為什麼需要中斷?
如果讓核心定期對裝置進行輪詢，以便處理裝置，那會做很多無用功，因為外設的處理速度一般慢於cpu，而cpu不能一直等待外部事件。所以能讓裝置在需要核心時主動通知核心，會是乙個聰明的方式，這便是中斷。
1. 中斷處理程式
在響應乙個特定中斷時，核心會執行乙個函式——中斷處理程式。中斷處理程式與其他核心函式的區別在於，中斷處理程式是被核心呼叫來響應中斷的，而它們執行於我們稱之為中斷上下文的特殊上下文中。
中斷處理程式就是普通的c**。特別之處在於中斷處理程式是在中斷上下文中執行的,它的行為受到某些限制:
1）不能向使用者空間傳送或接受資料
2）不能使用可能引起阻塞的函式
3）不能使用可能引起排程的函式
裝置驅動程式利用request_irq()註冊中斷處理程式，並啟用給定的中斷線。返回0表示成功,或者返回乙個錯誤碼。
解除安裝裝置驅動程式時，需要登出相應的中斷處理程式，並釋放中斷線，這時需要呼叫free_irq——如果在給定的中斷線上沒有中斷處理程式，則登出響應的處理程式，並禁用其中斷線。
我們期望讓中斷處理程式執行得快，並想讓它完成的工作量多，這兩個目標相互制約，如何解決——上下半部機制。
我們把中斷處理切為兩半。中斷處理程式是上半部——接受中斷，他就立即開始執行，但只有做嚴格時限的工作。能夠被允許稍後完成的工作會推遲到下半部去，此後，在合適的時機，下半部會被開終端執行。上半部簡單快速，執行時禁止一些或者全部中斷。下半部稍後執行，而且執行期間可以響應所有的中斷。這種設計可以使系統處於中斷遮蔽狀態的時間盡可能的短，以此來提高系統的響應能力。上半部只有中斷處理程式機制，而下半部的實現有軟中斷實現，tasklet實現和工作佇列實現。
我們用網絡卡來解釋一下這兩半。當網絡卡接受到資料報時，通知核心，觸發中斷，所謂的上半部就是，及時讀取資料報到記憶體，防止因為延遲導致丟失，這是很急迫的工作。讀到記憶體後，對這些資料的處理不再緊迫，此時核心可以去執行中斷前執行的程式，而對網路資料報的處理則交給下半部處理。
1） 如果乙個任務對時間非常敏感，將其放在中斷處理程式中執行；
2） 如果乙個任務和硬體有關，將其放在中斷處理程式中執行；
3） 如果乙個任務要保證不被其他中斷打斷，將其放在中斷處理程式中執行；
4） 其他所有任務，考慮放置在下半部執行。
軟中斷作為下半部機制的代表，是隨著smp（share memoryprocessor）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新增了一定的機制）。軟中斷一般是「可延遲函式」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）。它的出現就是因為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，軟中斷執行中斷處理程式留給它去完成的剩餘任務，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，必須要等待核心的排程才能執行。軟中斷不能被自己打斷，只能被硬體中斷打斷（上半部）。
b）可以併發執行在多個cpu上（即使同一型別的也可以）。所以軟中斷必須設計為可重入的函式（允許多個cpu同時操作），因此也需要使用自旋鎖來保護其資料結構。
tasklet是通過軟中斷實現的，所以它本身也是軟中斷。
軟中斷用輪詢的方式處理。假如正好是最後一種中斷，則必須迴圈完所有的中斷型別，才能最終執行對應的處理函式。顯然當年開發人員為了保證輪詢的效率，於是限制中斷個數為32個。
為了提高中斷處理數量，順道改進處理效率，於是產生了tasklet機制。
tasklet採用無差別的佇列機制，有中斷時才執行，免去了迴圈查表之苦。tasklet作為一種新機制，顯然可以承擔更多的優點。正好這時候smp越來越火了，因此又在tasklet中加入了smp機制，保證同種中斷只能在乙個cpu上執行。在軟中斷時代，顯然沒有這種考慮。因此同一種軟中斷可以在兩個cpu上同時執行，很可能造成衝突。
總結下tasklet的優點：
（1）無型別數量限制；
（2）效率高，無需迴圈查表；
（3）支援smp機制；
它的特性如下：
1）一種特定型別的tasklet只能執行在乙個cpu上，不能並行，只能序列執行。
2）多個不同型別的tasklet可以並行在多個cpu上。
3）軟中斷是靜態分配的，在核心編譯好之後，就不能改變。但tasklet就靈活許多，可以在執行時改變（比如新增模組時）。
上面我們介紹的可延遲函式執行在中斷上下文中（軟中斷的乙個檢查點就是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核心態，沒有程序切換，所以如果軟中斷一旦睡眠或者阻塞，將無法退出這種狀態，導致核心會整個僵死。但可阻塞函式不能用在中斷上下文中實現，必須要執行在程序上下文中，例如訪問磁碟資料塊的函式。因此，可阻塞函式不能用軟中斷來實現。但是它們往往又具有可延遲的特性。
上面我們介紹的可延遲函式執行在中斷上下文中，於是導致了一些問題，說明它們不可掛起，也就是說軟中斷不能睡眠、不能阻塞，原因是由於中斷上下文出於核心態，沒有程序切換，所以如果軟中斷一旦睡眠或者阻塞，將無法退出這種狀態，導致核心會整個僵死。因此，可阻塞函式不能用軟中斷來實現。但是它們往往又具有可延遲的特性。而且由於是序列執行，因此只要有乙個處理時間較長，則會導致其他中斷響應的延遲。為了完成這些不可能完成的任務，於是出現了工作佇列，它能夠在不同的程序間切換，以完成不同的工作。
linux中的軟中斷和工作佇列是中斷上下部機制中的下半部實現機制。
1.軟中斷一般是「可延遲函式」的總稱，它不能睡眠，不能阻塞，它處於中斷上下文，不能進城切換，軟中斷不能被自己打斷，只能被硬體中斷打斷（上半部），可以併發的執行在多個cpu上。所以軟中斷必須設計成可重入的函式，因此也需要自旋鎖來保護其資料結構。
2.工作佇列中的函式處在程序上下文中，它可以睡眠，也能被阻塞，能夠在不同的程序間切換，以完成不同的工作。
可延遲函式和工作佇列都不能訪問使用者的程序空間，可延時函式在執行時不可能有任何正在執行的程序，工作佇列的函式有核心程序執行，他不能訪問使用者空間位址。
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