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X86体系中，CPU在INTR引脚上接到一个中断请求信号，如果此时IF＝1，CPU就会在当前指令执行完以后开始响应外部的中断请求，这时，CPU在INTA引脚连续发两个负脉冲，外设在接到第二个负脉冲以后，在数据线上发送中断类型码，接到这个中断类型码后，CPU做如下动作：
1）将中断类型码放入暂存器保存；
2）将标志寄存器内容压入堆栈，以保护中断时的状态；
3）将IF和TF标志清0。
目的是防止在中断响应的同时又来别的中断，而将TF清0是为了防止CPU以单步方式执行中断处理子程序。这时要特别提醒，因为CPU在中响应时自动关闭了IF标志，因此用户如要进行中断嵌套时，必须在自己的中断处理子程序中用开中断指令来重新设置IF；
4）保护断点。
断点指的是在响应中断时，主程序当前指令下面的一条指令的地址。保护断点就是将当前的IP和CS的内容入栈，为了以后正确地返回主程序；
5）根据取到的中断类型码，在中断向量表中找出相应的中断向量，将其装入IP和CS，即自动转向中断服务子程序。
《操作系统》教材太过于浓缩，只讲设计思路，不讲设计细节。只有真正接触具体设计时，才能真正明白那些设计思路的作用。
中断的概念和中断处理过程
（1）中断：
在运行一个程序的过程中，断续地以“插入”方式执行一些完成特定处理功能的程序段，这种处理方式称为中断。
（2）中断的作用：
◎并行操作
◎硬件故障报警与处理
◎支持多道程序并发运行，提高计算机系统的运行效率
◎支持实时处理功能
（3）中断的概念与术语
◎按中断源进行分类：发出中断请求的设备称为中断源。按中断源的不同，中断可分为
内中断：即程序运行错误引起的中断
外中断：即由外部设备、接口卡引起的中断
软件中断：由写在程序中的语句引起的中断程序的执行，称为软件中断
◎允许/禁止(开/关)中断： CPU通过指令限制某些设备发出中断请求，称为屏蔽中断。从CPU要不要接收中断即能不能限制某些中断发生的角度 ，中断可分为
可屏蔽中断 ：可被CPU通过指令限制某些设备发出中断请求的中断
不可屏蔽中断：不允许屏蔽的中断如电源掉电
◎中断允许触发器：在CPU内部设置一个中断允许触发器，只有该触发器置“1”，才允许中断；置“0”，不允许中断。
指令系统中，开中断指令，使中断触发器置“1”
关中断指令，使中断触发器置“0”
◎中断优先级：为了管理众多的中断请求，需要按每个（类）中断处理的急迫程度，对中断进行分级管理，称其为中断优先级。在有多个中断请求时，总是响应与处理优先级高的设备的中断请求。
◎中断嵌套：当CPU正在处理优先级较低的一个中断，又来了优先级更高的一个中断请求，则CPU先停止低优先级的中断处理过程，去响应优先级更高的中断请求，在优先级更高的中断处理完成之后，再继续处理低优先级的中断，这种情况称为中断嵌套。
（4）中断处理过程:一次完整的中断过程由中断请求、中断响应和中断处理三个阶段组成。
◎中断请求：是由中断源发出的并送给CPU的控制信号，由中断源设备通过将接口卡上的中断触发器置“1”完成。
接口卡上还有一个中断屏蔽触发器
中断屏蔽触发器置“1”，表示要屏蔽该设备的中断请求；
中断屏蔽触发器置“0”，表示允许该设备发出中断请求；
◎中断响应：当CPU接到中断请求，若满足下列条件，就会响应中断。
响应中断的条件：
※允许中断触发器为“1”状态；
※ CPU结束了一条指令的执行过程；
※新请求的中断优先级较高；
中断响应要进行的工作：保存程序计数器PC的内容或许包括程序状态字的内容到堆栈（中断隐指令）
◎中断处理过程：
关中断->保存断点保护现场->判中断源转中断服务->开中断->执行中断服务程序->关中断->恢复现场恢复断点->开中断->返回断点
LINUX内核中中断处理程序
除最后一章外，目前我们在内核中所做的事情就是响应一个进程的请求，可能通过处理一个特殊文件、发送一个ioctl或进行一个系统调用。但是内核的工作不只是响应进程请求，另一个也是很重要的工作是向连接到机器的硬件发布命令或消息。
CPU和其他硬件的交互有两种。第一种是CPU给硬件发命令。另一种是硬件需要告诉CPU一些东西。第二种交互叫做中断，它很难实现，因为它需要处理硬件，而不是CPU。硬件设备通常由一个非常小的ram，而如果你不在这个ram中的信息可用时把它们读出，它们就会丢失。
在Linux下，硬件中断叫做IRQ（Interrupt Requests的缩写）。有两种IRQ，短类型和长类型。短IRQ需要很短的时间，在此期间机器的其他部分被锁定，而且没有其他中断被处理。一个长IRQ需要较长的时间，在此期间可能发生其他中断（但不是发自同一个设备）。如果可能的话，最好把一个中段声明为长类型。
如果CPU接到一个中断，它就会停止一切工作（除非它正在处理一个更重要的中断，在这种情况下要等到更重要的中断处理结束后才会处理这个中断），把相关的参数存储到栈里，然后调用中断处理程序。这意味着在中断处理程序本身中有些事情是不允许的，因为这时系统处在一个未知状态。解决这个问题的方法是让中断处理程序做需要马上做的事，通常是从硬件读取信息或给硬件发送信息，然后把对新信息的处理调度到以后去做（这叫做半底），返回。内核确保尽快调用半底，而当调用时，任何允许在内核模块中做的事情就都可以做了。
实现的方法是在接到相关的IRQ（在Intel平台上有16个IRQ）时调用中断处理程序。这个函数接到IRQ号码、函数名、标志、一个/proc/interrupts的名字和传给中断处理程序的一个参数。标志中可以包括SA_SHIRQ来表明你希望和其他处理程序共享此IRQ（通常很多设备公用一个IRQ），或者一个SA_INTERRUPT表明这是一个紧急中断。这个函数仅在此IRQ没有其他处理程序或需要共享所有处理程序时才会成功运行。
那么，有了中断处理程序，我们就可以和硬件通信，并且可以使用queue_task_irq和tq_immediate和mark_bh(BH_IMMEDIATE)来调度半底。在2.0版本中不能使用标准queue_task的原因是中断可能发生在某个queue_task的中间。我们需要mark_bh是因为早期的Linux版本只有一个长度为32的半底队列。现在它们中的一个（BH_IMMEDIATE）用于那些没有得到分配给它们的半底入口的驱动程序的半底链表。
Intel 结构上的键盘
注意：本章下面的内容都是完全针对Intel结构。如果你不是在Intel平台上的话，程序就不能工作，也不没有必要试图编译。
在写本章例子中的程序的时候我遇到一个问题。一方面，作为一个有用的例子它需要在每个人的机器上运行，得到正确的结果。另一方面，内核已经包含了所有普通设备的驱动程序，这些驱动程序和我要写的代码不一定能够共存。我找到的方法是给键盘中断写点东西，并且首先使正常的键盘中断无效。因为在内核源文件（drivers/char/keyboard.c）里它是作为一个静态符号被定义的，没有办法恢复它。在insmod这段代码前，在另一个终端sleep 120上做一次，如果要评估文件 系统的话，需要reboot。
这段代码把它自己绑定到IRQ1上，在Interl结构下这是键盘控制的IRQ。然后，当它接到一个键盘中断时，读出键盘的状态（这是inb(0x64)的目的）和由键盘返回的扫描码。然后，只要内核认为可以时，它就运行got_char给出键的编码（扫描码的前7位）和是否被按下的信息（如果第8位是0则表示按下，是1表示释放）。
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ex intrpt.c
/* intrpt.c - An interrupt handler. */
/* Copyright (C) 1998 by Ori Pomerantz */
/* The necessary header files */
/* Standard in kernel modules */
#include /* Were doing kernel work */
#include /* Specifically, a module */
/* Deal with CONFIG_MODVERSIONS */
#if CONFIG_MODVERSIONS==1
#define MODVERSIONS
#include
#endif
#include
#include
/* We want an interrupt */
#include
#include
/* In 2.2.3 /usr/include/linux/version.h includes a
* macro for this, but 2.0.35 doesnt - so I add it
* here if necessary. */
#ifndef KERNEL_VERSION
#define KERNEL_VERSION(a,b,c) ((a)*65536+(b)*256+(c))
#endif
/* Bottom Half - this will get called by the kernel
* as soon as its safe to do everything normally
* allowed by kernel modules. */
static void got_char(void *scancode)
{
printk(""Scan Code %x %s. "",
(int) *((char *) scancode) & 0x7F,
*((char *) scancode) & 0x80 ? ""Released"" : ""Pressed"");
}
/* This function services keyboard interrupts. It reads
* the relevant information from the keyboard and then
* scheduales the bottom half to run when the kernel
* considers it safe. */
void irq_handler(int irq,
void *dev_id,
struct pt_regs *regs)
{
/* This variables are static because they need to be
* accessible (through pointers) to the bottom
* half routine. */
static unsigned char scancode;
static struct tq_struct task =
{NULL, 0, got_char, &scancode};
unsigned char status;
/* Read keyboard status */
status = inb(0x64);
scancode = inb(0x60);
/* Scheduale bottom half to run */
#if LINUX_VERSION_CODE > KERNEL_VERSION(2,2,0)
queue_task(&task, &tq_immediate);
#else
queue_task_irq(&task, &tq_immediate);
#endif
mark_bh(IMMEDIATE_BH);
}
/* Initialize the module - register the IRQ handler */
int init_module()
{
/* Since the keyboard handler wont co-exist with
* another handler, such as us, we have to disable
* it (free its IRQ) before we do anything. Since we
* dont know where it is, theres no way to
* reinstate it later - so the computer will have to
* be rebooted when were done.
*/
free_irq(1, NULL);
/* Request IRQ 1, the keyboard IRQ, to go to our
* irq_handler. */
return request_irq(
1, /* The number of the keyboard IRQ on PCs */
irq_handler, /* our handler */
SA_SHIRQ,
/* SA_SHIRQ means were willing to have othe
* handlers on this IRQ.
*
* SA_INTERRUPT can be used to make the
* handler into a fast interrupt.
*/
""test_keyboard_irq_handler"", NULL);
}
/* Cleanup */
void cleanup_module()
{
/* This is only here for completeness. Its totally
* irrelevant, since we dont have a way to restore
* the normal keyboard interrupt so the computer
* is completely useless and has to be rebooted. */
free_irq(1, NULL);
}
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