ksoftirqd里也可以看到，在执行软中断前是可以被抢占的，但是一旦开始执行就不能被抢占了（和上面的调度之一：irq_exit中的讲述的思想是一致的）。就是说，软中断和硬中断的处理思想是一致的：执行期间不允许发生调度！
上述不能抢占的原因其实就是类似事务性的一个原则：一旦开始不能停止。另外一个原因是，执行的是用户自定义的硬（软）中断程序，操作具有不确定性，如果让这些操作期间具有调度可能，则会脱离内核的控制范围。
软中断的激活之四：其他地方比如netif_rx_ni（），执行do_softirq前关抢占，不能在执行软中断期间调度。
软中断的激活之五：local_bh_enableif(unlikely(!in_interrupt()&& local_softirq_pending()))
do_softirq();
想想，如果异常和软中断有共享数据的话，异常处理走到此共享数据的临界区时需要关软中断，但不需要关硬中断。那么当走完临界区时，需要开软中断，此时就是一个激活时机（看preempt_count了，其实可能也是一个抢占时机）。
用“激活”而不是“调用”的原因是外围处理仅修改本cpu的__softirq_pending位图，最后由核心机制（比如ksoftirqd、能通过in_interrupt检查的软中断处理）真正处理，而这就是软中断的理念：让硬中断（或者其它）更快执行，所以不会采用直接调用的方式。
“激活”的原则是谁激活，谁处理，哪个cpu上的硬中断带来的软中断就由哪个cpu处理（或者说，归属cpu是软中断跟着硬中断走）。这样，充分发挥smp的优势，均衡到各个cpu上。至于硬中断和cpu之间的关系，我们以后讲到硬中断时再讨论。每个cpu维护自己的软中断机制就行了，各个cpu是互不相关的。注意，还是有相关性的：各个cpu并行处理同一类型的软中断时，该类型软中断处理需要为共享数据做保护，这是软中断可重入性需要付出的代价。
软中断核心函数处理之do_softirqdo_softirq先检查软中断重入条件：必须不在硬中断里并且不在软中断里，符合条件之后就可以开始做如下的软中断处理了：
pending = local_softirq_pending();
if(pending)
__do_softirq();
这个处理是在关中断的保护下完成的，毕竟软中断和硬中断本质上是一样的，都是中断体系的（当然，进入到硬/软中断内部再开则另当别论了）。也可以看到，局部变量pending没有传入__do_softirq内部，所以此处仅是判断，不是使用，此处判断值和内部使用值可能有差异，位图中置位位数会少一些。
我们再深究一下这个检查条件。我们的理解是：
这个条件达到了两个效果：同一个cpu上的软中断不嵌套；嵌套硬中断中不处理软中断。就同一个cpu而言，__do_softirq函数的执行是串行的，非重入的（do_softirq函数可以说是可重入的）；就多个cpu而言，__do_softirq函数是可重入的，即使是同一个类型的软中断。也就是说，软中断通过这个检查条件做到了本cpu上的软中断处理串行化，当然，多cpu之间的还是并行的，所以同一类型软中断处理还是需要保护自己的相关共享数据结构的。
软中断核心函数处理之__do_softirq__do_softirq函数处理是尽量（虽然可能还是执行不完）执行所有被激活的软中断（由本cpu上的__softirq_pending位图标识）处理。我们分三个阶段分析。
准备处理阶段：关闭软中断（效果是让上面提到的检查条件为真，从而达到禁止本cpu上的软中断嵌套的目的）。
核心处理阶段：关硬中断，获得本cpu的__softirq_pending位图并存储起来，清空位图，开硬中断（仅在读写位图时需要关硬中断，防止其它硬中断同时操作）。执行本cpu的所有软中断（由存储起来的位图获得）。这个核心处理是个循环，最多10次（MAX_SOFTIRQ_RESTART），毕竟此时用的是用户进程的栈，不能借用太久。退出循环的条件是：总时间超出或者被抢占（开中断就会有被抢占）或者达到10次了。
结尾处理阶段：关硬中断，开软中断。
另外，如果10次循环都解决不完软中断，说明期间发生的硬中断很多，带来的额外的软中断也很多。那么就不继续影响借用的用户进程栈了，直接交给专门的ksoftirqd内核线程处理。这也就说明了循环的含义：处理软中断期间时还会进入新的硬中断，从而带进新的软中断（当然，仅仅是在本cpu的__softirq_pending上置位，不会有实际处理），所以需要反复去处理（处理的目标很明确，就是要清空本cpu上的__softirq_pending位图）。