…
t->next = tasklet_hi_vec[cpu].list;
tasklet_hi_vec[cpu].list = t;
cpu_raise_softirq(cpu, HI_SOFTIRQ);
…
}
最重要的一点是，在安装了新的tasklet后，还必须将软中断设置为激活，告诉系统有软中断须要执行了，下面一点即提到系统如何检测是否有软中断须要处理:
#define __cpu_raise_softirq(cpu, nr) do { softirq_pending(cpu) |= 1UL << (nr); } while (0)
[4]. 软中断所依赖的执行机制.
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讲到最后还没有指出软中断是如何触发执行的，其实很简单:
在系统处理所有硬中断信号时，他们的入口是统一的，在这个入口函数当中除了执行do_IRQ()完成硬件中断的处理之外，还会执行do_SOFtirq()来检测是否有软中断须要执行，所以软中断所依赖的是硬件中断机制;
另外还有一个专门处理软中断内核线程ksoftirqd()，这个线程处理软中断级别是比较低的，他是一个无限LOOP不停的检测是否有软中断须要处理，如果没有则进行任务调度.
在do_softirq()中有如下的判断，以决定是否有软中断须要执行，如果没有就直接退出,在[3]中提到的激活软中断时，要将相应软中断位置1, 软中断有32个，因此一个整型数即可以表示32个软中断，即可判断有什么样的软中断须要处理，代码如下:
pending = softirq_pending(cpu);
if (pending) {
}
….
do { //检测32个软中断位标志中是否有为1的…
if (pending & 1)
h->action(h);
h++;
pending >>= 1;
} while (pending);
[4]. 软中断所依赖的执行时期问题.
之所以将这个问题单独列开来讲，是因为他特别的重要，上面我已经讲过了软中断是依赖硬中断触发执行的，但是产生如下疑问：
是不是一有硬中断发生就会触发软中断的执行?
软中断的执行会不会影响到系统的性能?
会不会影响到硬中断的处理效率?也就是说会不会导致在处理软中断时而引起硬中断无法及时响应呢?
再看do_softirq的代码当中有如下判断:
if (in_interrupt())
return;
这个条件就是能否进行软中断处理的关键条件，因此由此也可以了解到软中断是一种优先级低于硬中断的软性机制，具体来看看这个判断条件是什么:
/*Are we in an interrupt context? Either doing bottom half
* or hardware interrupt processing?*/
#define in_interrupt() ({ const int __cpu = smp_processor_id();
(LOCal_irq_count(__cpu) + local_bh_count(__cpu) != 0); })
/* softirq.h is sensitive to the offsets of these fiELDs */
typedef struct {
unsigned int __softirq_pending;
unsigned int __local_irq_count;
unsigned int __local_bh_count;
unsigned int __syscall_count;
struct task_struct * __ksoftirqd_task; /* waitqueue is too large */
} ____cacheline_aligned irq_cpustat_t;
#define irq_enter(cpu,irq) (local_irq_count(cpu)++)
#define irq_exit(cpu,irq) (local_irq_count(cpu)--)
看到这里，不得不再多注意一个结构，那就是irq_cpustat_t, 先前我们讲是否有软中断产生的标志位，但没有提到__softirq_pending，这个变量就是记载32个软中断是否产生的标志，每一个软中断对应一个位; 在中断执行的do_softirq中有如下几个重要的动作，说明如下:
in_interrupt判断是否可以进行软中断处理，判断的条件就是没有没处在硬件中断环境中，而且还没有软中断正在执行(即不允许软中断嵌套)，软中断的嵌套避免是通过local_bh_dISAble()/local_bh_enable()实现，至于带有bh，其意也即指softirq是中断底半(bh), 在处理硬件中断时，一进行即会调用irq_enter来表示已经进入硬件中断处理程序，处理完硬件中断后再调用irq_exit表示已经完成处理;
pending判断是否有软中断须要处理, 每个位用作当作一个软中断是否产生的标志.
清除所有软中断标志位，因为下面即将处理; 但清除之前先缓存起来, 因为下面还要使用这个变量一次.
在进入软中断处理后，会关闭bh功能的执行，执行完后才打开，这样在in_interrupt判断当中就会直接发现已经有bh在执行，不会再次进入bh执行了，这严格保证了bh执行的串行化.
打开硬件中断，让软中断在有硬件中断的环境下执行.
处理完软中断后关闭硬中断，再次检测是否有新的软中断产生，如果有的话，却只须立即处理本次软中断过程未发生过的软中断向量. 之所以会有新的软中断产生，那是因为软中断是在开硬件中断的情况下执行，硬件中断处理是可能又产生了新的软中断. 之所以只处理本次软中断未发生的软中断向量，依据我自己的理解，其目的是为了不加重软中断处理的负担而不马上处理，只是相应的唤醒一个wakeup_softirqd线程，这是专门处理软中断的，这样虽然延误了软中断的处理，但避免了在硬中断服务程序中拖延太长的时间.[关于软中断的处理在后绪版本变化也很大，可以进一步学习研究，如何使软中断不至影响中断处理效率]
软中断处理这个函数虽然不长，但是相当的关键，每一句代码都很重要，结合上面所说的几点，与源码交互起来理解才能根本理解软中断的设计机制：
asmlinkage void do_softirq()
{
int cpu = smp_processor_id();
__u32 pending;
unsigned long flags;
__u32 mask;
if (in_interrupt()) return;
local_irq_save(flags);
pending = softirq_pending(cpu);
if (pending) {
struct softirq_action *h;
mask = ~pending;
local_bh_disable();
restart:
/* Reset the pending bitmask before enabling irqs */
softirq_pending(cpu) = 0;
local_irq_enable();
h = softirq_vec;
do {
if (pending & 1)
h->action(h);
h++;
pending >>= 1;
} while (pending);
local_irq_disable();
pending = softirq_pending(cpu);
if (pending & mask) {
mask &= ~pending;
goto restart;
}
__local_bh_enable();
if (pending)
wakeup_softirqd(cpu);
}
local_irq_restore(flags);
}
}
四. TTY与串口的具体关联.
串口设备可以当作TTY终端来使用，这又使串口设备比一般的设备稍微复杂一些，因为他还必须与终端驱动关联起来，虽然这部分与TTY的关联已经是属于公用部分的代码，并不须要驱动编写者特别做些什么来进行支持，但对它与TTY的层次关联的了解有助于理解整个串口的数据流向.
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串口要能够成为终端，必须客外加入终端注册及初始化的代码，这部分很简单，基本上所有的串口驱动都是固定的模式，并无什么修改，主要包括如下结构:
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