硬中断：
1. 硬中断是由硬件产生的，比如，像磁盘，网卡，键盘，时钟等。每个设备或设备集都有它自己的IRQ（中断请求）。基于IRQ，CPU可以将相应的请求分发到对应的硬件驱动上（注：硬件驱动通常是内核中的一个子程序，而不是一个独立的进程）。
2. 处理中断的驱动是需要运行在CPU上的，因此，当中断产生的时候，CPU会中断当前正在运行的任务，来处理中断。在有多核心的系统上，一个中断通常只能中断一颗CPU（也有一种特殊的情况，就是在大型主机上是有硬件通道的，它可以在没有主CPU的支持下，可以同时处理多个中断。）。
3. 硬中断可以直接中断CPU。它会引起内核中相关的代码被触发。对于那些需要花费一些时间去处理的进程，中断代码本身也可以被其他的硬中断中断。
4. 对于时钟中断，内核调度代码会将当前正在运行的进程挂起，从而让其他的进程来运行。它的存在是为了让调度代码（或称为调度器）可以调度多任务。
软中断：
1. 软中断的处理非常像硬中断。然而，它们仅仅是由当前正在运行的进程所产生的。
2. 通常，软中断是一些对I/O的请求。这些请求会调用内核中可以调度I/O发生的程序。对于某些设备，I/O请求需要被立即处理，而磁盘I/O请求通常可以排队并且可以稍后处理。根据I/O模型的不同，进程或许会被挂起直到I/O完成，此时内核调度器就会选择另一个进程去运行。I/O可以在进程之间产生并且调度过程通常和磁盘I/O的方式是相同。
3. 软中断仅与内核相联系。而内核主要负责对需要运行的任何其他的进程进行调度。一些内核允许设备驱动的一些部分存在于用户空间，并且当需要的时候内核也会调度这个进程去运行。
4. 软中断并不会直接中断CPU。也只有当前正在运行的代码（或进程）才会产生软中断。这种中断是一种需要内核为正在运行的进程去做一些事情（通常为I/O）的请求。有一个特殊的软中断是Yield调用，它的作用是请求内核调度器去查看是否有一些其他的进程可以运行。
问题解答：
1. 问：对于软中断，I/O操作是否是由内核中的I/O设备驱动程序完成？
答：对于I/O请求，内核会将这项工作分派给合适的内核驱动程序，这个程序会对I/O进行队列化，以可以稍后处理（通常是磁盘I/O），或如果可能可以立即执行它。通常，当对硬中断进行回应的时候，这个队列会被驱动所处理。当一个I/O请求完成的时候，下一个在队列中的I/O请求就会发送到这个设备上。
2. 问：软中断所经过的操作流程是比硬中断的少吗？换句话说，对于软中断就是：进程 ->内核中的设备驱动程序；对于硬中断：硬件->CPU->内核中的设备驱动程序？
答：是的，软中断比硬中断少了一个硬件发送信号的步骤。产生软中断的进程一定是当前正在运行的进程，因此它们不会中断CPU。但是它们会中断调用代码的流程。
如果硬件需要CPU去做一些事情，那么这个硬件会使CPU中断当前正在运行的代码。而后CPU会将当前正在运行进程的当前状态放到堆栈（stack）中，以至于之后可以返回继续运行。这种中断可以停止一个正在运行的进程；可以停止正处理另一个中断的内核代码；或者可以停止空闲进程。
转自： http://www.linuxidc.com/Linux/2014-03/98013.htm
硬中断是外部设备对CPU的中断，软中断是中断底半部的一种处理机制，信号则是由内核（或其他进程）对某个进程的中断。
①硬中断是由外部事件引起的因此具有随机性和突发性； 软中断是执行中断指令产生的，无面外部施加中断请求信号，因此中断的发生不是随机的而是由程序安排好的。 ②硬中断的中断响应周期，CPU需要发中断回合信号（NMI不需要）； 软中断的中断响应周期，CPU不需发中断回合信号。 ③硬中断的中断号是由中断控制器提供的（NMI硬中断中断号系统指定为02H）； 软中断的中断号由指令直接给出，无需使用中断控制器。 ④硬中断是可屏蔽的（NMI硬中断不可屏蔽）； 软中断不可屏蔽。 软中断是一种推后执行的机制。定时器、网卡的数据的处理是很典型的软中断，这个和中断向 量表里的中断是完全不一样的。以网络数据的处理为例，当网卡接到一个数据包后,其中断处理程序只是把数据复制到缓冲区，然后就告诉网卡，你可以再传数据给 我了，也就是中断返回。但在此之前，网卡的中断处理程序要置一个标志位，告诉操作系统有事要做，这个事就是软中断。但软中断只是很多中断返回时要做的事情 之一，操作系统每次中断返回时会检查着个标志位，看是否有事要做，如果有，就会去处理，象前面提到的网卡，这时候操作系统就回调用软中断的处理函数。网卡 的软中断程序就是做分析数据包啊，这个数据应该传给谁啊等这些工作，没有,就返回了，除了必须的部分。 编写两个中断服务函数的区别 1.软中断发生的时间是由程序控制的,而硬中断发生的时间是随机的 2.软中断是由程序调用发生的,而硬中断是由外设引发的 3.硬件中断处理程序要确保它能快速地完成它的任务,这样程序执行时才不会等侍较长时间 编写这两类的中断处理程序我感觉区别不太大
转自： http://blog.csdn.net/u010820757/article/details/48930303
本文主要内容：硬中断 / 软中断的原理和实现
内核版本：2.6.37
Author：zhangskd @ csdn blog
从本质上来讲，中断是一种电信号，当设备有某种事件发生时，它就会产生中断，通过总线把电信号发送给中断控制器。
如果中断的线是激活的，中断控制器就把电信号发送给处理器的某个特定引脚。处理器于是立即停止自己正在做的事，
跳到中断处理程序的入口点，进行中断处理。
(1) 硬中断
由与系统相连的外设(比如网卡、硬盘)自动产生的。主要是用来通知操作系统系统外设状态的变化。比如当网卡收到数据包
的时候，就会发出一个中断。我们通常所说的中断指的是硬中断(hardirq)。
(2) 软中断
为了满足实时系统的要求，中断处理应该是越快越好。linux为了实现这个特点，当中断发生的时候，硬中断处理那些短时间
就可以完成的工作，而将那些处理事件比较长的工作，放到中断之后来完成，也就是软中断(softirq)来完成。
(3) 中断嵌套
Linux下硬中断是可以嵌套的，但是没有优先级的概念，也就是说任何一个新的中断都可以打断正在执行的中断，但同种中断
除外。软中断不能嵌套，但相同类型的软中断可以在不同CPU上并行执行。
(4) 软中断指令
int是软中断指令。
中断向量表是中断号和中断处理函数地址的对应表。
int n - 触发软中断n。相应的中断处理函数的地址为：中断向量表地址 + 4 * n。
(5)硬中断和软中断的区别
软中断是执行中断指令产生的，而硬中断是由外设引发的。
硬中断的中断号是由中断控制器提供的，软中断的中断号由指令直接指出，无需使用中断控制器。
硬中断是可屏蔽的，软中断不可屏蔽。
硬中断处理程序要确保它能快速地完成任务，这样程序执行时才不会等待较长时间，称为上半部。
软中断处理硬中断未完成的工作，是一种推后执行的机制，属于下半部。
(1) 硬中断的开关
简单禁止和激活当前处理器上的本地中断：
local_irq_disable();
local_irq_enable();
保存本地中断系统状态下的禁止和激活：
unsigned long flags;
local_irq_save(flags);
local_irq_restore(flags);
(2) 软中断的开关
禁止下半部，如softirq、tasklet和workqueue等：
local_bh_disable();
local_bh_enable();
需要注意的是，禁止下半部时仍然可以被硬中断抢占。
(3) 判断中断状态
#define in_interrupt() (irq_count()) // 是否处于中断状态(硬中断或软中断)
#define in_irq() (hardirq_count()) // 是否处于硬中断
#define in_softirq() (softirq_count()) // 是否处于软中断
(1) 注册中断处理函数
注册中断处理函数：
[java] view plain copy /** * irq: 要分配的中断号 * handler: 要注册的中断处理函数 * flags: 标志(一般为0) * name: 设备名(dev->name) * dev: 设备(struct net_device *dev)，作为中断处理函数的参数 * 成功返回0 */ int request_irq(unsigned int irq, irq_handler_t handler, unsigned long flags, const char *name, void *dev);
中断处理函数本身：
[java] view plain copy typedef irqreturn_t (*irq_handler_t) (int, void *); /** * enum irqreturn * @IRQ_NONE: interrupt was not from this device * @IRQ_HANDLED: interrupt was handled by this device * @IRQ_WAKE_THREAD: handler requests to wake the handler thread */ enum irqreturn { IRQ_NONE, IRQ_HANDLED, IRQ_WAKE_THREAD, }; typedef enum irqreturn irqreturn_t; #define IRQ_RETVAL(x) ((x) != IRQ_NONE)
(2) 注销中断处理函数
[java] view plain copy /** * free_irq - free an interrupt allocated with request_irq * @irq: Interrupt line to free * @dev_id: Device identity to free * * Remove an interrupt handler. The handler is removed and if the * interrupt line is no longer in use by any driver it is disabled. * On a shared IRQ the caller must ensure the interrupt is disabled * on the card it drives before calling this function. The function does * not return until any executing interrupts for this IRQ have completed. * This function must not be called from interrupt context. */ void free_irq(unsigned int irq, void *dev_id);
(1) 定义
软中断是一组静态定义的下半部接口，可以在所有处理器上同时执行，即使两个类型相同也可以。
但一个软中断不会抢占另一个软中断，唯一可以抢占软中断的是硬中断。
软中断由softirq_action结构体表示：
[java] view plain copy struct softirq_action { void (*action) (struct softirq_action *); /* 软中断的处理函数 */ };
目前已注册的软中断有10种，定义为一个全局数组：
[java] view plain copy static struct softirq_action softirq_vec[NR_SOFTIRQS]; enum { HI_SOFTIRQ = 0, /* 优先级高的tasklets */ TIMER_SOFTIRQ, /* 定时器的下半部 */ NET_TX_SOFTIRQ, /* 发送网络数据包 */ NET_RX_SOFTIRQ, /* 接收网络数据包 */ BLOCK_SOFTIRQ, /* BLOCK装置 */ BLOCK_IOPOLL_SOFTIRQ, TASKLET_SOFTIRQ, /* 正常优先级的tasklets */ SCHED_SOFTIRQ, /* 调度程序 */ HRTIMER_SOFTIRQ, /* 高分辨率定时器 */ RCU_SOFTIRQ, /* RCU锁定 */ NR_SOFTIRQS /* 10 */ };
(2) 注册软中断处理函数
[java] view plain copy /** * @nr: 软中断的索引号 * @action: 软中断的处理函数 */ void open_softirq(int nr, void (*action) (struct softirq_action *)) { softirq_vec[nr].action = action; }例如：
open_softirq(NET_TX_SOFTIRQ, net_tx_action);
open_softirq(NET_RX_SOFTIRQ, net_rx_action);
(3) 触发软中断
调用raise_softirq()来触发软中断。
[java] view plain copy void raise_softirq(unsigned int nr) { unsigned long flags; local_irq_save(flags); raise_softirq_irqoff(nr); local_irq_restore(flags); } /* This function must run with irqs disabled */ inline void rasie_softirq_irqsoff(unsigned int nr) { __raise_softirq_irqoff(nr); /* If we're in an interrupt or softirq, we're done * (this also catches softirq-disabled code). We will * actually run the softirq once we return from the irq * or softirq. * Otherwise we wake up ksoftirqd to make sure we * schedule the softirq soon. */ if (! in_interrupt()) /* 如果不处于硬中断或软中断 */ wakeup_softirqd(void); /* 唤醒ksoftirqd/n进程 */ }Percpu变量irq_cpustat_t中的__softirq_pending是等待处理的软中断的位图，通过设置此变量
即可告诉内核该执行哪些软中断。
[java] view plain copy static inline void __rasie_softirq_irqoff(unsigned int nr) { trace_softirq_raise(nr); or_softirq_pending(1UL << nr); } typedef struct { unsigned int __softirq_pending; unsigned int __nmi_count; /* arch dependent */ } irq_cpustat_t; irq_cpustat_t irq_stat[]; #define __IRQ_STAT(cpu, member) (irq_stat[cpu].member) #define or_softirq_pending(x) percpu_or(irq_stat.__softirq_pending, (x)) #define local_softirq_pending() percpu_read(irq_stat.__softirq_pending)
唤醒ksoftirqd内核线程处理软中断。
[java] view plain copy static void wakeup_softirqd(void) { /* Interrupts are disabled: no need to stop preemption */ struct task_struct *tsk = __get_cpu_var(ksoftirqd); if (tsk && tsk->state != TASK_RUNNING) wake_up_process(tsk); }
在下列地方，待处理的软中断会被检查和执行：
1. 从一个硬件中断代码处返回时
2. 在ksoftirqd内核线程中
3. 在那些显示检查和执行待处理的软中断的代码中，如网络子系统中
而不管是用什么方法唤起，软中断都要在do_softirq()中执行。如果有待处理的软中断，
do_softirq()会循环遍历每一个，调用它们的相应的处理程序。
在中断处理程序中触发软中断是最常见的形式。中断处理程序执行硬件设备的相关操作，
然后触发相应的软中断，最后退出。内核在执行完中断处理程序以后，马上就会调用
do_softirq()，于是软中断开始执行中断处理程序完成剩余的任务。
下面来看下do_softirq()的具体实现。
[java] view plain copy asmlinkage void do_softirq(void) { __u32 pending; unsigned long flags; /* 如果当前已处于硬中断或软中断中，直接返回 */ if (in_interrupt()) return; local_irq_save(flags); pending = local_softirq_pending(); if (pending) /* 如果有激活的软中断 */ __do_softirq(); /* 处理函数 */ local_irq_restore(flags); } [java] view plain copy /* We restart softirq processing MAX_SOFTIRQ_RESTART times, * and we fall back to softirqd after that. * This number has been established via experimentation. * The two things to balance is latency against fairness - we want * to handle softirqs as soon as possible, but they should not be * able to lock up the box. */ asmlinkage void __do_softirq(void) { struct softirq_action *h; __u32 pending; /* 本函数能重复触发执行的次数，防止占用过多的cpu时间 */ int max_restart = MAX_SOFTIRQ_RESTART; int cpu; pending = local_softirq_pending(); /* 激活的软中断位图 */ account_system_vtime(current); /* 本地禁止当前的软中断 */ __local_bh_disable((unsigned long)__builtin_return_address(0), SOFTIRQ_OFFSET); lockdep_softirq_enter(); /* current->softirq_context++ */ cpu = smp_processor_id(); /* 当前cpu编号 */ restart: /* Reset the pending bitmask before enabling irqs */ set_softirq_pending(0); /* 重置位图 */ local_irq_enable(); h = softirq_vec; do { if (pending & 1) { unsigned int vec_nr = h - softirq_vec; /* 软中断索引 */ int prev_count = preempt_count(); kstat_incr_softirqs_this_cpu(vec_nr); trace_softirq_entry(vec_nr); h->action(h); /* 调用软中断的处理函数 */ trace_softirq_exit(vec_nr); if (unlikely(prev_count != preempt_count())) { printk(KERN_ERR "huh, entered softirq %u %s %p" "with preempt_count x," "exited with x?\n", vec_nr, softirq_to_name[vec_nr], h->action, prev_count, preempt_count()); } rcu_bh_qs(cpu); } h++; pending >>= 1; } while(pending); local_irq_disable(); pending = local_softirq_pending(); if (pending & --max_restart) /* 重复触发 */ goto restart; /* 如果重复触发了10次了，接下来唤醒ksoftirqd/n内核线程来处理 */ if (pending) wakeup_softirqd(); lockdep_softirq_exit(); account_system_vtime(current); __local_bh_enable(SOFTIRQ_OFFSET); }
(4) ksoftirqd内核线程
内核不会立即处理重新触发的软中断。
当大量软中断出现的时候，内核会唤醒一组内核线程来处理。
这些线程的优先级最低(nice值为19)，这能避免它们跟其它重要的任务抢夺资源。
但它们最终肯定会被执行，所以这个折中的方案能够保证在软中断很多时用户程序不会
因为得不到处理时间而处于饥饿状态，同时也保证过量的软中断最终会得到处理。
每个处理器都有一个这样的线程，名字为ksoftirqd/n，n为处理器的编号。
[java] view plain copy static int run_ksoftirqd(void *__bind_cpu) { set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE); current->flags |= PF_KSOFTIRQD; /* I am ksoftirqd */ while(! kthread_should_stop()) { preempt_disable(); if (! local_softirq_pending()) { /* 如果没有要处理的软中断 */ preempt_enable_no_resched(); schedule(); preempt_disable(): } __set_current_state(TASK_RUNNING); while(local_softirq_pending()) { /* Preempt disable stops cpu going offline. * If already offline, we'll be on wrong CPU: don't process. */ if (cpu_is_offline(long)__bind_cpu))/* 被要求释放cpu */ goto wait_to_die; do_softirq(); /* 软中断的统一处理函数 */ preempt_enable_no_resched(); cond_resched(); preempt_disable(); rcu_note_context_switch((long)__bind_cpu); } preempt_enable(); set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE); } __set_current_state(TASK_RUNNING); return 0; wait_to_die: preempt_enable(); /* Wait for kthread_stop */ set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE); while(! kthread_should_stop()) { schedule(); set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE); } __set_current_state(TASK_RUNNING); return 0; }转自： http://blog.csdn.net/zhangskd/article/details/21992933
