把可以延迟的处理从硬中断处理程序独立出来，这样这个处理可以在开中断的情况下运行，这个处理就是软中断。可见，软中断的这种脱离可以大大缩短硬中断的响应时间，对于很多实时应用来说及其重要。
我们本文只谈软中断，至于tasklet、workqueue等我们以后再谈。我们在讲述软中断流程（参考linux kernel 4.0）时会尝试深入理解其中的各个细节之处，分享我们自己的理解（如果不正，还望指出，谢谢）。
（题图来自：techvark.com）
软中断数据结构的定义软中断目前有10（由NR_SOFTIRQS定义）个，通过softirq_vec[NR_SOFTIRQS]数组来管理这些软中断，全部cpu共用。
软中断的注册通过open_softirq()将具体的软中断处理函数和软中断编号绑定。如网络系统注册了收发包的软中断处理函数：
open_softirq(NET_TX_SOFTIRQ, net_tx_action);
open_softirq(NET_RX_SOFTIRQ, net_rx_action);
软中断的激活每个cpu都有一个32bit的位图（即__softirq_pending）来维护本cpu上的软中断是否激活。
typedefstruct{
unsignedint __softirq_pending;
#ifdef CONFIG_SMP
unsignedint ipi_irqs[NR_IPI];
#endif
} ____cacheline_aligned irq_cpustat_
irq_cpustat_t irq_stat[NR_CPUS] ____cacheline_aligned;
软中断的激活时机之一：irq_exitirq_exit函数里可能会激活软中断，激活条件是：
不在硬中断里并且不在软中断里并且本cpu的__softirq_pending中有置位。
if(!in_interrupt()&& local_softirq_pending())
invoke_softirq();
由这个条件，我们可以知道，软中断和硬中断在这里是同等对待（在in_interrupt里）的，体现都是中断处理这一个本质。不能在硬中断里的条件，表明必须优先性，必须硬中断全部处理完，才考虑软中断；不能在软中断里的条件，表明屏蔽了软中断的嵌套。
invoke_softirq函数的处理是，要么（先唤醒ksoftirqd）将软中断交由ksoftirqd专门线程处理，要么直接调用__do_softirq即时处理（当然，即时处理要区分是在哪个栈上：是当前栈上还是在独立的软中断栈上）。
我们看看即时处理这个流程。local_softirq_pending前肯定会清除preempt_count中的硬中断位，如果此时preempt_count里没有软中断位则可以被抢占（即时关闭硬中断）。在进入到__do_softirq处理各个软中断期间，肯定是禁止抢占了。在硬（软）中断上下文里的抢占是众所周知不被允许的：会让被中断的进程执行时间不确定，也是不公平的（也就是说，不要在硬中断和软中断的处理中有调度离开的意向）。
软中断的激活时机之二：raise_softirq网卡收包方式从非NAPI进化到NAPI方式，就充分展示了软中断的优点：把收报任务最大程度地交给软中断处理，最大程度简化硬中断处理。这种进化，我们以后再讲。
raise_softirq函数会调用__raise_softirq_irqoff函数，在指定cpu的__softirq_pending位图上置位相应的软中断。raise_softirq_irqoff函数和raise_softirq函数的区别是关中断的操作是否已经完成了。置位位图是一个竞争操作，所有硬中断里都可能做，所以得保证在关中断的情况下完成。
软中断的激活之三：ksoftirqd每个cpu都有一个ksoftirqd线程在软中断量大时专门处理软中断：
DEFINE_PER_CPU(struct task_struct *, ksoftirqd);
ksoftirqd线程的核心函数run_ksoftirqd的（循环）处理是：关中断看本cpu的__softirq_pending的置位情况，如有则执行__do_softirqd()，执行完开中断）。这个执行很顺畅，因为是在该线程自己的栈上，不会有影响用户进程的问题。
这里有个疑问，此处以前是关抢占保护，现在是关中断的保护了（参考2012年的patch 3e339b，softirq: Use hotplugthread infrastructure）？我们的理解是：关抢占的保护方式，会让后续更多的软中断由ksoftirqd处理，不符合ksoftirqd的辅助地位。就处理软中断的地位而言，应该是irq_exit的为主，ksoftirqd的为辅。）