linuxcpu中断

㈠ 如何指定CPU只运行特定任务，linux中断interrupt

cpuset 允许把所有进程echo到一个cpuset目录中，与指定的cpu绑定。

The following script which is a starting point for investigating willmove all the processes to a specific cpuset with one cpu.

if[!-d/sys/fs/cgroup];then
echo"cgroupnotsupportedbythekernel"
else
mkdir/sys/fs/cgroup/cpuset
mount-tcgroup-ocpusetcpuset/sys/fs/cgroup/cpuset
echo1>/sys/fs/cgroup/cpuset/cgroup.clone_children
mkdir/sys/fs/cgroup/cpuset/cpu0
mkdir/sys/fs/cgroup/cpuset/cpu1

#assignacpuforcgroupcpu0
echo0>/sys/fs/cgroup/cpuset/cpu0/cpuset.cpus

#moveoutselftothisnewcgroup
echo$$>/sys/fs/cgroup/cpuset/cpu0/tasks
foriin$(cat/sys/fs/cgroup/cpuset/tasks);do
echo$i>/sys/fs/cgroup/cpuset/cpu0/tasks||echo"failedtoaddpid$i/$(cat/proc/$i/comm)"
done

#assignacpuforcgroupcpu1
echo1>/sys/fs/cgroup/cpuset/cpu1/cpuset.cpus

#
#totheothercgroupwon'tuseit
echo1>/sys/fs/cgroup/cpuset/cpu1/cpuset.cpu_exclusive
fi

把系统中的进程与CPU0绑定，然后把CPU1设置 exclusive属性，这样其它cgroup不会使用这个CPU。

开启stress压力测试

在此基础上再开启一个CPUhot：

可见新启动的任务不会占用CPU1。

将CPUhot进程与 CPU1绑定：

此时观察CPU使用率：

另外还有一个问题就是怎样禁止一个中断打断cpu？

内核提供了中断的affinity，但要使用这个还需要关闭 irq balancer 进程。

如下脚本可以设置中断的cpu affinity。

for i in $(find /proc/irq -name "smp_affinity"); do echo 1 > $i; done

以上脚本把所有中断的CPU Affinity都设置为CPU0。

这样在/proc/irq目录下的每一个中断其CPU Affinity都被设置为CPU0。

此时仍有一系列的中断会打断CPU1：

Single function call interrupts

Local timer interrupts

另外要让中断的CPU Affinity起作用，irq balance 服务必须被关闭。但这样中断负载平衡就被打断，能不能修改irq balance 代码，让其在规定的若干个CPU核心上负责中断平衡

㈡ linux系统中的中断指令是什么

什么是中断
Linux 内核需要对连接到计算机上的所有硬件设备进行管理，毫无疑问这是它的份内事。如果要管理这些设备，首先得和它们互相通信才行，一般有两种方案可实现这种功能：
轮询（polling） 让内核定期对设备的状态进行查询，然后做出相应的处理；中断（interrupt） 让硬件在需要的时候向内核发出信号（变内核主动为硬件主动）。
第一种方案会让内核做不少的无用功，因为轮询总会周期性的重复执行，大量地耗用 CPU 时间，因此效率及其低下，所以一般都是采用第二种方案 。
对于中断的理解我们先看一个生活中常见的例子:QQ。第一种情况:你正在工作,然后你的好友突然给你发送了一个窗口抖动,打断你正在进行的工作。第
二种情况:当然你有时候也会每隔 5 分钟就去检查一下 QQ
看有没有好友找你,虽然这很浪费你的时间。在这里,一次窗口抖动就可以被相当于硬件的中断,而你就相当于 CPU,你的工作就是 CPU
这在执行的进程。而定时查询就被相当于 CPU 的轮询。在这里可以看到:同样作为 CPU 和硬件沟通的方式,中断是硬件主动的方式,较轮询(CPU
主动)更有效些,因为我们都不可能一直无聊到每隔几分钟就去查一遍好友列表。
CPU
有大量的工作需要处理,更不会做这些大量无用功。当然这只是一般情况下。好了,这里又有了一个问题,每个硬件设备都中断,那么如何区分不同硬件呢?不同设
备同时中断如何知道哪个中断是来自硬盘、哪个来自网卡呢?这个很容易,不是每个 QQ 号码都不相同吗?同样的,系统上的每个硬件设备都会被分配一个
IRQ 号,通过这个唯一的 IRQ 号就能区别张三和李四了。
从物理学的角度看，中断是一种电信号，由硬件设备产生，并直接送入中断控制器（如
8259A）的输入引脚上，然后再由中断控制器向处理器发送相应的信号。处理器一经检测到该信号，便中断自己当前正在处理的工作，转而去处理中断。此后，
处理器会通知 OS 已经产生中断。这样，OS
就可以对这个中断进行适当的处理。不同的设备对应的中断不同，而每个中断都通过一个唯一的数字标识，这些值通常被称为中断请求线。

㈢ 如何关闭linux smp中断

在多 CPU 的环境中，还有一个中断平衡的问题，比如，网卡中断会教给哪个 CPU 处理，这个参数控制哪些 CPU 可以绑定 IRQ 中断。其中的 {number} 是对应设备的中断编号，可以用下面的命令找出：

cat /proc/interrupt
比如，一般 eth0 的 IRQ 编号是 16，所以控制 eth0 中断绑定的 /proc 文件名是 /proc/irq/16/smp_affinity。上面这个命令还可以看到某些中断对应的CPU处理的次数，缺省的时候肯定是不平衡的。

设置其值的方法很简单，smp_affinity 自身是一个位掩码（bitmask），特定的位对应特定的 CPU，这样，01 就意味着只有第一个 CPU 可以处理对应的中断，而 0f（0x1111）意味着四个 CPU 都会参与中断处理。

几乎所有外设都有这个参数设置，可以关注一下。

这个数值的推荐设置，其实在很大程度上，让专门的CPU处理专门的中断是效率最高的，比如，给磁盘IO一个CPU，给网卡一个CPU，这样是比较合理的。

现在的服务器一般都是多核了，但是中断很多时候都是只用一个核，如果有些中断要求比较高，可以把它独立分配给一个cpu使用。

㈣ Linux 系统中的中断是不是没有中断优先级

关于中断嵌套：在linux内核里，如果驱动在申请注册中断的时候没有特别的指定，do_irq在做中断响应的时候，是开启中断的，如果在驱动的中断处理函数正在执行的过程中，出现同一设备的中断或者不同设备的中断，这时候新的中断会被立即处理，还是被pending，等当前中断处理完成后，再做处理。在2.4和2.6内核里，关于这一块是否有什么不同。 一般申请中断的时候都允许开中断，即不使用SA_INTERRUPT标志。如果允许共享则加上 SA_SHIRQ，如果可以为内核熵池提供熵值（譬如你写的驱动是ide之类的驱动），则再加上 SA_SAMPLE_RANDOM标志。这是普通的中断请求过程。对于这种一般情况，只要发生中断，就可以抢占内核，即使内核正在执行其他中断函数。这里有两点说明：一是因为linux不支持 中断优先级，因此任何中断都可以抢占其他中断，但是同种类型的中断（即定义使用同一个 中断线的中断）不会发生抢占，他们会在执行本类型中断的时候依次被调用执行。二是所谓 只要发生中断，就可以抢占内核这句是有一定限制的，因为当中断发生的时候系统由中断门 进入时自动关中断（对于x86平台就是将eflags寄存器的if位置为0），只有当中断函数被执行 （handle_IRQ_event）的过程中开中断之后才能有抢占。 对于同种类型的中断，由于其使用同样的idt表项，通过其状态标志（IRQ_PENDING和 IRQ_INPROGRESS）可以防止同种类型的中断函数执行（注意：是防止handle_IRQ_event被重入， 而不是防止do_IRQ函数被重入），对于不同的中断，则可以自由的嵌套。因此，所谓中断嵌套， 对于不同的中断是可以自由嵌套的，而对于同种类型的中断，是不可以嵌套执行的。以下简单解释一下如何利用状态标志来防止同种类型中断的重入：当某种类型的中断第一次发生时，首先其idt表项的状态位上被赋予IRQ_PENDING标志，表示有待处理。 然后将中断处理函数action置为null，然后由于其状态没有IRQ_INPROGRESS标志（第一次），故将其状态置上IRQ_INPROGRESS并去处IRQ_PENDING标志，同时将action赋予相应的中断处理函数指针（这里是一个重点，linux很巧妙的用法，随后说明）。这样，后面就可以顺利执行handle_IRQ_event进行中断处理，当在handle_IRQ_event中开中断后，如果有同种类型的中断发生，则再次进入do_IRQ函数，然后其状态位上加上IRQ_PENDING标志，但是由于前一次中断处理中加上的IRQ_INPROGRESS没有被清除，因此这里无法清除IRQ_PENDING标志，因此action还是为null，这样就无法再次执行handle_IRQ_event函数。从而退出本次中断处理，返回上一次的中断处理函数中，即继续执行handle_IRQ_event函数。当handle_IRQ_event返回时检查IRQ_PENDING标志，发现存在这个标志，说明handle_IRQ_event执行过程中被中断过，存在未处理的同类中断，因此再次循环执行handle_IRQ_event函数。直到不存在IRQ_PENDING标志为止。2.4和2.6的差别，就我来看，主要是在2.6中一进入do_IRQ，多了一个关闭内核抢占的动作，同时在处理中多了一种对IRQ_PER_CPU类型的中断的处理，其他没有什么太大的改变。这类IRQ_PER_CPU的中断主要用在smp环境下将中断绑定在某一个指定的cpu上。例如arch/ppc/syslib/open_pic.c中的openpic_init中初始化ipi中断的时候。 其实简单的说，中断可以嵌套，但是同种类型的中断是不可以嵌套的，因为在IRQ上发生中断，在中断响应的过程中，这个IRQ是屏蔽的，也就是这个IRQ的中断是不能被发现的。 同时在内核的临界区内，中断是被禁止的 关于do_IRQ可能会丢失中断请求：do_IRQ函数是通过在执行完handle_IRQ_event函数之后判断status是否被设置了IRQ_PENDING标志来判断是否还有没有被处理的同一通道的中断请求。 但是这种方法只能判断是否有，而不能知道有多少个未处理的统一通道中断请求。也就是说，假如在第一个中断请求执行handle_IRQ_event函数的过程中来了同一通道的两个或更多中断请求，而这些中断不会再来，那么仅仅通过判断status是否设置了IRQ_PENDING标志不知道到底有多少个未处理的中断，handle_IRQ_event只会被再执行一次。这算不算是个bug呢？ 不算，只要知道有中断没有处理就OK了，知道1个和知道N个，本质上都是一样的。作为外设，应当能够处理自己中断未被处理的情况。不可能丢失的，在每一个中断描述符的结构体内，都有一个链表，链表中存放着服务例程序关于中断中使用的几个重要概念和关系： 一、基本概念 1. 产生的位置 发生的时刻 时序 中断 CPU外部 随机 异步 异常 CPU正在执行的程序 一条指令终止执行后 同步 2.由中断或异常执行的代码不是一个进程，而是一个内核控制路径，代表中断发生时正在运行的进程的执行 中断处理程序与正在运行的程序无关 引起异常处理程序的进程正是异常处理程序运行时的当前进程 二、特点 （2）能以嵌套的方式执行，但是同种类型的中断不可以嵌套 （3）尽可能地限制临界区，因为在临界区中，中断被禁止 2.大部分异常发生在用户态，缺页异常是唯一发生于内核态能触发的异常 缺页异常意味着进程切换，因此中断处理程序从不执行可以导致缺页的操作 3.中断处理程序运行于内核态 中断发生于用户态时，要把进程的用户空间堆栈切换到进程的系统空间堆栈，刚切换时，内核堆栈是空的 中断发生于内核态时， 不需要堆栈空间的切换 三、分类 1.中断的分类：可屏蔽中断、不可屏蔽中断 2.异常的分类： 分类 解决异常的方法 举例 故障 那条指令会被重新执行 缺页异常处理程序 陷阱 会从下一条指令开始执行 调试程序

㈤ linux下怎么解除中断和cpu绑定

在多 CPU 的环境中，还有一个中断平衡的问题，比如，网卡中断会教给哪个 CPU 处理，这个参数控制哪些 CPU 可以绑定 IRQ 中断。其中的 {number} 是对应设备的中断编号，可以用下面的命令找出： cat /proc/interrupt 比如，一般 eth0 的 IRQ

㈥ linux 内核软中断 是在中断状态吗

先说说环境
1.硬件:DELL R410
2.网卡:板载1000M BCM5709
2.OS: RHEL 5.5 x86_64
3.KERNEL: 2.6.18-194.el5
所出现的问题
1.网卡毫无征兆的down掉，而且没有任何log信息
2.当流量增大时，不到理论上限的1/3时机器出现网络延迟严重，伴随大量的丢包
3.机器的cpu软中断不均衡，只有1个cpu处理软中断，并且该cpu的软中断周期性的达到100%
4.内外网网卡做nat丢包数据量不一致，差别很大，不在同一个数量级
想必第一个问题，大部分使用bcm网卡，rhel 5.3以后得机器都会遇到这种情况，网上的资料比较的多，我也不多啰嗦了，直接升级网卡驱动就可以解决了。第二，三，四其实是同一个问题都是由于网卡中断过多，cpu处理不过来(准确的说，cpu分配不均衡，导致只有一个cpu处理，处理不过来)，引起丢包，那么为什么两个网卡丢包的数量级不一样呢，下面从原理上进行解释，既然是做nat多出口，那么就有大量的路由信息，是一个网络应用，当一个数据包请求nat时，数据包先被网卡驱动的数据接收，网卡收到数据时，触发中断。在中断执行例程中，把skb挂入输入队列，并触发软中断。稍后的某个时刻，当软中断执行时，再从该队列中把skb取下来，投递给上层协议。
如果在这个过程当中cpu没有及时处理完这个队列导致网卡的buffer满了，网卡将直接丢弃该数据包。这里牵涉到2个队列，一个是tx，一个是rx，它的队列的大小默认都是255，可以通过ethtool -g eth0(你指定的网卡)，为了防止丢包，当时我通过ethtool -G eth0 rx xxx 把它调大了，但是调大以后，还是杯水车薪啊，通过ethtool -S eth0 |grep rx_fw_discards,发现数值还是不停的在增长，也就是说还在不停的丢包，cpu处理不过来，这时候找到网上有人在利用lvs时也遇到这个问题，cpu软中断分配不均衡，只有一个cpu处理软中断的问题，网上的资料五花八门，有建议使用修改设备中断方式。即通过修改设置中断/proc/irq/${网卡中断号}/smp_affinit这时候，我也修改过，没有什么实质的效果，
从官方的bug报告，https://bugzilla.redhat.com/show_bug.cgi?id=520888，其中提到rhel5.6已经修复了这个bug，这其中也提到目前我们的版本可以升级内核到kernel-2.6.18-194.3.1.el5可以解决这个问题。
红帽子官方修复报告中的说明如下：http://rhn.redhat.com/errata/RHSA-2010-0398.html，我们升级了这个内核算是解决单核处理软中断的问题，升级后各个cpu已经能够平均的分配这个软中断，也不丢包了，那么为什么cpu处理不过来这个软中断呢，数据量并不是特别的大啊，上层应用接到这个数据包后，通过路由协议，找到某个出口给nat出去，找nat出口是需要查找路由表，查询路由表是一件很耗时的工作，而每一个不同源地址，不同目的地址的数据包都得重新查找一次路由表，导致cpu处理不过来，为了提高路由查询的效率。Linux内核引用了路由缓存，用于减少对路由表的查询。Linux的路由缓存是被设计来与协议无关的独立子系统，查看路由缓存可以通过命令route -Cn,由于路由缓存当中是采用hash算法进行才找，它的查找速度非常之快，既然是cache就有超时这一概念。系统默认为10分钟，可以通过这个文件进行查看和修改/proc/sys/net/ipv4/route/secret_interval。而当路由缓存当中未找到或者已经超时的路由信息才开始查找路由表，查询到的结果保存在路由缓存中。如果路由表越大，那么查询的时间就越长，一个新的连接进来后或者是老连接cache超时后，占用大量的cpu查询时间，导致cpu周期性的软中断出现100%，而两个网卡丢包的情况来看不均衡也是因为用户的数据包是经过其中一个网卡进来后查询路由表耗时过长，cpu处理不过来，导致那块网卡的队列满了，丢包严重。当然在路由表变动不大的情况下可以加大cache的时间，修改上述内容后，从我监测的情况来看，扛流量能力得到了大大的提升。

㈦ linux中断响应大概是多长时间

一、中断处理为什么要下半部？ Linux在中断处理中间中断处理分了上半部和下半部，目的就是提高系统的响应能力和并发能力。通俗一点来讲：当一个中断产生，调用该中断对应的处理程序(上半部)然后告诉系统，对应的后半部可以执行了。然后中断处理程序就返回，下半部会在合适的时机有系统调用。这样一来就大大的减少了中断处理所需要的时间。 二、那些工作应该放在上半部，那些应该放在下半部？ 没有严格的规则，只有一些提示： 1、对时间非常敏感，放在上半部。 2、与硬件相关的，放在上半部。 3、不能被其他中断打断的工作，放在上半部。 以上三点之外的，考虑放在下半部。 三、下半部机制在Linux中是怎么实现的？ 下半部在Linux中有以下实现机制： 1、BH(在2.5中删除) 2、任务队列(task queue，在2.5删除) 3、软中断(softirq，2.3开始。本文重点) 4、tasklet(2.3开始) 5、工作队列(work queue，2.5开始) 四、软中断是怎么实现的(以下代码出自2.6.32)？ 软中断不会抢占另外一个软中断，唯一可以抢占软中断的是中断处理程序。 软中断可以在不同CPU上并发执行(哪怕是同一个软中断) 1、软中断是编译期间静态分配的，定义如下： struct softirq_action { void (*action)(struct softirq_action *); }; /* * PLEASE, avoid to allocate new softirqs, if you need not _really_ high * frequency threaded job scheling. For almost all the purposes * tasklets are more than enough. F.e. all serial device BHs et * al. should be converted to tasklets, not to softirqs. */ enum { HI_SOFTIRQ=0, TIMER_SOFTIRQ, NET_TX_SOFTIRQ, NET_RX_SOFTIRQ, BLOCK_SOFTIRQ, BLOCK_IOPOLL_SOFTIRQ, TASKLET_SOFTIRQ, SCHED_SOFTIRQ, HRTIMER_SOFTIRQ, RCU_SOFTIRQ, /* Preferable RCU should always be the last softirq */ NR_SOFTIRQS }; /* * map softirq index to softirq name. update 'softirq_to_name' in * kernel/softirq.c when adding a new softirq. */ extern char *softirq_to_name[NR_SOFTIRQS]; static struct softirq_action softirq_vec[NR_SOFTIRQS] __cacheline_aligned_in_smp; 说明： (1)、软中断的个数书上说是32，看来到这个版本已经发生变化了。 (2)、void (*action)(struct softirq_action *);传递整个结构体指针在于当结构体成员发生变化是，接口不变。 2、系统执行软中断一个注册的软中断必须被标记后才会执行(触发软中断)，通常中断处理程序会在返回前标记它的软中断。在下列地方，待处理的软中断会被执行： (1)、从一个硬件中断代码处返回。 (2)、在ksoftirqd内核线程。 (3)、在那些显示检查和执行待处理的软中断代码中。 ksoftirqd说明： 每个处理器都有一个这样的线程。所有线程的名字都叫做ksoftirq/n，区别在于n，它对应的是处理器的编号。在一个双CPU的机器上就有两个这样的线程，分别叫做ksoftirqd/0和ksoftirqd/1。为了保证只要有空闲的处理器，它们就会处理软中断，所以给每个处理器都分配一个这样的线程。 执行软中断的代码如下： asmlinkage void __do_softirq(void) { struct softirq_action *h; __u32 pending; int max_restart = MAX_SOFTIRQ_RESTART; int cpu; pending = local_softirq_pending(); account_system_vtime(current); __local_bh_disable((unsigned long)__builtin_return_address(0)); lockdep_softirq_enter(); cpu = smp_processor_id(); restart: /* Reset the pending bitmask before enabling irqs */ set_softirq_pending(0); local_irq_enable(); h = softirq_vec; do { if (pending & 1) { int prev_count = preempt_count(); kstat_incr_softirqs_this_cpu(h - softirq_vec); trace_softirq_entry(h, softirq_vec); h->action(h); trace_softirq_exit(h, softirq_vec); if (unlikely(prev_count != preempt_count())) { printk(KERN_ERR "huh, entered softirq %td %s %p" "with preempt_count %08x," " exited with %08x?\n", h - softirq_vec, softirq_to_name[h - softirq_vec], h->action, prev_count, preempt_count()); preempt_count() = prev_count; } rcu_bh_qs(cpu); } h++; pending >>= 1; } while (pending); local_irq_disable(); pending = local_softirq_pending(); if (pending && --max_restart) goto restart; if (pending) wakeup_softirqd(); lockdep_softirq_exit(); account_system_vtime(current); _local_bh_enable(); } 3、编写自己的软中断 (1)、分配索引，在HI_SOFTIRQ与NR_SOFTIRQS中间添加自己的索引号。 (2)、注册处理程序，处理程序：open_softirq(索引号，处理函数)。 (3)、触发你的软中断：raise_softirq(索引号)。 4、软中断处理程序注意 (1)、软中断处理程序执行的时候，允许响应中断，但自己不能休眠。 (2)、如果软中断在执行的时候再次触发，则别的处理器可以同时执行，所以加锁很关键。

㈧ Linux中断与定时器

所谓中断是指CPU在执行程序的过程中，出现了某些突发事件急待处理，CPU必须暂停当前程序的执行，转去处理突发事件，处理完毕后又返回原程序被中断的位置继续执行。根据中断的来源，中断可分为内部中断和外部中断，内部中断的中断源来自CPU内部（软件中断指令、溢出、除法错误等，例如，操作系统从用户态切换到内核态需借助CPU内部的软件中断），外部中断的中断源来自CPU外部，由外设提出请求。根据中断是否可以屏蔽，中断可分为可屏蔽中断与不可屏蔽中断（NMI），可屏蔽中断可以通过设置中断控制器寄存器等方法被屏蔽，屏蔽后，该中断不再得到响应，而不可屏蔽中断不能被屏蔽。
根据中断入口跳转方法的不同，中断可分为向量中断和非向量中断。采用向量中断的CPU通常为不同的中断分配不同的中断号，当检测到某中断号的中断到来后，就自动跳转到与该中断号对应的地址执行。不同中断号的中断有不同的入口地址。非向量中断的多个中断共享一个入口地址，进入该入口地址后，再通过软件判断中断标志来识别具体是哪个中断。也就是说，向量中断由硬件提供中断服务程序入口地址，非向量中断由软件提供中断服务程序入口地址。
嵌入式系统以及x86PC中大多包含可编程中断控制器（PIC），许多MCU内部就集成了PIC。如在80386中，PIC是两片i8259A芯片的级联。通过读写PIC的寄存器，程序员可以屏蔽/使能某中断及获得中断状态，前者一般通过中断MASK寄存器完成，后者一般通过中断PEND寄存器完成。定时器在硬件上也依赖中断来实现，典型的嵌入式微处理器内可编程间隔定时器（PIT）的工作原理，它接收一个时钟输入，当时钟脉冲到来时，将目前计数值增1并与预先设置的计数值（计数目标）比较，若相等，证明计数周期满，并产生定时器中断且复位目前计数值。

㈨ 在SMP系统中，Linux定义的处理机间中断RESCEDULE_VECTOR:使被中断CPU重新调

摘要 中断让外设能够通知CPU他需要获得服务(让CPU执行指定的中断服务例程ISR)。为了达到这个目的，首先要为中断执行做好准备，完成初始化相关的操作。包括：

㈩ linux中断的下半部机制有哪些

一、中断处理为什么要下半部？Linux在中断处理中间中断处理分了上半部和下半部，目的就是提高系统的响应能力和并发能力。通俗一点来讲：当一个中断产生，调用该中断对应的处理程序(上半部)然后告诉系统，对应的后半部可以执行了。然后中断处理程序就返回，下半部会在合适的时机有系统调用。这样一来就大大的减少了中断处理所需要的时间。

二、那些工作应该放在上半部，那些应该放在下半部？
没有严格的规则，只有一些提示：
1、对时间非常敏感，放在上半部。
2、与硬件相关的，放在上半部。
3、不能被其他中断打断的工作，放在上半部。
以上三点之外的，考虑放在下半部。

三、下半部机制在Linux中是怎么实现的？
下半部在Linux中有以下实现机制：
1、BH(在2.5中删除)
2、任务队列(task queue，在2.5删除)
3、软中断(softirq，2.3开始。本文重点)
4、tasklet(2.3开始)
5、工作队列(work queue，2.5开始)

四、软中断是怎么实现的(以下代码出自2.6.32)？
软中断不会抢占另外一个软中断，唯一可以抢占软中断的是中断处理程序。
软中断可以在不同CPU上并发执行(哪怕是同一个软中断)

1、软中断是编译期间静态分配的，定义如下：
struct softirq_action { void (*action)(struct softirq_action *); };

/*
* PLEASE, avoid to allocate new softirqs, if you need not _really_ high
* frequency threaded job scheling. For almost all the purposes
* tasklets are more than enough. F.e. all serial device BHs et
* al. should be converted to tasklets, not to softirqs.
*/
enum {
HI_SOFTIRQ=0,
TIMER_SOFTIRQ,
NET_TX_SOFTIRQ,
NET_RX_SOFTIRQ,
BLOCK_SOFTIRQ,
BLOCK_IOPOLL_SOFTIRQ,
TASKLET_SOFTIRQ,
SCHED_SOFTIRQ,
HRTIMER_SOFTIRQ,
RCU_SOFTIRQ, /* Preferable RCU should always be the last softirq */
NR_SOFTIRQS