Linux中断补充

在系统结构中，CPU工作的模式有两种，一种是中断，由各种设备发起；一种是轮询，由CPU主动发起。

中断IRQ:

中断允许让设备（如键盘，串口卡，并口等设备）表明它们需要CPU。一旦CPU接收了中断请求，CPU就会暂时停止执行正在运行的程序，并且调用一个称为中断处理器或中断服务程序（interrupt service routine）的特定程序。CPU处理完中断后，就会恢复执行之前被中断的程序。

中断分类：

硬中断+软中断

硬中断：

①非屏蔽中断：不能被屏蔽，硬件发生的错误：内存错误，风扇故障，温度传感器故障等。

②可屏蔽中断：可被CPU忽略或延迟处理。当缓存控制器的外部针脚被触发的时候就会产生这种类型的中断，而中断屏蔽寄存器就会将这样的中断屏蔽掉。我们可以将一个比特位设置为0，来禁用在此针脚触发的中断。

软中断：

是软件实现的中断,也就是程序运行时其他程序对它的中断;而硬中断是硬件实现的中断,是程序运行时设备对它的中断。

CPU之间的中断处理（IPI）

处理器间中断允许一个CPU向系统其他的CPU发送中断信号，处理器间中断（IPI）不是通过IRQ线传输的，而是作为信号直接放在连接所有CPU本地APIC的总线上。

CALL_FUNCTION_VECTOR （向量0xfb）

发往所有的CPU，但不包括发送者，强制这些CPU运行发送者传递过来的函数，相应的中断处理程序叫做call_function_interrupt()，例如，地址存放在群居变量call_data中来传递的函数，可能强制其他所有的CPU都停止，也可能强制它们设置内存类型范围寄存器的内容。通常，这种中断发往所有的CPU，但通过smp_call_function()执行调用函数的CPU除外。

RESCHEDULE_VECTOR （向量0xfc）

当一个CPU接收这种类型的中断时，相应的处理程序限定自己来应答中断，当从中断返回时，所有的重新调度都自动运行。

INVALIDATE_TLB_VECTOR （向量0xfd）

发往所有的CPU，但不包括发送者，强制它们的转换后援缓冲器TLB变为无效。相应的处理程序刷新处理器的某些TLB表项。

被零除既非软中断，也非硬中断，所以实际上它是一个异常。与软、硬中断不同，异常恢复时执行的代码为异常发生的代码，而非异常之后的代码。

因此若保存了dx，则此中断处理完成后依然要执行div 0的指令，因此不断产生零除错误，也就是不断重复产生这一中断，所以不能保存dx。

嗯，我猜你问的是PC的，不是单片机

一、汇编语言的中断分以下几种：

1BIOS中断，这是固化到BIOS程序中的，每次开机BIOS会自动加载到指定内存

2186下的DOS中断，在DOS系统被加载后，系统会延用BIOS的中断向量，并向里面添加一些新的向量，这些功能便是DOS系统自带的中断服务程序

3286及以上的系统中断，PC会进入保护模式，在OS被加载后，中断由IDT控制，这一机制类似于中断向量表，只不过中断向量换成了选择子。这样的中断机制对不同型号的CPU有略微的差别，这里不细说了，我自己也没全弄明白。

二、中断实现的方式（8086下的普通中断）

听说过“优先级编码器”没？——如果同时有两个信号被接收，会指定某一个信号的优先级高，先执行它。中断就是类似的处理方法。

当CPU获取到某一高 *** 作优先级的信号时（比如时钟，每固定时间就会触发一次；比如键盘响应，用户希望通过Ctrl+C来退出任何正在执行的DOS程序），CPU会将当前正在执行的程序挂起来，转而去处理该信号（类似于Call，但略有不同，你看的书应该会讲到）。

处理中断时，系统会将其解释为一个标号，比如int 9h、int 21h等等。这个标号是一个序号，在内存某处存放着连续的一个表格，这个标号便是表格中的“行号”，只不过，每一行是两列，包括了该中断的处理程序的段基址和偏移量。中断向量表是从0000:0000开始的，每4字节为一个表项。中断标号x4就是对应的中断向量表项所存的地址，高地址是基地址，低地址是偏移。

这么说不知道你懂不懂。。。

反正总结一下你的问题吧，中断服务程序是加载到内存中的，它在加载前可能是存在BIOS芯片上，也可能是存在硬盘里的；中断向量表里只能写上中断处理程序的入口地址，要知道每个表项只有4字节；具体的中断服务程序，我不信你学汇编的书上不讲，我大概讲一下：CPU的INTR引脚获得了中断信号，得到了标号，比方说是5号，中断向量表项为0000:000A，读取这个内存，得到中断程序入口地址比方说是AAAA:BBBB，那么它会将当前的CS/IP、Flags寄存器入栈，然后转到AAAA:BBBB处去执行一直到iret指令返回原任务（或许该中断结束了这个任务，就不会返回了）。

至于保护模式的中断，相信你暂时还没遇到。到后面还有 *** 控8259A芯片来实现高级中断的，这个就不是一般需要学的了。

我也是初学者，这里抄一段《Linux设备驱动程序》书上的给你：

Linux的中断宏观分为两种：软中断和硬中断。声明一下，这里的软和硬的意思是指和软件相关以及和硬件相关，而不是软件实现的中断或硬件实现的中断。软中断就是“信号机制”。软中断不是软件中断。Linux通过信号来产生对进程的各种中断 *** 作，我们现在知道的信号共有31个，其具体内容这里略过。

一般来说，软中断是由内核机制的触发事件引起的（例如进程运行超时），但是不可忽视有大量的软中断也是由于和硬件有关的中断引起的，例如当打印机端口产生一个硬件中断时，会通知和硬件相关的硬中断，硬中断就会产生一个软中断并送到 *** 作系统内核里，这样内核就会根据这个软中断唤醒睡眠在打印机任务队列中的处理进程。

硬中断就是通常意义上的“中断处理程序”，它是直接处理由硬件发过来的中断信号的。当硬中断收到它应当处理的中断信号以后，就回去自己驱动的设备上去看看设备的状态寄存器以了解发生了什么事情，并进行相应的 *** 作。

对于软中断，我们不做讨论，那是进程调度里要考虑的事情。由于我们讨论的是设备驱动程序的中断问题，所以焦点集中在硬中断里。我们这里讨论的是硬中断，即和硬件相关的中断。

要中断，是因为外设需要通知 *** 作系统她那里发生了一些事情，但是中断的功能仅仅是一个设备报警灯，当灯亮的时候中断处理程序只知道有事情发生了，但发生了什么事情还要亲自到设备那里去看才行。也就是说，当中断处理程序得知设备发生了一个中断的时候，它并不知道设备发生了什么事情，只有当它访问了设备上的一些状态寄存器以后，才能知道具体发生了什么，要怎么去处理。

设备通过中断线向中断控制器发送高电平告诉 *** 作系统它产生了一个中断，而 *** 作系统会从中断控制器的状态位知道是哪条中断线上产生了中断。PC机上使用的中断控制器是8259，这种控制器每一个可以管理8条中断线，当两个8259级联的时候共可以控制15条中断线。这里的中断线是实实在在的电路，他们通过硬件接口连接到CPU外的设备控制器上。

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勇有了控制权，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。要使用中断线，就得进行中断线的申请，就是IRQ(Interrupt Requirement)，我们也常把申请一条中断线成为申请一个IRQ或者是申请一个中断号。

IRQ是非常宝贵的，所以我们建议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。无论对IRQ的使用方式是独占还是共享，申请IRQ的过程都是一样的，分为3步：

1．将所有的中断线探测一遍，看看哪些中断还没有被占用。从这些还没有被占用的中断中选一个作为该设备的IRQ。

2．通过中断申请函数申请选定的IRQ，这是要指定申请的方式是独占还是共享。

3．根据中断申请函数的返回值决定怎么做：如果成功了万事大吉，如果没成功则或者重新申请或者放弃申请并返回错误。

Linux中的中断处理程序很有特色，它的一个中断处理程序分为两个部分：上半部（top half）和下半部(bottom half)。之所以会有上半部和下半部之分，完全是考虑到中断处理的效率。

上半部的功能是“登记中断”。当一个中断发生时，他就把设备驱动程序中中断例程的下半部挂到该设备的下半部执行队列中去，然后就没事情了--等待新的中断的到来。这样一来，上半部执行的速度就会很快，他就可以接受更多她负责的设备产生的中断了。上半部之所以要快，是因为它是完全屏蔽中断的，如果她不执行完，其它的中断就不能被及时的处理，只能等到这个中断处理程序执行完毕以后。所以，要尽可能多得对设备产生的中断进行服务和处理，中断处理程序就一定要快。

但是，有些中断事件的处理是比较复杂的，所以中断处理程序必须多花一点时间才能够把事情做完。可怎么样化解在短时间内完成复杂处理的矛盾呢，这时候 Linux引入了下半部的概念。下半部和上半部最大的不同是下半部是可中断的，而上半部是不可中断的。下半部几乎做了中断处理程序所有的事情，因为上半部只是将下半部排到了他们所负责的设备的中断处理队列中去，然后就什么都不管了。下半部一般所负责的工作是察看设备以获得产生中断的事件信息，并根据这些信息（一般通过读设备上的寄存器得来）进行相应的处理。如果有些时间下半部不知道怎么去做，他就使用著名的鸵鸟算法来解决问题--说白了就是忽略这个事件。

由于下半部是可中断的，所以在它运行期间，如果其它的设备产生了中断，这个下半部可以暂时的中断掉，等到那个设备的上半部运行完了，再回头来运行它。但是有一点一定要注意，那就是如果一个设备中断处理程序正在运行，无论她是运行上半部还是运行下半部，只要中断处理程序还没有处理完毕，在这期间设备产生的新的中断都将被忽略掉。因为中断处理程序是不可重入的，同一个中断处理程序是不能并行的。

在Linux Kernel 20以前，中断分为快中断和慢中断（伪中断我们这里不谈），其中快中断的下半部也是不可中断的，这样可以保证它执行的快一点。但是由于现在硬件水平不断上升，快中断和慢中断的运行速度已经没有什么差别了，所以为了提高中断例程事务处理的效率，从Linux kernel 20以后，中断处理程序全部都是慢中断的形式了--他们的下半部是可以被中断的。

但是，在下半部中，你也可以进行中断屏蔽--如果某一段代码不能被中断的话。你可以使用cti、sti或者是save_flag、restore_flag来实现你的想法。

在处理中断的时候，中断控制器会屏蔽掉原先发送中断的那个设备，直到她发送的上一个中断被处理完了为止。因此如果发送中断的那个设备载中断处理期间又发送了一个中断，那么这个中断就被永远的丢失了。

之所以发生这种事情，是因为中断控制器并不能缓冲中断信息，所以当前一个中断没有处理完以前又有新的中断到达，他肯定会丢掉新的中断的。但是这种缺陷可以通过设置主处理器(CPU)上的“置中断标志位”（sti）来解决，因为主处理器具有缓冲中断的功能。如果使用了“置中断标志位”，那么在处理完中断以后使用sti函数就可以使先前被屏蔽的中断得到服务。

有时候需要屏蔽中断，可是为什么要将这个中断屏蔽掉呢？这并不是因为技术上实现不了同一中断例程的并行，而是出于管理上的考虑。之所以在中断处理的过程中要屏蔽同一IRQ来的新中断，是因为中断处理程序是不可重入的，所以不能并行执行同一个中断处理程序。在这里我们举一个例子，从这里子例中可以看出如果一个中断处理程序是可以并行的话，那么很有可能会发生驱动程序锁死的情况。当驱动程序锁死的时候，你的 *** 作系统并不一定会崩溃，但是锁死的驱动程序所支持的那个设备是不能再使用了--设备驱动程序死了，设备也就死了。

A是一段代码，B是 *** 作设备寄存器R1的代码，C是 *** 作设备寄存器R2的代码。其中激发PS1的事件会使A1产生一个中断，然后B1去读R1中已有的数据，然后代码C1向R2中写数据。而激发PS2的事件会使A2产生一个中断，然后B2删除R1中的数据，然后C2读去R2中的数据。

如果PS1先产生，且当他执行到A1和B1之间的时候，如果PS2产生了，这是A2会产生一个中断，将PS2中断掉（挂到任务队列的尾部），然后删除了 R1的内容。当PS2运行到C2时，由于C1还没有向R2中写数据，所以C2将会在这里被挂起，PS2就睡眠在代码C2上，直到有数据可读的时候被信号唤醒。这是由于PS1中的B2原先要读的R1中的数据被PS2中的B2删除了，所以PS1页会睡眠在B1上，直到有数据可读的时候被信号唤醒。这样一来，唤醒PS1和PS2的事件就永远不会发生了，因此PS1和PS2之间就锁死了。

由于设备驱动程序要和设备的寄存器打交道，所以很难写出可以重入的代码来，因为设备寄存器就是全局变量。因此，最简洁的办法就是禁止同一设备的中断处理程序并行，即设备的中断处理程序是不可重入的。

有一点一定要清楚：在20版本以后的Linux kernel中，所有的上半部都是不可中断的（上半部的 *** 作是原子性的）；不同设备的下半部可以互相中断，但一个特定的下半部不能被它自己所中断（即同一个下半部不能并）。

由于中断处理程序要求不可重入，所以程序员也不必为编写可重入的代码而头痛了。编写可重入的设备驱动程序是可以的，编写可重入的中断处理程序是非常难得，几乎不可能。

我们都知道，一旦竞争条件出现了，就有可能会发生死锁的情况，严重时可能会将整个系统锁死。所以一定要避免竞争条件的出现。只要注意一点：绝大多数由于中断产生的竞争条件，都是在带有中断的

内核进程被睡眠造成的。所以在实现中断的时候，一定要相信谨慎的让进程睡眠，必要的时候可以使用cli、sti或者save_flag、restore_flag。

应该是利用了cpu提供的硬件断点，当程序执行到断点的时候中断执行。软中断一般是cpu的程序自动触发中断，他是需要进入对应的中断服务程序的。单步中断一般是调试程序，一条一条语句的执行。

一般认为系统外的中断称其为硬中断，因为系统外的中断需要硬件给系统发出信号的。

软中断一般为系统内的中断，如定时器时间到发出信号希望系统及时处理，此时是由程序处理，因此称其为软中断。

1．中断的基本概念中断是指计算机在执行期间，系统内发生任何非寻常的或非预期的急需处理事件，使得CPU暂时中断当前正在执行的程序而转去执行相应的事件处理程序，待处理完毕后又返回原来被中断处继续执行或调度新的进程执行的过程。引起中断发生的事件被称为中断源。中断源向CPU发出的请求中断处理信号称为中断请求，而CPU收到中断请求后转到相应的事件处理程序称为中断响应。在有些情况下，尽管产生了中断源和发出了中断请求，但CPU内部的处理器状态字PSW的中断允许位已被清除，从而不允许CPU响应中断。这种情况称为禁止中断。CPU禁止中断后只有等到PSW的中断允许位被重新设置后才能接收中断。禁止中断也称为关中断，PSW的中断允许位的设置也被称为开中断。开中断和关中断是为了保证某段程序执行的原子性。还有一个比较常用的概念是中断屏蔽。中断屏蔽是指在中断请求产生之后，系统有选择地封锁一部分中断而允许另一部分中断仍能得到响应。不过，有些中断请求是不能屏蔽甚至不能禁止的，也就是说，这些中断具有最高优先级，只要这些中断请求一旦提出，CPU必须立即响应。例如，电源掉电事件所引起的中断就是不可禁止和不可屏蔽的。2．中断的分类与优先级根据系统对中断处理的需要， *** 作系统一般对中断进行分类并对不同的中断赋予不同的处理优先级，以便在不同的中断同时发生时，按轻重缓急进行处理。根据中断源产生的条件，可把中断分为外中断和内中断。外中断是指来自处理器和内存外部的中断，包括I／0设备发出的I／O中断、外部信号中断(例如用户键人ESC键)。各种定时器引起的时钟中断以及调试程序中设置的断点等引起的调试中断等。外中断在狭义上一般被称为中断。内中断主要指在处理器和内存内部产生的中断。内中断一般称为陷阱(trap)或异常。它包括程序运算引起的各种错误，如地址非法、校验错、页面失效、存取访问控制错、算术 *** 作溢出、数据格式非法、除数为零、非法指令、用户程序执行特权指令、分时系统中的时间片中断以及从用户态到核心态的切换等都是陷阱的例子。为了按中断源的轻重缓急处理响应中断， *** 作系统为不同的中断赋予不同的优先级。例如在UNIX系统中，外中断和陷阱的优先级共分为8级。为了禁止中断或屏蔽中断，CPU的处理器状态字PSW中也设有相应的优先级。如果中断源的优先级高于PSW的优先级，则CPU响应该中断源的请求；反之，CPU屏蔽该中断源的中断请求。各中断源的优先级在系统设计时给定，在系统运行时是固定的。而处理器的优先级则根据执行情况由系统程序动态设定。除了在优先级的设置方面有区别之外，中断和陷阱还有如下主要区别：陷阱通常由处理器正在执行的现行指令引起，而中断则是由与现行指令无关的中断源引起的。陷阱处理程序提供的服务为当前进程所用，而中断处理程序提供的服务则不是为了当前进程的。CPU执行完一条指令之后，下一条指令开始之前响应中断，而在一条指令执行中也可以响应陷阱。例如执行指令非法时，尽管被执行的非法指令不能执行结束，但CPU仍可对其进行处理。3．软中断软中断的概念主要来源于UNIX系统。软中断是对应于硬中断而言的。通过硬件产生相应的中断请求，称为硬中断。而软中断则不然，它是在通信进程之间通过模拟硬中断而实现的一种通信方式。中断源发出软中断信号后，CPU或者接收进程在适当的时机进行中断处理或者完成软中断信号所对应的功能。这里适当的时机，表示接收软中断信号的进程须等到该接收进程得到处理器之后才能进行。如果该接收进程是占据处理器的，那么，该接收进程在接收到软中断信号后将立即转去执行该软中断信号所对应的功能。4．中断处理过程一旦CPU响应中断，转人中断处理程序，系统就开始进行中断处理。下面对中断处理过程进行详细说明：1)CPU检查响应中断的条件是否满足。CPU响应中断的条件是：有来自于中断源的中断请求、CPU允许中断。如果中断响应条件不满足，则中断处理无法进行。2)如果CPU响应中断，则CPU关中断，使其进入不可再次响应中断的状态。3)保存被中断进程现场。为了在中断处理结束后能使进程正确地返回到中断点，系统必须保存当前处理器状态字PSW和程序计数器PC等的值。这些值一般保存在特定堆栈或硬件寄存器中。4)分析中断原因，调用中断处理子程序。在多个中断请求同时发生时，处理优先级最高的中断源发出的中断请求。在系统中，为了处理上的方便，通常都是针对不同的中断源编制有不同的中断处理子程序(陷阱处理子程序)。这些子程序的人口地址(或陷阱指令的人口地址)存放在内存的特定单元中。再者，不同的中断源也对应着不同的处理器状态字PSW。这些不同的PSW被放在相应的内存单元中，与中断处理子程序人口地址一起构成中断向量。显然，根据中断或陷阱的种类，系统可由中断向量表迅速地找到该中断响应的优先级、中断处理子程序(或陷阱指令)的入口地址和对应的PSW。5)执行中断处理子程序。对陷阱来说，在有些系统中则是通过陷阱指令向当前执行进程发出软中断信号后调用对应的处理子程序执行。6)退出中断，恢复被中断进程的现场或调度新进程占据处理器。7)开中断，CPU继续执行。5．设备管理程序与中断方式处理器的高速和输入输出设备低速之间的矛盾，是设备管理要解决的一个重要问题。为了提高整体效率，减少在程序直接控制方式中的CPU等待时间以及提高系统的并行工作效率，采用中断方式来控制输入输出设备和内存与CPU之间的数据传送，是很有必要的。在硬件结构上，这种方式要求CPU与输入输出设备(或控制器)之间有相应的中断请求线，而且在输入输出设备控制器的控制状态寄存器上有相应的中断允许位。

（1）软件中断用一条指令进入中断处理子程序，中断类型码由指令提供。进入中断时，不需要执行中断响应总线周期，也不从数据总线读取中断类型码。不受中断允许标志IF的影响。不过，软件中断的一号中断受标志寄存器中另外一个标志既TF的影响，只有TF为1时，才能执行单步中断。

（2）正在执行软件中断时，如果有外部硬件中断请求，并且是非屏蔽中断请求，那么，会在执行完当前指令后立即给予响应。

（3）软中断没有随机性。



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