完整的中断处理过程分为
 
1)中断响应的事前准备：
 
系统要想能够应对各种不同的中断信号，总的来看就是需要知道每种信号应该由哪个中断服务程序负责以及这些中断服务程序具体是如何工作的。系统只有事前对这两件事都知道得很清楚，才能正确地响应各种中断信号和异常。
 
2) CPU检查是否有中断/异常信号
 
CPU在执行完当前程序的每一条指令后，都会去确认在执行刚才的指令过程中中断控制器（如：8259A）是否发送中断请求过来，如果有那么CPU就会在相应的时钟脉冲到来时从总线上读取中断请求对应的中断向量。
 
对于异常和系统调用那样的软中断，因为中断向量是直接给出的，所以和通过IRQ（中断请求）线发送的硬件中断请求不同，不会再专门去取其对应的中断向量。
 
3) 根据中断向量到IDT表中取得处理这个向量的中断程序的段选择符
 
CPU根据得到的中断向量到IDT表里找到该向量对应的中断描述符，中断描述符里保存着中断服务程序的段选择符。
 
4) 根据取得的段选择符到GDT中找相应的段描述符
 
CPU使用IDT查到的中断服务程序的段选择符从GDT中取得相应的段描述符，段描述符里保存了中断服务程序的段基址和属性信息，此时CPU就得到了中断服务程序的起始地址。
 
5) CPU根据特权级的判断设定即将运行的中断服务程序要使用的栈的地址
 
CPU会根据CPL和中断服务程序段描述符的DPL信息确认是否发生了特权级的转换，比如当前程序正运行在用户态，而中断程序是运行在内核态的，则意味着发生了特权级的转换，这时CPU会从当前程序的TSS信息（该信息在内存中的首地址存在TR寄存器中）里取得该程序的内核栈地址。
 
6) 保护当前程序的现场
 
CPU开始利用栈保护被暂停执行的程序的现场：依次压入当前程序使用的eflags，cs，eip，errorCode（如果是有错误码的异常）信息。
 
7) 跳转到中断服务程序的第一条指令开始执行
 
CPU利用中断服务程序的段描述符将其第一条指令的地址加载到cs和eip寄存器中，开始执行中断服务程序。这意味着先前的程序被暂停执行，中断服务程序正式开始工作。
 
8) 中断服务程序处理完毕，恢复执行先前中断的程序
 
在每个中断服务程序的最后，必须有中断完成返回先前程序的指令，这就是iret（或iretd）。程序执行这条返回指令时，会从栈里弹出先前保存的被暂停程序的现场信息，即eflags,cs,eip重新开始执行。
 
中断服务程序流程
 
保护现场
 
保护现场有两个含义,其一是保存程序的断点;其二是保存通用寄存器和状态寄存器的内
 容。前者由中断隐指令完成(详见8.4.4节),后者由中断服务程序完成。具体而言,可在中断
 服务程序的起始部分安排若干条存数指令,将寄存器的内容存至存储器中保存,或用进栈指令
 (PUSH)将各寄存器的内容推入堆栈保存,即将程序中断时的“现场”保存起来。
 
2.中断服务(设备服务)
 
这是中断服务程序的主体部分,对于不同的中断请求源,其中断服务操作内容是不同的,例
 如，打印机要求CPU将需打印的一行字符代码,通过接口送人打印机的缓冲存储器中(参见图
 573)以仕打印机打印又如，显示设各要求CPU将需显示的一屏字符代码通过接口送人显示
 5.23)以供打印机打印。又如，显示设备要求CPU将需显示的一屏字符代码通过接口送入显示
 器的显示存储器中(参见图5.18)。
 
3.恢复现场
 
这是中断服务程序的结尾部分,要求在退出服务程序前,将原程序中断时的“现场”恢复至
 原来的寄存器中。通常可用取数指令或出栈指令(POP),将保存在存储器(或堆栈)中的信息这
 回到原来的寄存器中。
 
4.中断返回
 
中断服务程序的最后一条指令通常是–条中断返回指令,使其返回到原程序的断点处,以信
 继续执行原程序。
 计算机在处理中断的过程中,有可能出现新的中断请求,此时如果CPU暂停现行的中断月
 务程序,转去处理新的中断请求,这种现象称为中断嵌套,或多重中断。倘若CPU在执行中断月
 务程序时,对新的中断请求不予理睬，这种中断称为单重中断。这两种处理方式的中断服务程戶
 略有区别。图5.43(a)和图5.43(b)分别为单重中断和多重中断服务程序流程。比较图5.4
 ()和图5.43(h)可以发现.其区别在千“开中断”的设置时间不同。

中断程序和中断处理程序
 
中断是指CPU接受到I/O设备发送的中断信号的一种响应。CPU会暂停正在执行的程序，保留CPU环境后自动转去执行该I/O设备的中断处理程序。执行完毕后回到断点。继续执行原来的程序。中断是由外部程序引起的所以称为外中断。

由CPU内部引起的中断，例如在运算的过程中数据发生了上溢或者下溢，又或者程序出错，电源等故障。这类中断称为内中断，CPU也会暂停正在处理的程序去执行陷入该事件的中断处理程序。中断和陷入的主要区别是信号的来源。

中断向量表：
    为了处理方便，会为每种设备配以相应的中断处理程序，并且将对应的中断处理程序的地址放入中断向量表中的一个表项中，当中断信号发来时，由中断控制器来确定中断号，再在中断向量表中找到相应的处理程序的地址，执行中断处理程序。
 中断优先级：
     在实际处理的过程中，经常会有很多中断的信号源所以系统会规定相应的中断优先级，对于不同优先级的中断信号同时发来时主要有两种处理方式：
     ①屏蔽中断，当处理器在处理一个中断的时候，会屏蔽掉其他的所有中断。直到处理器完成当前中断。
     ②嵌套中断，当处理器在处理中断的时候遇到优先级更高的中断，高优先级可以抢占低优先级的资源。优先处理高优先的中断。

中断处理程序：
     中断处理程序主要分为两部分，①测定是否有未响应的中断信号，若有未处理的中断信号则先停止当前程序去转而执行中断处理程序。
     ②保护被中断进程的CPU环境，再把处理器的控制权交给中断处理程序的时候，需要先保存被中断的CPU环境，以便以后能够恢复运行。首先保存的是，从中断现场恢复到当前进程所需要的信息，通常由硬件自动将处理器状态字和保存在程序指令计数器中下一条指令的地址保存在中断保留区中，然后把被中断你的CPU的现场信息的内容都压入中断栈中。
     ③转入相应的设备处理程序。由处理器对各个中断源进行测试，确定引起本次中断的I/O程序，并且向中断信号的设备发送确认信息，再收到确认信号以后就立刻取消中断信号，再将相应设备的中断处理程序装入到程序计数器中。
     ④中断处理
     ⑤恢复CPU的现场，是否返回中断现场取决于两个因素，①是否采用了屏蔽中断，如果是屏蔽中断则直接返回CPU中断现场。
     如果是嵌套式如果没有优先级更高的中断则返回CPU中断现场，如果有则执行优先级更高的中断处理。

中断
 
为了对计算机的硬件（键盘，硬盘，鼠标，网卡等）进行管理，内核需要和这些硬件通信。一种方式是使用轮询（polling）的方式，这种方式周期性地查看所有硬件设备的状态并做相应处理，这会造成很多不必要的系统开销。Linux内核使用中断的方式来管理硬件设备，中断本质上是一种电信号，设备通过和中断控制器引脚相连的总线发出电信号来发出中断。中断控制器是一种控制芯片，多个设备的中断请求线同时连接到中断控制器上，如果多个设备同时发出中断信号，中断控制器根据优先级选择其中一个发送给处理器处理器，处理器收到中断请求后，就中断当前正在执行的任务，进行中断处理。内核通过中断号（中断号是系统为每个中断请求线interrupt request line分配的编号）来区分不同的设备产生的中断，从而执行对应的中断处理程序。
 
人们经常把中断和异常（Exception）放在一起讨论，前者是异步中断，后者是同步中断。同步是指在一个处理器指令执行完毕后产生的（是由处理器产生的），异步指的是在任何时候都有可能发生，和处理器是否完成当前指令无关，当然处理器会将正在执行的指令执行完毕才会去检查是否有中断请求。异常又可以分为处理器检测到的异常(Processor-detected exception)和可编程的异常(programmmed exception)，前者又分为fault, trap, abort三种，后者是为了进入内核态（软中断/系统调用）。缺页异常和除以0都属于fault。异常的具体分类在网上看到了很多，各有各的说法，看得我大脑都混乱了，这里的分类参考的是哥伦比亚大学的一份上课PPT的分类法。
 
中断处理程序
 
当接收到一个中断时，内核会执行中断处理程序（interrupt handler），每个可以产生中断的设备都有一个对应的中断处理程序。中断处理程序是设备驱动的一部分，中断处理程序的函数声明必须遵照规定的格式，中断处理程序本质上是一个函数，和内核其他函数的区别在于中断处理程序是由内核响应中断时调用的，它运行在一个被称为中断上下文的特殊上下文中。中断上下文中不能被阻塞，所以有时候也会被称为原子上下文。
 
中断处理程序必须快速地完成执行，这样才能快速地对中断做出响应的同时确保被中断抢占的代码可以尽快地恢复执行。但是中断处理程序往往有大量工作要做，比如网卡的中断处理程序就需要将网络中的数据包从硬件上复制到内存中，处理数据包，最后将数据包交给合适的协议栈或者应用程序。
 
上半部和下半部
 
中断程序有两个目标：快速完成执行和处理大量工作。很显然，这两个目标是冲突的。为了能够同时达到这两个目标，对中断的响应被分成了两部分：上半部和下半部。上半部是中断处理程序，上半部在接受到中断请求后立刻执行，但是只处理对时延敏感的任务，如对中断进行应答（通过给中断线置低电平告诉设备处理器已经收到中断了）或者复位硬件。对时延不敏感的任务都被放在了下半部，延后执行（下一篇博文将会介绍下半部）。
 
还是以网卡为例，网卡收到数据包，发出中断请求，告诉内核收到了数据包。因为网卡上接受数据包的缓冲区大小固定，并且比系统内存小得多，为了避免网卡缓冲区溢出丢包，内核需要快速的完成以下工作：通知网卡中断已经响应（通常是给网卡的寄存器复位）并将数据包拷贝到系统内存，到此中断处理程序（上半部）完成，然后将处理器的使用权交还给内核其他部分（调度程序这个时候就要负责选择下一个执行的进程了，详见Linux内核学习笔记（六）进程调度）
 
中断处理程序的注册、注销和实现
 
注册
 
每个设备都有一个对应的设备驱动，如果该设备使用中断（大部分都会使用），那么设备驱动必须要注册一个中断处理程序。注册中断处理程序的函数是 request_irq()，声明在<linux/interrupt.h>中，声明如下:
 
/* request_irq: allocate a given interrupt line */
int request_irq(unsigned int irq, irq_handler_t handler,
                unsigned long flags, const char *name, void *dev)
 
参数irq是对应的终端号。系统时钟和键盘这样的传统PC设备的中断号通常是固定的，对于大部分设备，这个值是动态确定的（通过探测或者编程方式）。 
 参数handler是一个函数指针，指向要注册的中断处理程序。
 
参数flags是作为bitmask使用，规定了中断和中断处理程序的一些属性，比较重要的有：
 
IRQF_DISABLED 内核在执行该中断处理程序时会禁止所有中断。如果没有这个，内核只会禁止当前的中断处理程序的中断请求线，其他中断请求线仍然可以发出中断，这意味着当前中断处理程序可能会被其他优先级更高的中断请求线的处理程序抢占，这就也叫做中断嵌套。
IRQF_SAMPLE_RANDOM 该设备产生的中断会为内核熵池（entropy pool）作出贡献，内核熵池负责从各种随机事件（比如中断）中衍生出真正的随机数。
IRQF_SHARED 这个标志表示该中断线可以被多个中断处理程序共享（即多个设备共用同一个中断线，个人感觉一个设备注册多个共享中断线的中断处理程序也是有可能的，但是估计不会有人这样做）
 
参数name用于传入设备的名字。
 
参数dev用于区分共享同一个中断线的多个中断处理程序（注销共享中断线的其中一个中断处理程序时要用到）以及给中断处理程序传递有价值的数据（实践中通常会传递设备驱动用来表示设备的device结构）。
 
如果irq对应的中断线当前处于禁用状态（说明没有中断处理程序注册在该中断线上），request_irq()还会激活该中断线。因为request_irq()可能阻塞，所以不能在中断上下文（interrupt context，稍后会详细介绍）中调用。并且无论IRQF_DISABLED是否被设置，内核都会禁用当前中断处理程序的中断线，所以共享同一个中断线的中断处理程序不会发生嵌套或者重入（后面有详细讨论）。
 
注销
 
当卸载一个设备的时候，需要注销该设备的中断处理程序。注销函数是
 
void free_irq(unsigned int irq, void *dev)
 
如果中断号irq对应的中断线不是共享的，free_irq()会将irq的中断处理程序移除，并禁用irq对应的中断线。如果中断号irq是共享的，free_irq()会将dev对应的中断处理程序移除，如果移除的中断处理程序是irq的最后一个中断处理程序，那么free_irq()会同时禁用irq对应的中断线。因为free_irq()可能被阻塞，所以同样不能在中断上下文中调用。
 
实现
 
中断处理程序的声明规范如下：
 
static irqreturn_t intr_handler(int irq, void *dev)
 
irq是该中断处理程序要处理的中断请求线的中断号。dev和传递给request_irq()的dev是一样的，用于区分共享中断线的中断处理程序。dev可以指向中断处理程序使用的数据结构，通常驱动中用于表示设备的device结构，这样既能保证唯一性，也可以给中断处理程序提供有价值的数据。中断处理程序的返回值irqreturen_t实质上就是int，但是只有两种返回值：IRQ_NONE和IRQ_HANDLED。中断处理程序被调用时如果发现不是自己的设备发出的中断，就会返回IRQ_NONE。如果判断是自己的设备发出的中断时，就会在处理后返回IRQ_HANDLED。
 
中断处理程序的工作内容完全取决于设备和产生中断的原因，但是一个最基本的任务是告诉设备中断已经被响应（中断应答）。复杂的设备通常需要发送、接受数据以及执行额外的工作。驱动程序的编写者需要决定哪些任务必须放在上半部，哪些任务可以放在下半部，能放在下半部的任务要尽可能地放在下半部。
 
中断上下文
 
当执行一个中断处理程序时，内核处于中断上下文（interrupt context）中。与中断上下文相对的是进程上下文，进程上下文是内核所处的工作模式（注意只有在内核态才可能处于进程上下文），在进程上下文中，内核代表进程执行——比如执行系统调用和运行内核线程，此时可以通过current宏访问当前进程。在进程上下文中可以睡眠。（我个人的理解是中断处理不是一个进程，也没有关联的进程，只有关联的中断。而系统调用或者内核线程执行时有关联的进程，所以是在进程上下文中。此外《Linux Kernel Development 3rd》的作者Robert Love在Quora上亲自回答了进程上下文的问题，说得很详细，可以点击去看一下。）
 
中断上下文不和一个进程关联（虽然current宏指向被中断的进程），因为没有一个后备的关联进程，因为无法被再次调度，所以中断上下文不能睡眠（我个人对此的理解是因为没有关联的进程，所以没有可用于切换时保存上下文数据的对象。那为什么不让中断处理程序关联一个进程呢，因为这样的话，虽然可以切换出去了，但是在中断处理程序（或者说上半部）中的任务是时延敏感的，必须立刻执行完毕，所以不能切换出去，那么也就没必要关联一个进程了）。所以不能在中断上下文中调用可能睡眠的函数，这限制了中断处理程序的能力（可以做的事情）。
 
中断处理程序使用自己的栈——中断栈（interrupt stack）。中断栈每个处理器一个，栈大小为一个页大小（在32bit机器中通常为4KB)。早起内核版本中，中断程序共用被中断的进程的内核栈。
 
一个中断处理的详细过程
 
中断处理程序的实现是和体系结构、处理器、中断控制器类型、机器本身密切相关的，下图展示了从硬件发出中断到中断处理返回的完整流程图
 
 
硬件设备通过和中断控制器连接的总线发出电信号来向中断控制器发出中断，如果中断请求线是激活的（中断线是可以被屏蔽的），中断控制器将中断发送给处理器，除非处理器禁用中断了（这也同样是可能的，稍后会说），否则，处理器会在执行完当前指令后，禁用处理器中断，然后跳转到预先设置好的内存位置，并执行那里的代码。这个位置是内核设置的处理中断请求的程序的入口点，入口点是中断在内核中旅行的起点。
 
入口点会将中断号和被中断进程的寄存器值保存到中断栈中，然后调用do_IRQ()，do_IRQ()从中断栈中提取中断号，然后给该中断线发送一个中断应答信号（其实就是让CPU回送一个低电平的电信号），并禁用该中断线，然后调用handle_IRQ_event()。
 
handle_IRQ_event()先检查IRQF_DISABLE是否被设置，如果没有设置，就重新打开处理器中断（处理器收到中断后把处理器中断禁用了)，需要注意的是当前的中断线仍然是禁用的。然后handle_IRQ_event()会按序调用注册在该中断线上的所有中断处理程序，每个中断处理程序都要先检查自己的设备是否发出了中断，如果没有立刻返回，返回值为IRQ_NONE，如果有就进行中断处理，最后返回IRQ_HANDLED。通常这种判断是通过查看设备上的状态寄存器来判断的。（补充说明一点：多个设备共享一个中断线时，如果该中断线产生了中断，那么该中断线上可能只有一个设备发出了中断，也有可能有多个设备同时发出了中断（其实就是中断线被置了高电平），所以该中断线上的每个中断处理程序都会被调用一次）
 
查看中断系统的状态 /proc/interrupts
 
查看/proc/interrupts可以获得当前系统中注册的中断以及他们的统计信息，包括被注册过的中断号、每个CPU收到的该中断号的次数以及该中断号的中断处理程序的名字、设备的名字。
 
参考资料
 
《Linux Kernel Development 3rd Edition》 
 《Understanding The Linux Kernel 3rd Edition》

中断处理的基本过程包括中断请求、中断判优、中断响应、中断服务 和中断返回等五个阶段。
 
1.中断请求阶段
 
1）发生在CPU内部的中断（内部中断），不需要中断请求，CPU内部的中断控制逻辑直接接收处理。
 2）外部中断请求由中断源提出。外部中断源利用CPU的中断输入引脚 输入中断请求信号。一般CPU设有两个中断请求输入引脚：可屏蔽中断请求输入引脚和不可屏蔽中断请求输入引脚。
 
1.1中断请求触发器
 
每个中断源发中断请求信号的时间是不确定的，而CPU在何时响应中断也 是不确定的。所以，每个中断源都有一个中断请求触发器，锁存自己的中断请求信号，并保持到CPU响应这个中断请求之后才将其清除。
 
1.2中断允许触发器
 
在CPU内部有一个中断允许触发器，当其为“1”时，允许CPU响应中断， 称为开中断。若其为“0”，不允许CPU响应中断，中断被屏蔽，称为关中断。
 
%%通常，当CPU复位时，中断允许触发器也复位为“0”，即关中断。当 CPU中断响应时，CPU自动关闭中断，禁止接受另一个新的中断。
 %%中断允许触发器的状态可以用开中断或关中断指令来设置。
 
2.中断判优阶段
 
CPU一次只能接受一个中断源的请求，当多个中断源同时向CPU提出中断请求时，CPU必须找出中断优先级最高的中断源，这一过程称为中断判优。
 中断判优可以采用硬件方法，也可采用软件方法。
 
2.1软件判优
 
CPU检测到中断请求后，首先读取中断请求寄存器的内容，逐位检测它们的状态，检测到某一位为1，就确定对应的中断源有中断请求，转去执行它的中断服务程序。
 先检测哪一个，哪一个的优先级就高，后检测哪一个，哪一个优先级就低，检测的顺序就是各中断源的优先级顺序。
 
 假设上图中输入端口地址为87FFH。有如下查询程序：
 MOV DX, 87FFH
 IN AL, DX ;读中断请求寄存器内容
 SHR AL, 1
 JC IR0 ;IRQ0有请求，转IR0
 SHR AL,1
 JC IR1 ;IRQ1有请求，转IR1
 SHR AL,1
 JC IR2 ;IRQ2有请求，转IR2
 … …
 软件判优耗时较长。如果中断源很多，中断的实时性就很差，但是软件判优优先权安排灵活。
 
2.2硬件判优
 
利用专门的硬件电路确定中断源的优先级，有两种常见的方式：菊花链判优电路和中断控制器判优。
 
2.2.1菊花链判优电路
 
设计思想：每个中断源都有一个中断逻辑电路，所有的中断逻辑电路形成一个链，犹如菊花链。排在链前端的中断源优先级最高，越靠后的设备优先级越低。
 
 实现过程： CPU收到中断请求，如果允许中断，CPU发出中断响应信号。中断响应信号首先到达菊花链的前端，如果中断源1提出了中断请求，它就会截获中断响应信号，封锁它，使它不能向下一个中断源传送。不论下面的中断源有没有提出中断请求，都不可能接收到中断响应信号，因此它们的中断请求也不能被响应。
 
2.2.2中断控制器判优
 
中断控制器，如Intel8259A，可以以多种方式设置中断源的中断优先级。 中断控制器中有一个中断优先级判别器，它自动判别出目前提出中断请求的优先级最高的中断源，并将它的中断向量码送到数据总线，CPU接收中断向量码并据此找到它的中断服务程序。
 
 
3.中断响应阶段
 
经过中断判优，中断处理就进入中断响应阶段。中断响应时，CPU向中断源发出中断响应信号，同时：
 ① 保护硬件现场；
 ② 关中断；
 ③ 保护断点；
 ④ 获得中断服务程序的入口地址。
 
4.中断服务阶段
 
中断服务程序的一般结构为：
 1）保护现场。 在中断服务程序的起始部分安排若干条入栈指令，将各寄存器的内容压入堆栈保存。
 2）开中断。 在中断服务程序执行期间允许级别更高的中断请求中断现 行的中断服务程序，实现中断嵌套。
 3）中断服务。 完成中断源的具体要求。
 4）恢复现场。 中断服务程序结束前，必须恢复主程序的中断现场。通常是将保存在堆栈中的现场信息弹出到原来的寄存器中。
 5）中断返回。 返回到原程序的断点处，继续执行原程序。
 
5.中断返回阶段
 
返回到原程序的断点处，恢复硬件现场，继续执行原程序。
 中断返回操作是中断响应操作的逆过程。