在不同处理器上并发运行，如果之间有数据共享就会产生竞争（在同一个处理器上运行的tasklet不发生相互抢占的情况）。 ? Bottom half 无论是否是同类的，即使在不同处理器上也都不能
并发执行，它是绝对串行化的，所以它们之间永远不能产生竞争。任务列队属性基本同BH。
? 系统调用和内核线程这种运行在进程上下文中的内核任务可能
和各种内核任务并发，除了上面提到的中断（软，硬）抢占它产生并发外，它是有可能自发性地主动睡眠（比如在一些阻塞性的操作中），放弃处理器，重新调度其它任务，所以系统调用和内核线程除会与软硬中断（半底等）发生竞争，也会与其他（包括自己）系统调用与内核线程发生竞争。我们尤其要注意这种情况。
注意：tasklet和bottom half是建立在软中断之上的，所以它们也都遵从软中断的调度规则——都可以打断进程上下问中的内核代码（系统调用），都可被硬中断打断——这些都可能产生并发。
内核同步措施
为了避免并发，防止竞争。内核提供了一组同步方法来提供对共享数据的保护。 我们的重点不是介绍这些方法的详细用法，而是强调为什么使用这些方法和它们之间的差别。
Linux使用的同步机制可以说从2.0到2.6以来不断发展完善。从最初的原子操作，到后来的信号量，从大内核锁到今天的自旋锁。这些同步机制的发展伴随Linux从单处理器到对称多处理器的过度；伴随着从非抢占内核到抢占内核的过度。锁机制越来越有效，也越来越复杂。
目前来说内核中原子操作多用来做计数使用，其它情况最常用的是两重锁以及它们的变种，一个是自旋锁，另一个是信号量。我们下来就着重介绍一下这两中锁机制。 自旋锁
自旋锁是专为防止多处理器并发而引入的一种锁，它在内核中大量应用于中断处理等部分（对于单处理器来说，防止中断处理中的并发可简单采用关闭中断的方式，不需要自旋锁）。
自旋锁最多只能被一个内核任务持有，如果一个内核任务试图请求一个已被争用（已经被持有）的自旋锁，那么这个任务就会一直进行忙循环——旋转——等待锁重新可用。要是锁未被争用，请求它的内核任务便能立刻得到它并且继续进行。自旋锁可以在任何时刻防止多于一个