内核线程 中断上下文 睡眠
当我们谈到中断的时候，往往会提到异常。和中断不同的是，异常是依赖于processor时钟同步发生的，实际上异常经常被称作同步中断。异常是由processor发起的，当processor执行了某些编程错误或者是异常的情况的时候，这些异常情况需要被内核获知。
Interrupt Handlers
ISR: Interrupt Service Routine
ISR是个普通的C函数，运行在中断上下文
因为中断在任何时间都可能发生，因此，中断处理程序需要尽可能快的运行，这样可以尽可能快的恢复被打断的其他内核程序。
Top Halves Versus Bottom Halves
由于ISR需要尽可能快的运行，而同时一个中断又有可能需要做大量的工作，怎么办？Linux内核将对中断的处理分为两个部分：Top Half和Bottom Half，ISR是Top Half，而Bottom Half则是在之后的一个更合适的运行点运行。
Registering an Interrupt Handler
int request_irq(unsigned int irq,
irqreturn_t (*handler)(int, void *, struct pt_regs *),
unsigned long irqflags,
const char *devname,
void *dev_id)
Writing an Interrupt Handler
static irqreturn_t intr_handler(int irq, void *dev_id, struct pt_regs *regs)
需要注意的是
ISR在Linux是不可重入的，当一个中断处理程序运行的时候，相应的中断线将被置Mark Out，无论是多cpu还是multi processor。
Interrupt Context
当执行ISR或Bottom Half的时候，内核在终端上下文。中断上下文中，不可以sleep，因为没有对应的process，内核是不能进行重新调度的。忙等待循环是在终端上下文中禁止的。
中断处理程序的stack，历史上，ISR没有自己独立的stack的，是同被ISR打断的process共享使用同一个stack。在早期的2.6内核中，可以选择减少stack从2个页到1个页，4KB。这样的话，ISR可以有自己的stack，每个processor可以拥有一个页大小的stack供这个processor上运行的ISR使用。
引自 http://blog.sina.com.cn/s/blog_5773e4e10100ktsk.html
1)中断处理程序(top half)中不能睡眠，是因为哪个原因：
a)没有进程上下文，睡眠之后不能重新调度？
b)中断程序可能关闭了所有中断(使用SA_INTERRUPT)，那么再睡眠，就没有抢占点了（中断都进不来，哪里可以schedule()?）
2)kernel thread (ps 中名称类似"[xxx]")，可以睡眠，是因为kernel thread是有上下文，可以调度的，
那么kernel module作为kernel的一部分是否能够睡眠？为什么？如果能，它有上下文么？
3)除了内核线程，内核什么地方可以用semaphores？ 即可以睡眠？
呵呵，有点混了，哪位朋友帮我分析一下，非常感谢！
记住：当程序跑在内核态的时候，只可能处于两种环境：中断上下文或者进程上下文
前者是中断驱动的，后者是用户进程/内核线程驱动的
当内核处于中断驱动部分时，没有上下文，是不能阻塞，睡眠的。这种情况适用于中断处理程序，以及你提到的packet handler，这是网站中断驱动的
当内核处于进程上下文时，是可以阻塞的，包括内核线程，也有自己的上下文。
关于你的问题：
1) a)是主要原因。
2)kernel中是看哪一部分，
有中断上下文的是不允许阻塞的。系统调用部分是可以的，内核线程也是可以的。
*)关于内核模块：以一个驱动程序举例，驱动程序中某部分是中断处理程序，那么处于中断上下文中，就不能睡眠。
如果通过系统调用从用户态到内核态（比如你的设备是字符设备，驱动程序中挂了open/read函数），此时就处于进程上下文，就可以睡眠。
*)关于内核线程：内核线程与普通的进程的区别是，内核线程没有独立的地址空间，它的mm指针被设置为NULL(p->mm = NULL)，能访问内核地址空间，一般用于内核后台执行一些操作，从不切换到用户空间去。内核线程只能由其他内核线程创建。可以被调度，也可以被抢占。因为它有自己的task_struct，current宏就指向自己的task_struct,x86里在内核栈的尾端创建thread_info结构，通过计算偏移间接的查找task_struct结构。内核是在创建线程时分配内核栈的。
From http://www.linuxquestions.org/li ... Linux_Kernel_Thread
The implementation of kernel_thread() function is available in arch/i386/kernel/process.c. The new task is created via do_fork() system call. A kernel_thread() system call is invoked with a special flag CLONE_KERNEL as an argument. This is defined in include/linux/sched.h as below in
define CLONE_KERNEL (CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGHAND)
Internally, kernel_thread() passes another two flags CLONE_VM and CLONE_UNTRACED to
do_fork() system call. It means a newly created process will share following resources with its parent process.
File System Information.
File Descriptor Table.
Signal Handlers.
Memory space.
A do_fork() is responsible to create a new task structure on the basis of the
flags passed to it, to set a state of newly created task to TASK_RUNNING and put
this task structure on a runqueue list. It depends upon scheduler when this task
is being picked up for execution.
*)关于系统调用：内核在执行系统调用的时候是处于进程上下文中，current指针指向当前任务，即引发系统调用的那个进程。所以，系统调用是可以睡眠的。
若有问题，欢迎讨论。
kernel module， 从module_init指定的函数起， 是运行于insmod这个进程的进程上下文的。 当然，如果你注册了中断、softirq等， 你写的那些处理函数就是运行在中断上下文。
除了irq和softirq，哪里都可以用semaphore
本来当前进程运行的好好的，突然来了个中断把当前进程睡眠掉了，而这个中断和当前进程什么关系都没有，有点象走大街上突然被天上掉石头砸一下的感觉。
被中断打断的进程或者线程技术上属于运行态，不是睡眠态。
在Solaris里是TS_ONPROC，在linux相信类似
2）kernel module是什么？是module吗？module无所谓睡眠不睡眠，因为一个module并不是一个进程或者线程。
有的module中，启动了一个内核线程，如usb总线驱动模块中启动了usb_hub_thread线程，那么这个线程倒是可以睡眠，唤醒.......
大部分内核模块和驱动程序都支持多线程，支持锁来同步互斥访问，这些都是可以引起睡眠的，当然睡眠的实体还是所服务的用户线程对应的内核线程。
中断等特殊的上下文在不同的系统上实现有差异，所有的系统上都存在不允许睡眠的特殊上下文，这时，是不允许睡眠的。
3）内核什么地方都可以用semaphores，只要down和up之间不睡眠。
锁的使用取决于上下文的约束条件，在不同系统上是有差异的。特殊的内核上下文里不允许睡眠。