因為中斷的處理過程中，同種類型的中斷是被禁止的。並且中斷處理應該越短越好，這樣才能減少丟失的中斷。所以linux將中斷處理分為兩部分。關鍵緊急的事情在中斷上下文處理，不緊急或者花費時間較多的事情在所謂的下半部分中執行。中斷的下半部分是一種內核機制，它運行的時候允許中斷的產生，可以分為軟中斷與工作隊列。軟中斷又包含：tasklet 與內核定時器。軟中斷是一種特殊的內核控制路徑，它不屬於任何進程，所以不能被搶占，不可以睡眠。而工作隊列是一種內核線程，有工作的時候醒來工作，沒事的時候處於睡眠狀態。
相關閱讀：Linux內核學習筆記：中斷與異常 http://www.linuxidc.com/Linux/2012-03/57751.htm
一. 軟中斷
軟中斷是靜態分配的，這也就意味這如果想定義新的軟中斷就必須重新編譯內核。軟中斷可以並發的運行在多處理器上，即使同一個軟中斷也是這樣。所以，軟中斷函數必須是可重入函數，而且需要使用自選鎖來保護數據結構。linux使用有限數量的軟中斷，一般而言不需要定義新的軟中斷，因為tasklet就足夠用了。而且tasklet不必是可重入的。目前linux使用以下幾種軟中斷：搞優先級的tasklet，內核定時器，網卡接收軟中斷，網卡發送軟中斷，SCSI命令處理軟中斷，低優先級的軟中斷。
軟中斷使用的數據結構是softirq_vec數組，該數組包含softirq_action的32個元素，也就意味著linux總共可以有32個軟中斷。softirq_action結構有兩個域：一個是action指針一個是data。與軟中斷相關的進程描述符的字段是thread_info裡面的preempt_count。它包含：搶占計數器，軟中斷計數器，中斷計數器。內核用來了解進程運行的環境。in_interupt函數讀取這個字段，只要有一個計數器不為0,那麼就返回1.說明進程運行在中斷上下文，這時是禁止內核搶占的。
內核處理軟中斷需要三步：（1）初始化軟中斷，初始化softirq_vec數組，初始化軟中斷處理函數以及所使用的數據結構。（2）激活軟中斷。raise_softirq激活軟中斷。（3）周期性檢查，並處理軟中斷。內核在do_IRQ完成中斷處理調用irq_exit的時候會檢查未處理的軟中斷。或者在ksoftirqd/n線程被喚醒時檢查軟中斷。
如果確實有未處理的軟中，那麼內核調用do_softirq函數處理軟中斷。這個函數依次處理激活的軟中斷，執行注冊的函數。主要完成以下幾步：
（1）調用in_interrupt，如果返回1說明處於中斷上下文。函數返回。
（2）調用__do_softirq函數
這個函數是處理軟中斷的基本函數，它主要吧軟中斷的位掩碼復制到局部變量pending中，清除本地CPU的軟中斷位圖。根據pending的每一位執行對應的軟中斷處理函數。注意在軟中斷處理過程中可能產生新的軟中斷。所以，這個函數會循環執行，直到沒有新的軟中斷。
在軟中斷處理過程中，__do_softirq是循環執行的，如果有軟中斷不停的產生新的軟中斷，那麼會帶來一個問題就是__do_softirq會一直占用CPU，用戶進程沒有機會運行。但是如果__do_softirq不循環檢查新的軟中斷，那麼軟中斷就會延遲很久執行。為了解決這個問題，linux采用ksoftirqd內核線程的辦法。__do_softirq會循環有限次來處理新的軟中斷，如果還有新的軟中斷就會喚醒ksoftirqd內核線程來執行，這個內核線程的優先級比較低，所以即使有大量的軟中斷需要處理，對用戶進程的影響也比較小。
二. tasklet
tasklet也是一種軟中斷，但是tasklet比軟中斷有著更好的並發特性。是io驅動程序首選的可延遲函數方法。tasklet有如下的特性：
（1）tasklet可以在內核運行的時候定義
（2）相同類型的tasklet不能在用一個CPU上並發運行，也不能在不同的CPU上並發運行
（1）不同類型的tasklet不能在同一個CPU上並發運行，但是可以在不同的CPU上並發運行。所以如果不同的tasklet訪問相同的數據結構，需要加一定的鎖保護
三. 工作隊列
工作隊列由內核線程來執行。主要的數據結構是workqueue_struct結構。這個結構是是一個cpu_workqueue_struct的數組。cpu_workqueue_struct結構是工作哦隊列的基本結構。主要有此工作隊列工作的鏈表，還有內核線程的進程描述符的指針。工作隊列的工作是由work_struct結構組成，這個結構有需要執行的函數，以及傳輸的數據等字段。建立工作隊列是一項非常耗時的操作，因為它會建立一個內核線程。所以linux默認建立了一個工作隊列來供使用。每一個CPU一個這樣的工作隊列。
