这个问题有很多人问过，我看了下Linux得内核代码，原因如下：（当然我不能保证一定对,如果有牛人理解得更好，欢迎指正）

1、 中断处理的时候,不应该发生进程切换，因为在中断context中，唯一能打断当前中断handler的只有更高优先级的中断，它不会被进程打断，如果在 中断context中休眠，则没有办法唤醒它，因为所有的wake_up_xxx都是针对某个进程而言的，而在中断context中，没有进程的概念，没 有一个task_struct（这点对于softirq和tasklet一样），因此真的休眠了，比如调用了会导致block的例程，内核几乎肯定会死。

2、schedule()在切换进程时，保存当前的进程上下文（CPU寄存器的值、进程的状态以及堆栈中的内容），以便以后恢复此进程运行。中断发生后，内核会先保存当前被中断的进程上下文（在调用中断处理程序后恢复）；

但在中断处理程序里，CPU寄存器的值肯定已经变化了吧（最重要的程序计数器PC、堆栈SP等），如果此时因为睡眠或阻塞操作调用了schedule()，则保存的进程上下文就不是当前的进程context了.所以不可以在中断处理程序中调用schedule()。

3、2.4内核中schedule()函数本身在进来的时候判断是否处于中断上下文:

if(unlikely(in_interrupt()))

BUG();

因此，强行调用schedule()的结果就是内核BUG，但我看2.6.18的内核schedule()的实现却没有这句，改掉了。

4、中断handler会使用被中断的进程内核堆栈，但不会对它有任何影响，因为handler使用完后会完全清除它使用的那部分堆栈，恢复被中断前的原貌。

5、处于中断context时候，内核是不可抢占的。因此，如果休眠，则内核一定挂起。

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原帖地址：http://bbs.chinaunix.net/thread-2115820-1-1.html

 

这里引用个人认为比较OK的解析：

 

呵呵，我最喜欢这种讨论了。先来献丑了，说说我的看法。
先把中断处理流程给出来

 

硬中断：
对应于上图的1、2、3步骤，在这几个步骤中，所有中断是被屏蔽的，如果在这个时候睡眠了，操作系统不会收到任何中断（包括时钟中断），系统就基本处于瘫痪状态（例如调度器依赖的时钟节拍没有等等……）

软中断：
对应上图的4（当然，准确的说应该是4步骤的后面一点，先把话说保险点，免得思一克又开始较真 ）。这个时候不能睡眠的关键是因为上下文。
大家知道操作系统以进程调度为单位，进程的运行在进程的上下文中，以进程描述符作为管理的数据结构。进程可以睡眠的原因是操作系统可以切换不同进程的上下文，进行调度操作，这些操作都以进程描述符为支持。
中断运行在中断上下文，没有一个所谓的中断描述符来描述它，它不是操作系统调度的单位。一旦在中断上下文中睡眠，首先无法切换上下文（因为没有中断描述符，当前上下文的状态得不到保存），其次，没有人来唤醒它，因为它不是操作系统的调度单位。
此外，中断的发生是非常非常频繁的，在一个中断睡眠期间，其它中断发生并睡眠了，那很容易就造成中断栈溢出导致系统崩溃。

如 果上述条件满足了（也就是有中断描述符，并成为调度器的调度单位，栈也不溢出了，理论上是可以做到中断睡眠的），中断是可以睡眠的，但会引起很多问题.例 如，你在时钟中断中睡眠了，那操作系统的时钟就乱了，调度器也了失去依据；例如，你在一个IPI（处理器间中断）中，其它CPU都在死循环等你答复，你确 睡眠了，那其它处理器也不工作了；例如，你在一个DMA中断中睡眠了，上面的进程还在同步的等待I/O的完成，性能就大大降低了……还可以举出很多例子。 所以，中断是一种紧急事务，需要操作系统立即处理，不是不能做到睡眠，是它没有理由睡眠。

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另一篇：

 

http://blog.openrays.org/blog.php?do=showone&tid=455

 

其结论：

 

5. 中断处理时可否睡眠问题

Linux 设计中，中断处理时不能睡眠，这个内核中有很多保护措施，一旦检测到内核会异常。

当 一个进程A因为中断被打断时，中断处理程序会使用 A 的内核栈来保存上下文，因为是“抢”的 A 的CPU，而且用了 A 的内核栈，因此中断应该尽可能快的结束。如果 do_IRQ 时又被时钟中断打断，则继续在 A 的内核栈上保存中断上下文，如果发生调度，则 schedule 进 switch_to，又会在 A 的 task_struct->thread_struct 里保存此时时种中断的上下文。

假如其是在睡眠时被时钟中断打断，并 schedule 的话，假如选中了进程 A，并 switch_to 过去，时钟中断返回后则又是位于原中断睡眠时的状态，抛开其扰乱了与其无关的进程A的运行不说，这里的问题就是：该如何唤醒之呢？？

另外，和该中断共享中断号的中断也会受到影响。

 

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再一篇，也分析的很到位：

 

http://blog.csdn.net/maray/article/details/5770889

 

其结论：

Linux是以进程为调度单位的，调度器只看到进程内核栈，而看不到中断栈。在独立中断栈的模式下，如果linux内核在中断路径内发生了调度（从技术上讲，睡眠和调度是一个意思），那么linux将无法找到“回家的路”，未执行完的中断处理代码将再也无法获得执行机会。

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为什么软中断中也不能睡眠

    这个问题实际上是一个老生常谈的问题，答案也很简单，Linux在软中断上下文中是不能睡眠的，原因在于Linux的软中断实现上下文有可能是中断上下文，如果在中断上下文中睡眠，那么会导致Linux无法调度，直接的反应是系统Kernel Panic，并且提示dequeue_task出错。所以，在软中断上下文中，我们不能使用信号量等可能导致睡眠的函数，这一点在编写IO回调函数时需要特别注意。在最近的一个项目中，我们在dm-io的callback函数中去持有semaphore访问竞争资源，导致了系统的kernel panic。其原因就在于dm-io的回调函数在scsi soft irq中执行，scsi soft irq是一个软中断，其会在硬中断发生之后被执行，执行上下文为中断上下文。

 

       中断上下文中无法睡眠的原因大家一定很清楚，原因在于中断上下文不是一个进程上下文，其没有一个专门用来描述CPU寄存器等信息的数据结构，所以无法被调度器调度。如果将中断上下文也设计成进程上下文，那么调度器就可以对其进行调度，如果在开中断的情况下，其自然就可以睡眠了。但是，如果这样设计，那么中断处理的效率将会降低。中断（硬中断、软中断）处理都是些耗时不是很长，对实时性要求很高，执行频度较高的应用，所以，如果采用一个专门的后台daemon对其处理，显然并不合适。

 

       Linux对中断进行了有效的管理，一个中断发生之后，都会通过相应的中断向量表获取该中断的处理函数。在Linux操作系统中都会调用do_IRQ这个函数，在这个函数中都会执行__do_IRQ（），__do_IRQ函数调用该中断的具体执行函数。在执行过程中，该函数通过中断号找到具体的中断描述结构irq_desc，该结构对某一具体硬件中断进行了描述。在irq_desc结构中存在一条链表irqaction，这条链表中的某一项成员都是一个中断处理方法。这条链表很有意思，其实现了中断共享，例如传统的PCI总线就是采用共享中断的方法，该链表中的一个节点就对应了一个PCI设备的中断处理方法。在PCI设备驱动加载时，都需要注册本设备的中断处理函数，通常会调用request_irq这个函数，通过这个函数会构造一个具体的irq action，然后挂接到某个具体irq_desc的action链表下，实现中断处理方法的注册。在__do_IRQ函数中会通过handle_IRQ_event（）函数遍历所有的action节点，完成中断处理过程。到目前为止，中断处理函数do_IRQ完成的都是上半部的工作，也就是设备注册的中断服务程序。在中断上半部中，通常都是关中断的，基本都是完成很简单的操作，否则将会导致中断的丢失。耗时时间相对较长，对实时性要求不是最高的应用都会被延迟处理，都会在中断下半部中执行。所以，在中断上半部中都会触发软中断事件，然后执行完毕，退出服务。

 

       __do_IRQ完成之后，返回到do_IRQ函数，在该函数中调用了一个非常重要的函数irq_exit（），在该函数中调用invoke_softirq（），invoke_softirq调用do_softirq（）函数，执行软中断的操作。此时，程序的执行环境还是中断上下文，但是与中断上半部不同的是，软中断执行过程中是开中断的，能够被硬中断而中断。所以，如果用户的程序在软中断中睡眠，操作系统该如何调度呢？只有kernel panic了。另外，软中断除了上述执行点之外，还有其他的执行点，在内核中还有一个软中断的daemon处理软中断事务，驱动程序也可以自己触发一个软中断事件，并且在软中断的daemon上下文中执行。但是硬中断触发的事件都不会在这个daemon的上下文中执行，除非修改Linux中的do__IRQ代码。

 

       上述对软中断的执行做了简要分析，我对Linux中的硬中断管理机制做了一些代码分析，这一块代码量不是很大，可移植性非常的好~~建议大家阅读，对我上述的分析和理解存在什么不同意见，欢迎大家讨论。