1 中断介绍
1.1 简介
1.2 中断向量
1.3 外设可屏蔽中断
1.4 异常及非屏蔽中断
1.5 中断总结
1.6 中断描述符表
2 中断处理
2.1 中断和异常的硬件处理
2.2 中断请求队列的建立
2.3 中断处理机制
3 参考
1 中断介绍
1.1 简介
中断控制是计算机发展中一种重要的技术。最初它是为克服对I/O接口控制采用程序查询所带来的处理器低效率而产生的。中断控制的主要优点是只有在I/O需要服务时才能得到处理器的响应，而不需要处理器不断地进行查询。由此，最初的中断全部是对外部设备而言的，即称为外部中断（或硬件中断）。
但随着计算机系统结构的不断改进以及应用技术的日益提高，中断的适用范围也随之扩大，出现了所谓的内部中断（或叫异常），它是为解决机器运行时所出现的某些随机事件及编程方便而出现的。因而形成了一个完整的中断系统。
1.2 中断向量
中断可分为两大类：异常和中断 。
异常又分为 故障（Fault）和陷阱(Trap)，它们的共同特点是既不使用中断控制器，又不能被屏蔽（异常其实是CPU发出的中断信号）。
中断又分为外部可屏蔽中断（INTR）和外部非屏蔽中断（NMI），所有I/O设备产生的中断请求（IRQ）均引起屏蔽中断，而紧急的事件（如硬件故障）引起的故障产生非屏蔽中断。
更加详细的分类如下图：
非屏蔽中断的向量和异常的向量是固定的，而屏蔽中断的向量可以通过对中断控制器的编程来改变。
Linux对256个向量的分配如下：
- 从0~31的向量对应于异常和非屏蔽中断。
- 从32~47的向量（即由I/O设备引起的中断）分配给屏蔽中断。
- 剩余的从48~255的向量用来标识软中断。Linux只用了其中的一个（即128或0x80向量）用来实现系统调用。
说明，可以在proc文件系统下的interrupts文件中，查看当前系统中各种外设的IRQ：
$cat /proc/interrupts
1.3 外设可屏蔽中断
Intelx86通过两片中断控制器8259A来响应16个外中断源，每个8259A可管理8个中断源。第一级（称主片）的第二个中断请求输入端，与第二级8259A（称从片）的中断输出端INT相连，如图5.1所示。我们把与中断控制器相连的每条线叫做中断线，要使用中断线，就要进行中断线的申请，也就是IRQ(Interrupt ReQuirement)，因此我们也常把申请一条中断线称为申请一个IRQ或者是申请一个中断号。IRQ线是从0开始顺序编号的；因此，第一条IRQ线通常表示成IRQ0。IRQn的缺省向量是n+32；如前所述，IRQ和向量之间的映射可以通过中断控制器端口来修改。
并不是每个设备都可以向中断线上发中断信号的，只有对某一条确定的中断线拥有了控制权，才可以向这条中断线上发送信号。由于计算机的外部设备越来越多，所以15条中断线已经不够用了，中断线是非常宝贵的资源，所以只有当设备需要中断的时候才申请占用一个IRQ，或者是在申请IRQ时采用共享中断的方式，这样可以让更多的设备使用中断。
对于外部I/O请求的屏蔽可分为两种情况，一种是从CPU的角度，也就是清除eflag的中断标志位（IF），当IF=0时，禁止任何外部I／O的中断请求，即关中断；一种是从中断控制器的角度，因为中断控制器中有一个8位的中断屏蔽寄存器，每位对应8259A中的一条中断线，如果要禁用某条中断线，则把中断屏蔽寄存器相应的位置1，要启用，则置0。
1.4 异常及非屏蔽中断
异常就是CPU内部出现的中断,也就是说，在CPU执行特定指令时出现的非法情况。非屏蔽中断就是计算机内部硬件出错时引起的异常情况。Intel把非屏蔽中断作为异常的一种来处理，因此，后面所提到的异常也包括了非屏蔽中断。在CPU执行一个异常处理程序时，就不再为其他异常或可屏蔽中断请求服务，也就是说，当某个异常被响应后，CPU清除eflag的中IF位，禁止任何可屏蔽中断。但如果又有异常产生，则由CPU锁存（CPU具有缓冲异常的能力），待这个异常处理完后，才响应被锁存的异常。我们这里讨论的异常中断向量在0～31之间，不包括系统调用（中断向量为0x80）。
Intel x86处理器发布了大约20种异常（具体数字与处理器模式有关）。Linux内核必须为每种异常提供一个专门的异常处理程序。
1.5 中断总结
硬件产生的中断可被称为硬中断（hardirp）,执行中断指令(int)产生的中断为软中断。
Linux下硬中断是可以嵌套的，但是没有优先级的概念，也就是说任何一个新的中断都可以打断正在执行的中断，但同种中断除外。软中断不能嵌套，但相同类型的软中断可以在不同CPU上并行执行。
当中断发生的时候，硬中断处理那些短时间就可以完成的工作，而将那些处理事件比较长的工作，放到中断之后来完成，也就是软中断(softirq)来完成。
硬中断的中断号是由中断控制器提供的，软中断的中断号由指令直接指出，无需使用中断控制器。
硬中断是可屏蔽的，软中断不可屏蔽。硬中断处理程序要确保它能快速地完成任务，这样程序执行时才不会等待较长时间，称为上半部。
软中断处理硬中断未完成的工作，是一种推后执行的机制，属于下半部。
1.6 中断描述符表
在实地址模式中，CPU把内存中从0开始的1K字节作为一个中断向量表。表中的每个表项占四个字节，由两个字节的段地址和两个字节的偏移量组成，这样构成的地址便是相应中断处理程序的入口地址。但是，在保护模式下，由四字节的表项构成的中断向量表显然满足不了要求。这是因为，除了两个字节的段描述符，偏移量必用四字节来表示；要有反映模式切换的信息。因此，在保护模式下，中断向量表中的表项由8个字节组成，如下图所示，中断向量表也改叫做中断描述符表IDT（Interrupt Descriptor Table）。其中的每个表项叫做一个门描述符（gate descriptor），“门”的含义是当中断发生时必须先通过这些门，然后才能进入相应的处理程序。
其中类型占3位，表示门描述符的类型，主要门描述符为：
(1)中断门（Interrupt gate）
其类型码为110,中断门包含了一个中断或异常处理程序所在段的选择符和段内偏移量。当控制权通过中断门进入中断处理程序时，处理器清IF标志，即关中断，以避免嵌套中断的发生。中断门中的请求特权级（DPL）为0，因此，用户态的进程不能访问Intel的中断门。所有的中断处理程序都由中断门激活，并全部限制在内核态。
(2)陷阱门（Trap gate）
其类型码为111,与中断门类似，其唯一的区别是，控制权通过陷阱门进入处理程序时维持IF标志位不变，也就是说，不关中断。
(3)系统门（System gate）
这是Linux内核特别设置的，用来让用户态的进程访问Intel的陷阱门，因此，门描述符的DPL为3。系统调用就是通过系统门进入内核的。
最后，在保护模式下，中断描述符表在内存的位置不再限于从地址0开始的地方，而是可以放在内存的任何地方。为此，CPU中增设了一个中断描述符表寄存器IDTR，用来存放中断描述符表在内存的起始地址。中断描述符表寄存器IDTR是一个48位的寄存器，其低16位保存中断描述符表的大小，高32位保存中断描述符表的基址。
2 中断处理
2.1 中断和异常的硬件处理
当CPU执行了当前指令之后，CS和EIP这对寄存器中所包含的内容就是下一条将要执行指令的虚地址。在对下一条指令执行前，CPU先要判断在执行当前指令的过程中是否发生了中断或异常。如果发生了一个中断或异常，那么CPU将做以下事情：
- 确定所发生中断或异常的向量i（在0～255之间）。
- 通过IDTR寄存器找到IDT表，读取IDT表第i项（或叫第i个门）。
- 分两步进行有效性检查：首先是“段”级检查，将CPU的当前特权级CPL（存放在CS寄存器的最低两位）与IDT中第i项段选择符中的DPL相比较，如果DPL（3）大于CPL（0），就产生一个“通用保护”异常，因为中断处理程序的特权级不能低于引起中断的进程的特权级。这种情况发生的可能性不大，因为中断处理程序一般运行在内核态，其特权级为0。然后是“门”级检查，把CPL与IDT中第i个门的DPL相比较，如果CPL大于DPL，也就是当前特权级（3）小于这个门的特权级（0），CPU就不能“穿过”这个门，于是产生一个“通用保护”异常，这是为了避免用户应用程序访问特殊的陷阱门或中断门。但是请注意，这种“门”级检查是针对一般的用户程序，而不包括外部I/O产生的中断或因CPU内部异常而产生的异常，也就是说，如果产生了中断或异常，就免去了“门”级检查。
- 检查是否发生了特权级的变化。当中断发生在用户态（特权级为3），而中断处理程序运行在内核态（特权级为0），特权级发生了变化，所以会引起堆栈的更换。也就是说，从用户堆栈切换到内核堆栈。而当中断发生在内核态时，即CPU在内核中运行时，则不会更换堆栈。
下面是INT X80 系统调用这个中断的处理流程图：
2.2 中断请求队列的建立
由于硬件的限制，很多外部设备不得不共享中断线，例如，一些PC配置可以把同一条中断线分配给网卡和图形卡。由此看来，让每个中断源都必须占用一条中断线是不现实的。所以，仅仅中断描述符表并不能提供中断产生的所有信息，内核必须对中断线给出进一步的描述。在Linux设计中，专门为每个中断请求IRQ设置了一个队列，这就是所谓的中断请求队列。
我们这里提到的中断服务程序ISR（Interrupt Service Routine）与以前所提到的中断处理程序(Interrupt handler)是两个不同的概念。在Linux中，15条中断线对应15个中断处理程序，其名依次为IRQ2_interrupt, IRQ3_interrupt,...,IRQ16_interrupt。具体来说，中断处理程序相当于某个中断向量的总处理程序，例如IRQ5_interrupt是中断号5（向量为37）的总处理程序，如果这个5号中断由网卡和图形卡共享，则网卡和图形卡分别有其相应的中断服务程序。
2.3 中断处理机制
中断服务程序一般都是在中断请求关闭的条件下执行的,以避免嵌套而使中断控制复杂化。但是，中断是一个随机事件，它随时会到来，如果关中断的时间太长，CPU就不能及时响应其他的中断请求，从而造成中断的丢失。因此，内核的目标就是尽可能快的处理完中断请求，尽其所能把更多的处理向后推迟。例如，假设一个数据块已经达到了网线，当中断控制器接受到这个中断请求信号时，Linux内核只是简单地标志数据到来了，然后让处理器恢复到它以前运行的状态，其余的处理稍后再进行（如把数据移入一个缓冲区，接受数据的进程就可以在缓冲区找到数据）。因此，内核把中断处理分为两部分：上半部（tophalf）和下半部（bottomhalf），上半部（就是中断服务程序）内核立即执行，而下半部（就是一些内核函数）留着稍后处理，如图所示：
首先，一个快速的“上半部”来处理硬件发出的请求，它必须在一个新的中断产生之前终止。通常，除了在设备和一些内存缓冲区（如果你的设备用到了DMA，就不止这些）之间移动或传送数据，确定硬件是否处于健全的状态之外，这一部分做的工作很少。
下半部运行时是允许中断请求的，而上半部运行时是关中断的，这是二者之间的主要区别。
但是，内核到底什时候执行下半部，以何种方式组织下半部？这就是我们要讨论的下半部实现机制，这种机制在内核的演变过程中不断得到改进，在以前的内核中，这个机制叫做bottom half(简称bh)，在2.4以后的版本中有了新的发展和改进，改进的目标使下半部可以在多处理机上并行执行，并有助于驱动程序的开发者进行驱动程序的开发，这种执行机制叫软中断（SOFTIRQ）机制。
2.3.1 小任务机制
这里的小任务是指对要推迟执行的函数进行组织的一种机制。其数据结构为tasklet_struct，每个结构代表一个独立的小任务， 其定义如下：
struct tasklet_struct {
struct tasklet_struct *next; /*指向链表中的下一个结构*/
unsigned long state; /* 小任务的状态 */
atomic_t count; /* 引用计数器 */
void (*func) (unsigned long); /* 要调用的函数 */
unsigned long data; /* 传递给函数的参数 */
}；
结构中的func域就是下半部中要推迟执行的函数 ，data是它唯一的参数。
State域的取值为TASKLET_STATE_SCHED或TASKLET_STATE_RUN。TASKLET_STATE_SCHED表示小任务已被调度，正准备投入运行，TASKLET_STATE_RUN表示小任务正在运行。TASKLET_STATE_RUN只有在多处理器系统上才使用，任何时候单处理器系统都清楚一个小任务是不是正在运行（它要么就是当前正在执行的代码，要么不是）。
Count域是小任务的引用计数器。如果它不为0，则小任务被禁止，不允许执行；只有当它为零，小任务才被激活，并且在被设置为挂起时，小任务才能够执行。
2.3.2 工作队列
工作队列（work queue）是另外一种将工作推后执行的形式，它和我们前面讨论的所有其他形式都有不同。工作队列可以把工作推后，交由一个内核线程去执行，也就是说，这个下半部分可以在进程上下文中执行。这样，通过工作队列执行的代码能占尽进程上下文的所有优势。最重要的就是工作队列允许被重新调度甚至是睡眠。
那么，什么情况下使用工作队列，什么情况下使用tasklet。如果推后执行的任务需要睡眠，那么就选择工作队列。如果推后执行的任务不需要睡眠，那么就选择tasklet。另外，如果需要用一个可以重新调度的实体来执行你的下半部处理，也应该使用工作队列。它是唯一能在进程上下文运行的下半部实现的机制，也只有它才可以睡眠。这意味着在需要获得大量的内存时、在需要获取信号量时，在需要执行阻塞式的I/O操作时，它都非常有用。如果不需要用一个内核线程来推后执行工作，那么就考虑使用tasklet。
