PART1：前言
int n指令的格式为：int n，n为中断类型码

cpu执行int中断，实际上就相当于引发一个n号中断的中断过程，他的大致执行过程如下：

取中断类型n
标志寄存器入栈，置IF=0,TF=0 (为什么要这一步，后面有解释)

// 这一步可以模拟为
pushf 	//标志寄存器入栈
;下面的步骤完成置IF和TF
pushf
pop ax
and ax,11111100B
push ax
popf	//置IF=0,TF=0


CS和IP入栈
令IP=(n*4)，CS=(n*4+2)

8086的中断向量表是放在0地址处的，而每一个中断向量由两个字组成，低位字存放IP值，高位字存放CS值，所以上面的赋值就完成了跳转到中断处理程序的功能

为什么中断时要处理TF和IF的值?
TF位:CPU提供的单步中断支持
cpu在执行完一次指令后，如果检测到标志寄存器TF=1，则产生单步中断，引发中断过程。单步中断的中断类型码为1,也就是说：cpu在执行完一条指令后，如果检测到TF=1，那么就会转去执行1号中断处理程序。

作用：为单步调试程序提供支持，例如debug的t命令
IF位:外中断之可屏蔽中断与不可屏蔽中断


可屏蔽中断：cpu可以不响应的外中断，具体响不响应看IF的值


不可屏蔽中断：cpu必须立即响应的外中断，cpu会在当前指令执行完后立即响应该中断，不可屏蔽中断的类型码固定为2


IF=1：CPU在执行完一条指令后会检测有无外中断产生，并且响应这个外中断，如键盘鼠标等的输入

IF=0：CPU在执行完一条指令不会响应可屏蔽中断
相关指令
sti	设置IF=1

cli 	设置IF=0 (close interupt)
PART2：编写并安装0号中断处理程序（除法溢出中断程序）
本来是想写9号中断处理程序的，有一些错误没处理好
1.安装


安装过程就是，先保存原来的中断处理程序的CS和IP，然后通过movsb指令将我们写的程序传送到0000:0200处，然后更改0号中断向量表的地址指向我们安装的程序地址。

s段就是我们自己写的中断处理程序，当发生溢出时会在屏幕上打印一个绿色的a，最后三行是通过retf指令调用了原来的0号中断处理程序
2.执行

操作系统以进程调度为单位，进程的运行在进程的上下文中，进程上下文有丰富的、属于自己的资源：例如有硬件上下文，有用户栈、有内核栈，有用户空间的正文段、数据段等等。
中断上下文什么也没有，只有一段执行代码及其附属的数据，而中断执行thread中的临时变量应该保存在栈上，此时中断只能借用当前进程的资源（当前进程提供了内核栈，保存了hardware context，此外各种资源（例如mm_struct）），如果此时在中断上下文中睡眠，它不像进程那样有专属的task struct，因此无从调度，会阻塞系统调度，且无人唤醒。
因此Linux kernel的设计者制定了规则：

（1）中断上下文不是调度实体

（2）中断上下文的优先级高于进程上下文

参考文献：

http://www.wowotech.net/process_management/schedule-in-interrupt.html

http://www.wowotech.net/irq_subsystem/workqueue.html

http://bbs.chinaunix.net/thread-2115820-1-1.html

ARM
1、内存访问各种存储器的速度？
2、为什么快速中断比普通中断响应要快？
3、为什么程序运行时跳转会影响效率？
4、什么情况下才可以发挥cache的作用？
5、ARM7和ARM9的差别：
6、处理的流水线的级数会影响到CPU的最高频率吗？
7、什么是伪指令？
8、中断向量表位于存储器什么位置？
9、处理软中断主要用于什么地方？
10、ARM处理器对异常中断的响应过程
11、ARM指令和Thumb指令的差别
12、ARM和Thumb指令集混合使用的场合
13、哈佛结构 对比 冯.诺曼结构 的优势？
14、为什么在中断向量表中不直接LDR PC,"异常地址"

1、内存访问各种存储器的速度？
最快的是r0-r15这些寄存器，其后依次是cache、SDRAM、硬盘、网络
2、为什么快速中断比普通中断响应要快？
因为快速中断拥有独立的r8-r12寄存器，这样在模式切换时可以减少寄存器保护的时间，

其次是快速中断处理程序可以位于在异常向量表后面，这样可以减少程序跳转时间。
3、为什么程序运行时跳转会影响效率？
程序跳转会影响处理的流水线的顺序执行
4、什么情况下才可以发挥cache的作用？
程序的顺序执行 / 代码重复执行
5、ARM7和ARM9的差别：

ARM7内核是三级流水线（取指-译码-执行）和提供0.9MIPS/MHz的冯诺伊曼结构；

ARM9内核是五级流水线（取指-译码-执行-访问内存-写寄存器），提供1.1MIPS/MHz的哈佛结构。
ARM7是没有MMU(内存映射单元)，ARM720T是MMU的；

ARM9是有MMU的，ARM940T只有Memory protection unit，不是个完整的MMU。
ARM7TDMI提供了非常好的性能、功耗比。包含了Thumb指令集快速乘法指令和ICE调试技术的内核。ARM9的时钟频率比ARM7更高，采用哈佛结构区分了数据总线和指令总线。

6、处理的流水线的级数会影响到CPU的最高频率吗？
是的

7、什么是伪指令？
就是不能通过反汇编得到的指令
8、中断向量表位于存储器什么位置？
0x0和0xffff0000两处
9、处理软中断主要用于什么地方？
主要用于操作系统的系统调用
10、ARM处理器对异常中断的响应过程
ARM处理器对异常中断的响应过程如下所述：

1）保存处理器当前状态，中断屏蔽位及各条件标志位；

2）设置当前程序状态寄存器CPSR中的相应位；

3）将lr设置成返回地址；

4）将PC设置成该异常中断的中断向量地址，跳转到相应异常中断处执行。
11、ARM指令和Thumb指令的差别

在ARM体系结构中，ARM指令集中的指令是32位的指令，其执行效率非常高。对于存储系统数据总线为16位的应用系统，ARM体系提供了Thumb指令集。
Thumb指令集是对ARM指令集的一个子集重新编码得到的，指令长度为16位。通常在处理器执行ARM程式时，称处理器处于ARM状态；当处理器执行Thumb程式时，称处理器处于Thumb状态。
Thumb指令集并没有改动ARM体系地层的程式设计模型，只是在该模型上加上了一些限制条件。Thumb指令集中的数据处理指令的操作数仍然为32位，指令寻址地址也是32位的。

12、ARM和Thumb指令集混合使用的场合
通常，Thumb比ARM指令密度高，而且对于内存为8位或16位的系统，使用Thumb效率更高。

不过在下面一些场合下，必须运行在ARM状态，这时就需要混合使用ARM和Thumb。

1）强调速度的场合，应该使用ARM指令集；

2）有些功能只能由ARM指令集完成。如：使能 / 禁止异常中断；

3）当处理器进入异常中断处理程序时，程序状态转换到ARM状态，即在异常中断处理程式入口的一些指令是ARM指令，然后根据需要程序能转换到Thumb状态，在异常中断程式返回前，程序再转换到ARM状态。

4）ARM处理器总是从ARM状态开始执行。因此如果要在调试器中运行Thumb指令集，必须为该Thumb程序添加一个ARM程序头，然后再转换到Thumb状态，执行Thumb程式。
13、哈佛结构 对比 冯.诺曼结构 的优势？
哈佛结构与冯.诺曼结构处理器比较，哈佛结构处理器有两个明显的特点：


使用两个独立的存储器模块，分别存储指令和数据，每个存储模块都不允许指令和数据并存；


使用独立的两条总线，分别作为CPU与每个存储器之间的专用通信路径，而这两条总线之间毫无关联


14、为什么在中断向量表中不直接LDR PC,“异常地址”
问：为什么在中断向量表中不直接LDR PC,“异常地址”.而是使用一个标号,然是在后面使用DCD 定义这个标号

答：因为LDR 指令只能跳到当前PC 4kB 范围内,而B 指令能跳转到32MB 范围,

而现在这样在LDR PC, “xxxx”；这条指令不远处用"xxxx"DCD 定义一个字,而这个字里面存放最终异

常服务程序的地址,这样可以实现4GB 全范围跳转.
问：LDR 不是可以全空间跳转的吗 《ARM 微控制器基础与实战》程序清单5.3.

答：LDR 伪指令通过设置指令缓冲池才能实现全范围跳转,而LDR 指令则只能实现4KB 范围

跳转.

不可在中断例程中休眠的原因
     如果在某个系统调用中把当前进程休眠，是有明确目标的，这个目标就是过来call这个系统调用的进程（注意这个进程正在running）。
     但是中断和进程是异步的，在中断上下文中，当前进程大部分时候和中断代码可能一点关系都没有。要是在这里调用了休眠代码，把当前进程给休眠了，那就极有可能把无关的进程休眠了。再者，如果中断不断到来，会殃及许多无辜的进程。
    在中断中休眠某个特定进程是可以实现的，通过内核的task_struct链表可以找到的，不论是根据PID还是name。但是只要这个进程不是当前进程，休眠它也可能没有必要。可能这个进程本来就在休眠；或者正在执行队列中但是还没执行到，如果执行到他了可能又无须休眠了。
    还有一个原因是中断也是所谓的原子上下文，有的中断例程中会禁止所有中断，有的中断例程还会使用自旋锁等机制，在其中使用休眠也是非常危险的。 下面会介绍。


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1. 中断处理的时候,不应该发生进程切换,因为在中断context中,唯一能打断当前中断handler的只有更高优先级的中断,它不会被进程打断(这点对 于softirq,tasklet也一样,因此这些bottom half也不能休眠),如果在中断context中休眠,则没有办法唤醒它,因为所有的 wake_up_xxx都是针对某个进程而言的,而在中断context中,没有进程的概念,没有一个task_struct(这点对于softirq和 tasklet一样),因此真的休眠了,比如调用了会导致block的例程,内核几乎肯定会死.


2.schedule()在切换进程时，保存当前的进程上下文(CPU寄存器的值、进程的状态以及堆栈中的内容),以便以后恢复此进程运行。中断发生后，内核会先保存当前被中断的进程上下文(在调用中断处理程序后恢复)；
但在中断处理程序里，CPU寄存器的值肯定已经变化了吧(最重要的程序计数器PC、堆栈SP等)，如果此时因为睡眠或阻塞操作调用了schedule()，则保存的进程上下文就不是当前的进程context了.所以不可以在中断处理程序中调用schedule()。


3.2.4内核中schedule()函数本身在进来的时候判断是否处于中断上下文:

if(unlikely(in_interrupt()))

BUG();
因此,强行调用schedule()的结果就是内核BUG,但我看2.6.18的内核schedule()的实现却没有这句,改掉了.


4.中断handler会使用被中断的进程内核堆栈,但不会对它有任何影响,因为handler使用完后会完全清除它使用的那部分堆栈,恢复被中断前的原貌.


5.处于中断context时候,内核是不可抢占的,因此,如果休眠,则内核一定挂起.



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先把中断处理流程给出来

1.进入中断处理程序--->2.保存关键上下文---->3.开中断（sti指令）--->4.进入中断处理程序的handler--->5.关中断（cli指令）---->6.写EOI寄存器（表示中断处理完成）---->7.开中断。

复制代码



硬中断：

对应于上图的1、2、3步骤，在这几个步骤中，所有中断是被屏蔽的，如果在这个时候睡眠了，操作系统不会收到任何中断（包括时钟中断），系统就基本处于瘫痪状态（例如调度器依赖的时钟节拍没有等等……）



软中断：

对应上图的4（当然，准确的说应该是4步骤的后面一点，先把话说保险点，免得思一克又开始较真 ）。这个时候不能睡眠的关键是因为上下文。

大家知道操作系统以进程调度为单位，进程的运行在进程的上下文中，以进程描述符作为管理的数据结构。进程可以睡眠的原因是操作系统可以切换不同进程的上下文，进行调度操作，这些操作都以进程描述符为支持。

中断运行在中断上下文，没有一个所谓的中断描述符来描述它，它不是操作系统调度的单位。一旦在中断上下文中睡眠，首先无法切换上下文（因为没有中断描述符，当前上下文的状态得不到保存），其次，没有人来唤醒它，因为它不是操作系统的调度单位。

此外，中断的发生是非常非常频繁的，在一个中断睡眠期间，其它中断发生并睡眠了，那很容易就造成中断栈溢出导致系统崩溃。


如果上述条件满足了（也就是有中断描述符，并成为调度器的调度单位，栈也不溢出了，理论上是可以做到中断睡眠的），中断是可以睡眠的，但会引起很多问题.例如，你在时钟中断中睡眠了，那操作系统的时钟就乱了，调度器也了失去依据；例如，你在一个IPI（处理器间中断）中，其它CPU都在死循环等你答复，你确睡眠了，那其它处理器也不工作了；例如，你在一个DMA中断中睡眠了，上面的进程还在同步的等待I/O的完成，性能就大大降低了……还可以举出很多例子。所以，中断是一种紧急事务，需要操作系统立即处理，不是不能做到睡眠，是它没有理由睡眠。


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通过int 0x80只是实现系统调用的一种方式，而且是最古老的一种方式。应用程序利用int指令进行主动陷入内核，更应该称之为软件中断，这与前面提到的下半部的软中断不是一个概念。应用程序执行系统调用进入到内核后，内核处于进程上下文，是可以阻塞/睡眠的，是中断上下文不能睡眠。



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这个说起来有点多,一一来看:

1,中断要根据前后文来说,一般说中断上下文中不能睡眠,这个中断是指硬件事件发生,触发CPU停止当前活动转而去处理硬件请求.

2,根据硬件请求响应处理逻辑的实时紧要与否,将整个中断处理过程分为上半部和下半部.

3,上半部也就是所谓的硬中断处理逻辑,其要求cpu在收到硬件请求后必须马上处理的事情,比如网卡收到数据包了,把数据包从网卡缓存拷贝到主存(可以由DMA完成,但寄存器的修改以及资源设定还是要由cpu去做)的逻辑就需要cpu立即去做,不做的话,网络新来的数据包就可能丢失.所以这些紧要操作逻辑为硬中断处理.

4,下半部有很多种机制,其中就包括软中断,还有tasklet,workqueue等,软中断只是其中的一种,由于历史的原因,有时候是混淆称呼下半部和软中断的.

5,软中断处理的逻辑并不那么严格要求及时,比如对网络数据包的处理,因为逻辑复杂,不适合放到硬中断里去做,因为要尽量保证硬中断短小精悍.

6,linux调度是以进程(或者说线程)来的,即做调度是不同进程上下文的切换.

7,而可以看到软中断逻辑不属于任何进程,所以才不能睡眠,因为一旦睡眠,cpu切换出去,就切不回来了(和6一起理解).并不是说无法做到在软/硬中断睡眠,只是目前Linux的实现就是这样的,不允许你这么做,要是这么做了,你就等死.



8,系统调用是属于软中断?难道是指int 0x80?这个不知道是什么概念,但肯定不是与上面的软中断同一个意思.给你两个链接:

http://lenky.info/2013/02/04/32% ... %E8%B0%83%E7%94%A8/

http://lenky.info/2013/02/04/64% ... %E8%B0%83%E7%94%A8/