ISR之间能否发生上下文切换？操作系统中断处理调度问题咨询

你的判断不正确，操作系统会优先执行完未完成的键盘ISR，之后才会触发进程调度。

• 核心规则：中断上下文的优先级高于所有进程上下文，包括内核态进程上下文。几乎所有主流操作系统（包括Linux）的硬中断处理上下文都是禁止被进程调度器抢占的，调度动作只能在退出中断上下文、回到进程上下文之后触发。
• 你描述的场景执行流：时钟ISR执行完毕返回时，内核会先判断当前是否还处于中断上下文（此时键盘ISR还没执行完，仍处于中断上下文环境），因此不会触发调度，会先回到被中断的键盘ISR继续执行，直到键盘ISR完全执行完毕、退出中断上下文后，内核才会检查调度标志，此时发现进程A时间片耗尽，才会执行调度切换到其他进程。

补充一个认知纠正：你提到的ISR使用进程A内核栈的实现仅存在于x86_32位的老版本Linux内核中，现代Linux为每个CPU分配了独立的硬中断栈，ISR执行时会切换到中断栈而非占用进程内核栈，不过这个实现差异不影响上述调度规则的有效性。

通用操作系统（以Linux为例）和实时操作系统（RTOS）的中断处理机制存在明显差异，核心差异如下：

• 中断延迟的确定性：RTOS对中断延迟有硬性的数值上限要求，通常控制在微秒级别，延迟可预测，满足硬实时场景需求；Linux这类通用OS的中断延迟没有严格保证，会因为关中断临界区长度、中断负载等因素出现大幅度波动，无法满足硬实时要求。
• 中断处理的拆分逻辑：Linux为了提升系统整体吞吐量，将中断处理拆分为上下半部，硬中断ISR仅处理最紧急的寄存器操作、中断应答等工作，耗时较长的处理逻辑会推到软中断、tasklet、工作队列等下半部上下文延后执行；绝大多数RTOS没有复杂的中断下半部设计，中断相关的所有处理逻辑都直接在ISR中完成，尽可能降低中断处理的总延迟。
• 抢占规则差异：RTOS的中断优先级规则更严格，高优先级中断可以无条件抢占低优先级中断，且所有中断的优先级默认高于所有用户任务，中断退出时如果有高优先级任务就绪，会立刻触发任务切换；Linux的中断优先级没有严格的层级划分，仅开启内核抢占的版本支持中断返回内核态时触发调度，默认配置下仅在中断返回用户态时才会检查调度标志。

内容的提问来源于stack exchange，提问作者New Learner WZY