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。
为了在中断执行时间尽量短和中断处理需完成的工作尽量
大之间找到一个平衡点，Linux将中断处理程序分解为两个半部：顶半部（Top Half）和底半部（Bottom
Half）。
顶半部用于完成尽量少的比较紧急的功能，它往往只是简单地读取寄存器中的中断状态，并在清除中
断标志后就进行“登记中断”的工作。“登记中断”意味着将底半部处理程序挂到该设备的底半部执行队列中
去。这样，顶半部执行的速度就会很快，从而可以服务更多的中断请求。
现在，中断处理工作的重心就落在了底半部的头上，需用它来完成中断事件的绝大多数任务。底半部
几乎做了中断处理程序所有的事情，而且可以被新的中断打断，这也是底半部和顶半部的最大不同，因为
顶半部往往被设计成不可中断。底半部相对来说并不是非常紧急的，而且相对比较耗时，不在硬件中断服
务程序中执行。
尽管顶半部、底半部的结合能够改善系统的响应能力，但是，僵化地认为Linux设备驱动中的中断处
理一定要分两个半部则是不对的。如果中断要处理的工作本身很少，则完全可以直接在顶半部全部完成。
在Linux中，查看/proc/interrupts文件可以获得系统中中断的统计信息，并能统计出每一个中断号上的
中断在每个CPU上发生的次数，
在Linux设备驱动中，使用中断的设备需要申请和释放对应的中断，并分别使用内核提供的
request_irq（）和free_irq（）函数。
int request_irq(unsigned int irq, irq_handler_t handler, unsigned long flags,
const char *name, void *dev);
irq是要申请的硬件中断号。
handler是向系统登记的中断处理函数（顶半部），是一个回调函数，中断发生时，系统调用这个函
数，dev参数将被传递给它。
irqflags是中断处理的属性，可以指定中断的触发方式以及处理方式。
request_irq（）返回0表示成功，返回-EINVAL表示中断号无效或处理函数指针为NULL，返回-
EBUSY表示中断已经被占用且不能共享。
int devm_request_irq(struct device *dev, unsigned int irq, irq_handler_t handler,
unsigned long irqflags, const char *devname, void *dev_id);
此函数与request_irq（）的区别是devm_开头的API申请的是内核“managed”的资源，一般不需要在出
错处理和remove（）接口里再显式的释放。有点类似Java的垃圾回收机制。
下列3个函数用于屏蔽一个中断源：
void disable_irq(int irq);
void disable_irq_nosync(int irq);
void enable_irq(int irq);
disable_irq_nosync（）与disable_irq（）的区别在于前者立即返回，而后者等待目前的中断处理完
成。由于disable_irq（）会等待指定的中断被处理完，因此如果在n号中断的顶半部调用disable_irq（n），
会引起系统的死锁，这种情况下，只能调用disable_irq_nosync（n）。
下列两个函数（或宏，具体实现依赖于CPU的体系结构）将屏蔽本CPU内的所有中断：
#define local_irq_save(flags) ...
void local_irq_disable(void);
前者会将目前的中断状态保留在flags中（注意flags为unsigned long类型，被直接传递，而不是通过指
针），后者直接禁止中断而不保存状态。
与上述两个禁止中断对应的恢复中断的函数（或宏）是：
#define local_irq_restore(flags) ...
void local_irq_enable(void);
以上各以local_开头的方法的作用范围是本CPU内。
底半部机制
Linux实现底半部的机制主要有tasklet、工作队列、软中断和线程化irq
tasklet的使用较简单，它的执行上下文是软中断，执行时机通常是顶半部返回的时候。我们只需要定
义tasklet及其处理函数，并将两者关联则可
void my_tasklet_func(unsigned long); /*定义一个处理函数*/
DECLARE_TASKLET(my_tasklet, my_tasklet_func, data);
/*定义一个tasklet结构my_tasklet，与my_tasklet_func(data)函数相关联*/
在需要调度tasklet的时候引用一个tasklet_schedule（）函数就能使系统在适当的时候进行调度运行：
tasklet_schedule(&my_tasklet);
使用tasklet作为底半部处理中断的设备驱动程序模板
1/* 定义tasklet和底半部函数并将它们关联*/
2void xxx_do_tasklet(unsigned long);
3DECLARE_TASKLET(xxx_tasklet, xxx_do_tasklet, 0);
4
5/* 中断处理底半部*/
6void xxx_do_tasklet(unsigned long)
7{
8 ...
9}
10
11/* 中断处理顶半部*/
12irqreturn_t xxx_interrupt(int irq, void *dev_id)
13{
14 ...
15 tasklet_schedule(&xxx_tasklet);
16 ...
17}
18
19/* 设备驱动模块加载函数*/
20int __init xxx_init(void)
21{
22 ...
23 /* 申请中断*/
24 result = request_irq(xxx_irq, xxx_interrupt,
25 0, "xxx", NULL);
26 ...
27 return IRQ_HANDLED;
28}
29
30/* 设备驱动模块卸载函数*/
31void __exit xxx_exit(void)
32{
33 ...
34 /* 释放中断*/
35 free_irq(xxx_irq, xxx_interrupt);
眠。下面的代码用于定义一个工作队列和一个底半部执行函数：
struct work_struct my_wq; /* 定义一个工作队列*/
void my_wq_func(struct work_struct *work); /* 定义一个处理函数*/
通过INIT_WORK（）可以初始化这个工作队列并将工作队列与处理函数绑定：
INIT_WORK(&my_wq, my_wq_func);
与tasklet_schedule（）对应的用于调度工作队列执行的函数为schedule_work（），如：
schedule_work(&my_wq); /* 调度工作队列执行*/
使用工作队列处理中断底半部的设备驱动程序模板
1/* 定义工作队列和关联函数*/
2struct work_struct xxx_wq;
3void xxx_do_work(struct work_struct *work);
4
5/* 中断处理底半部*/
6void xxx_do_work(struct work_struct *work)
7{
8 ...
9}
10
11/*中断处理顶半部*/
12irqreturn_t xxx_interrupt(int irq, void *dev_id)
13{
14 ...
15 schedule_work(&xxx_wq);
16 ...
17 return IRQ_HANDLED;
18}
19
20/* 设备驱动模块加载函数*/
21int xxx_init(void)
22{
23 ...
24 /* 申请中断*/
25 result = request_irq(xxx_irq, xxx_interrupt,
26 0, "xxx", NULL);
27 ...
28 /* 初始化工作队列*/
29 INIT_WORK(&xxx_wq, xxx_do_work);
30 ...
31}
32
33/* 设备驱动模块卸载函数*/
34void xxx_exit(void)
35{
36 ...
37 /* 释放中断*/
38 free_irq(xxx_irq, xxx_interrupt);
39 ...
40}
是基于软中断实现的，因此也运行于软中断上下文。
在Linux内核中，用softirq_action结构体表征一个软中断，这个结构体包含软中断处理函数指针和传递
给该函数的参数。使用open_softirq（）函数可以注册软中断对应的处理函数，而raise_softirq（）函数可以
触发一个软中断。
软中断和tasklet运行于软中断上下文，仍然属于原子上下文的一种，而工作队列则运行于进程上下
文。因此，在软中断和tasklet处理函数中不允许睡眠，而在工作队列处理函数中允许睡眠。
local_bh_disable（）和local_bh_enable（）是内核中用于禁止和使能软中断及tasklet底半部机制的函
数。
内核中采用softirq的地方包括HI_SOFTIRQ、TIMER_SOFTIRQ、NET_TX_SOFTIRQ、
NET_RX_SOFTIRQ、SCSI_SOFTIRQ、TASKLET_SOFTIRQ等，一般来说，驱动的编写者不会也不宜直
接使用softirq。
总结一下硬中断、软中断和信号的区别：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，而信号则是由内核（或其他进程）对某
个进程的中断。
在内核中，除了可以通过request_irq（）、devm_request_irq（）申请中断以外，还可以通过
request_threaded_irq（）和devm_request_threaded_irq（）申请。这两个函数的原型为：
int request_threaded_irq(unsigned int irq, irq_handler_t handler,
irq_handler_t thread_fn,
unsigned long flags, const char *name, void *dev);
int devm_request_threaded_irq(struct device *dev, unsigned int irq,
irq_handler_t handler, irq_handler_t thread_fn,
unsigned long irqflags, const char *devname,
void *dev_id);
由此可见，它们比request_irq（）、devm_request_irq（）多了一个参数thread_fn。用这两个API申请中
断的时候，内核会为相应的中断号分配一个对应的内核线程。注意这个线程只针对这个中断号，如果其他
中断也通过request_threaded_irq（）申请，自然会得到新的内核线程。
General Purpose Input Output （通用输入/输出）简称为GPIO
Linux的中断处理分为两个半部，顶半部处理紧急的硬件操作，底半部处理不紧急的耗时操作。tasklet
和工作队列都是调度中断底半部的良好机制，tasklet基于软中断实现。内核定时器也依靠软中断实现。
内核中的延时可以采用忙等待或睡眠等待，为了充分利用CPU资源，使系统有更好的吞吐性能，在对
延迟时间的要求并不是很精确的情况下，睡眠等待通常是值得推荐的，而ndelay（）、udelay（）忙等待
机制在驱动中通常是为了配合硬件上的短时延迟要求。