图解计算机中断

• 常见的中断类型

• 外部中断和内部中断

• 不可屏蔽中断和可屏蔽中断

• 硬件中断和软件中断

• 中断控制器

• 陷阱、故障和终止

• 中断异常的优先级

• 中断向量表 IVT

• 中断描述符表IDT

• 操作系统中的中断机制

哈喽，大家好，我是呼噜噜，好久没有更新old linux了，在上一篇文章Linux0.12内核源码解读(7)-陷阱门初始化中，我们简要地提及了中断，但是中断机制在计算机世界里非常重要，处处都离不开中断，所以特地单拉一篇文章，来详细聊聊计算机里的中断机制

系列文章目录

1. 聊聊x86计算机启动发生的事？
2. Linux0.12内核源码解读(2)-Bootsect.S
3. Linux0.12内核源码解读(3)-Setup.S
4. 图解CPU的实模式与保护模式
5. Linux0.12内核源码解读(5)-head.s
6. Linux0.12内核源码解读(6)-main.c
7. Linux0.12内核源码解读(7)-陷阱门初始化

现代计算机具有多任务处理的能力，可以同时运行着几十上百的任务，如今很难想象，当我们点击鼠标，需要等待计算机中的其他程序全部执行完毕

1956年，IBM 7049机器上首先使用了中断技术，提升了计算机具备应对处理突发事件的能力，并开始使用“中断”这一术语

中断，英文为Interrupt，即打断。当CPU在正常运行程序执行任务时，接收到硬件传过来的中断信号(interrupt request，IRQ)，CPU会中断执行当前的工作任务(被打断)，转而去处理其他任务，等处理完后再回来继续执行刚才被暂时中断的任务。

常见的中断类型

外部中断和内部中断

广义上中断按照中断来源，可分为外部中断和内部中断

• 外部中断

与CPU执行指令无关，中断信号来自CPU外部，一般指指由计算机外设发出的中断请求，如：键盘中断、打印机中断、定时器中断等。外部中断既有可屏蔽的中断也有不可屏蔽的中断，也是狭义上的中断（interrupt）

它不是由任何一条专门的指令造成的。比如硬盘，打印机，网络适配器,磁盘控制器等外部设备等硬件设备，通过向CPU上的引脚(NMI和**INTR)**发信号，并将异常号放在系统总线上，来触发中断。

中断是异步发生的（不同于同步：执行一条指令的结果），中断处理程序总是返回到当前指令的下一条指令

• 内部中断

与CPU执行指令有关，中断信号来自CPU内部，一般指通过软件调用的中断，以及由执行指令过程中发生的错误所引起的中断，所以也称为异常（exception），如：trap指令、地址越界、算术溢出、虚存系统的缺页；

我们下文会具体讲讲x86下的异常，接下来还是会继续讲讲中断的其他分类

不可屏蔽中断和可屏蔽中断

中断按照是否可被屏蔽，可分为2类：不可屏蔽中断和可屏蔽中断

• 不可屏蔽中断

不可屏蔽中断就是当不可屏蔽中断源一旦提出请求，表明问题非常严重或者系统发生了致命的错误，CPU必须立即无条件响应

另外不可屏蔽中断从源头还可以分为，既可由CPU内部产生，也可由外部NMI引脚产生，比如因运算出错（协处理器运算出错、除数为零、运算溢出、单步中断等）或 因硬件出错（如电源掉电，硬件线路故障等）所引起的中断

那什么是NMI引脚？

其实NMI和下面的INTR都是CPU上的引脚，INTR(Interrupt Require)表示可屏蔽中断请求和NMI(Nonmaskable Interrupt)表示不可屏蔽中断请求，我们来看下8086CPU的引脚图：

NMI和INTR在上图左下角

所以不可屏蔽中断除了可由 CPU 内部产生，还可以由外部硬件的中断通过NMI这根信号线来通知CPU产生

• 可屏蔽中断

可屏蔽中断就是当可屏蔽中断源提出请求，CPU可以响应，也可以不响应；一般是由外部硬件的中断通过INTR这根信号线来通知CPU产生的，比如硬盘，打印机，网卡等外部设备产生中断，这类中断并不会影响计算机的正常运行。不像不可屏蔽中断，它是没有内部中断的，因为内部中断是不可屏蔽的中断

对于可屏蔽中断，除了受本身的屏蔽位的控制外，还都要受一个总的控制，即CPU标志寄存器中的中断允许标志位IF(Interrupt Flag)的控制，若IF位为1，可以得到CPU的响应，否则得不到响应。而不可屏蔽中断是不受中断标志位IF的影响，不管IF是什么，CPU都必须响应

随着保护模式的流行，Intel意识到使用中断来控制固件已不再是一种解决方案，引入系统管理模式SMM添加到CPU中，与正常中断相反，SMM是CPU的一种特殊模式；要想要输入SMM，必须生成一个系统管理中断SMI，其是在80386的更高版本中引入的，可以用于透明地转换硬件接口

随着奔腾系列的问世，英特尔推出了LAPIC(本地高级可编程中断控制器)，INTR和NMI消失了，取而代之的是LINT0和LINT1(本地中断)，大家了解一下即可，本文的中断还是基于INTR和NMI

硬件中断和软件中断

根据中断源的不同，可以把中断分为硬件中断和软件中断两大类

硬件中断是由硬件设备触发的中断，如时钟中断、串口接收中断、外部中断等。当硬件设备有数据或事件需要处理时，会向CPU发送一个中断请求，CPU在收到中断请求后，会立即暂停当前正在执行的任务，进入中断处理程序中处理中断请求。硬件中断具有实时性强、可靠性高、处理速度快等特点

软件中断不是由硬件设备触发的，而是由软件程序主动发起的，如系统调用、软中断、异常、键盘管理中断、显示器管理中断、打印机管理中断等；软件中断需要在程序中进行调用，其响应速度和实时性相对较差，但是具有灵活性和可控性高的特点

与之对应的还有软中断和硬中断：

1. 硬中断是由外部事件引起的因此具有随机性和突发性；硬中断是否可以嵌套的，是否有优先级，由硬件设计体系决定的
2. 软中断是执行中断指令产生的，无面外部施加中断请求信号，因此中断的发生不是随机的而是由程序安排好的。软中断是一种推后执行的机制

操作系统为了提高中断的处理效率，一般当中断发生的时候，硬中断处理那些短时间，就可以完成的工作，而将那些比较耗时的任务，放到中断之后来完成，也就是软中断来完成

中断控制器

中断控制器是计算机系统中的一个重要组成部分，用于管理和控制中断请求。常见的中断控制器有Intel 8259A芯片，我们简单了解一下这个芯片：

Intel处理器允许256个中断，中断号的范围是0~255，8259A负责提供其中的15个，但中断号并不固定，允许软件根据自己的需要灵活设置中断号，以防止发生冲突。该中断控制器芯片有自己的端口号，可以像访问其他外部设备一样用in和out指令来改变它的状态，包括各引脚的中断号。所以又被称为可编程中断控制器PIC

上图来源于百度百科

一个8259A芯片的组成可以分为5个主要的逻辑控件：中断屏蔽寄存器（IMR）、中断请求寄存器（IRR）、优先级仲裁单元（PR）、中断向量寄存器（ISR）和控制逻辑单元（Control Logic）

一个8259A芯片有IRQ0~IRQ7七个IRQ引脚，一个IRQ对应着一个中断号，一个中断号对应着一个中断向量，一个中断向量对应着一个中断处理子程序（ISR，Interrupt Service Routine）

8259A只适合单CPU的情况，为了充分挖掘SMP体系结构的并行性，能够把中断传递给系统中的每个CPU至关重要。Intel引入了一种名为I/O高级可编程控制器的新组件，来替代老式的8259A可编程中断控制器-高级可编程中断控制器（APIC），大家感兴趣地自行去了解一下

陷阱、故障和终止

我们再回到上文的异常这块，来了解一下X86下常见异常的类别：陷阱、故障和终止

1. 陷阱trap：是有意的异常，一般用来在用户态和内核态之间提供系统调用接口，陷阱是同步异常，是执行一条指令的结果；陷阱程序总返回到当前指令的下一条指令，比如C语言中的printf函数，底层的实现中会有一条int 0x80指令，就是陷阱，即使用0x80号中断实现系统调用

2. 故障fault：是由错误引起，但它可能被故障处理程序修正，故障是同步的，如果修正成功，将返回到当前正在执行的指令，CPU重新执这条指令，否则将终止故障程序。

典型的一种故障，比如缺页异常：当程序试图访问已映射在虚拟地址空间中，但是并未被加载在物理内存中的一个分页时，由中央处理器的内存管理单元所发出的中断。但缺页异常是可以被修正的，有着专门的缺页处理程序，根据缺页中断的不同类型会进行不同的处理

3. 终止abort：由不可恢复错误引起，会直接终止程序；终止是同步的，结束时不会返回任何指令即不会将控制返回给原程序

中断异常的优先级

本文到现在我们也介绍了许多中断和异常，他们之间也是有优先级的，我们这里Intel的开发手册为例

我们接下来看看操作系统是如何处理中断的？

中断向量表 IVT

不同的中断信号，需要用不同的中断处理程序来处理。当CPU检测到中断信号后，会根据中断信号的类型去查询“中断向量表”，以此来找到相应的中断处理程序在内存中的存放位置。

中断向量表就是存放中断号和中断处理函数入口地址的表，结构类似数组，我们这里以Linux0.12为例，来看看其是如何实现中断机制的：

实模式下，16位的中断机制依赖的是中断向量表（IVT，Interrupt Vector Table），中断向量表初始化在0x0000处，位置是固定的，IVT由 BIOS程序所使用，定义了256种中断的入口地址，包括16位段地址和16位段内偏移量，其中将0到31保留用于异常处理和不可屏蔽中断。

256种中断如下：

0-19的中断向量对应于异常和非屏蔽中断。
20-31Intel保留
32-127可屏蔽硬件中断
128用于系统调用的可编程异常
129-238可屏蔽硬件中断
239本地APIC时钟中断
240本地APIC高温中断
241-250由Linux留作将来使用
251-253处理器间中断
254本地APIC错误中断
255本地APIC伪中断(CPU屏蔽某个中断时产生的)

当中断发生时，处理器要么自发产生一个中断向量，要么从** int n**指令中得到中断向量，或者从外部的中断控制器接受一个中断向量。接着该向量作为索引访问中断向量表，寻找对应的中断处理程序入口地址(中断处理函数的地址为=中断向量表地址 + 4 * n)，去执行程序

中断描述符表IDT

IDT，Interrupt Descriptor Table，即中断描述符表，和GDT类似，记录着0~255的中断号和调用函数之间的关系，与中段向量表有些相似，但要包含更多的信息。

其中每一个表项叫做中断描述符或门描述符（gate descriptor），门的含义是指当中断发生时，必须先通过这些门，然后才能进入相应的处理程序

除了我们非常熟悉的中断描述符，IDT内还可以存放2种描述符：任务门描述符，陷阱门描述符

这些参数大家了解一下就行

1. 中断门Interrupt Gate：中断门包含段选择符和中断或异常处理程序的段内偏移量。当控制权转移到一个适当的段时，处理器清IF标志，从而关闭将来会发生的可屏蔽中断，以避免嵌套中断的发生。中断门中的DPL（Descriptor Privilege Level）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

什么叫中断嵌套？除了同种中断，linux任何一个新的硬中断都可以打断正在执行的中断，形如嵌套；软中断无法嵌套，但相同类型的软中断可以在不同CPU上并行执行

2. 陷阱门Trap Gate：与中断门类似，其唯一的区别是，控制权传递到一个适当的段时处理器不修改IF标志，即不关中断；一般中断门用于处理中断，而陷阱门用来处理异常

3. 任务门Task Gate：段选择符中存放的是任务状态段 TSS（Task State Segment）的选择子，当中断信号发生时，必须取代当前进程的那个进程的TSS选择符存放在任务门中

实模式下，16位的中断机制依赖的是中断向量表，中断向量表初始化在0x0000处，位置是固定的。为了让操作系统的代码中的逻辑地址和实际物理地址一致，操作系统启动时会把system模块搬到零地址处，这样中断向量表就会被覆盖

而在保护模式下，中断机制用的是中断描述符表IDT，位置是不固定的，设计操作系统时可以灵活设置，只需最后把其地址赋值给CPU中的IDTR寄存器。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IDT的基址。

当中断发生时，CPU获取到中断向量后，通过IDTR的值，去查找IDT中断描述符表，得到相应的中断描述符，再根据中断描述符记录的信息来作权限判断，运行级别转换，最终调用相应的中断处理程序

IDT这个我们应该非常熟悉了，之前的文章中频繁出现，我们再来回顾一下IDT中的中断有哪些：

操作系统中的中断机制

通常在操作系统中，中断一般的处理流程如下：

1. 外设 将中断信号发送给中断控制器8259A；
2. 8259A中优先级裁决器PR根据中断优先级，有序地将中断传递给 CPU
3. CPU 中止执行当前程序流，将 CPU 所有寄存器的数值保存到栈中
4. CPU 根据中断向量，从中断向量表IDT中查找中断处理程序的入口地址，继而执行中断处理程序（期间还要检查IDT表中门描述符的DPL，以保证当前程序有权限使用中断服务程序）
5. CPU 恢复寄存器中的数值，返回原程序流停止位置继续执行

笔者再结合操作系统相关的知识，吐血画了张图，帮助大家更加直观地了解中断流程：

需要注意的是，中断前后，进程的上下文的保存与恢复，上图不是很详细，但这部分我们其实在前一篇文章Linux0.12内核源码解读(7)-陷阱门初始化介绍过：

linux调用中断函数的流程：

linux0.12对应上下文保存与恢复的源码：

.globl _divide_error,_debug,_nmi,_int3,_overflow,_bounds,_invalid_op
    //.globl xx表示将符号标记为一个全局符号，以供其他文件访问！！！
.globl _double_fault,_coprocessor_segment_overrun
.globl _invalid_TSS,_segment_not_present,_stack_segment
.globl _general_protection,_coprocessor_error,_irq13,_reserved
.globl _alignment_check

_divide_error:
 pushl $_do_divide_error # 首先把将要调用的函数地址入栈;_do_divide_error是C函数do_divide_error被编译后的名字
no_error_code:
   # 保存被中断的进程的上下文
 xchgl %eax,(%esp) #_do_divide_error的地址→eax,eax被交换入栈
 pushl %ebx
 pushl %ecx
 pushl %edx
 pushl %edi
 pushl %esi
 pushl %ebp
 push %ds           # 16 位的段寄存器入栈后也要占用 4 个字节
 push %es
 push %fs
 pushl $0     # "error code"，将数值 0 作为出错码入栈
 lea 44(%esp),%edx  # 取有效地址，即栈中原调用返回地址处的栈指针位置
 pushl %edx         # 并压入堆栈（即esp0 指针入栈）

   # 所有段寄存器都设置为内核数据段选择符，设置好数据寻址的基址
 movl $0x10,%edx    # 初始化段寄存器ds、es和fs，加载内核数据段选择符
 mov %dx,%ds
 mov %dx,%es
 mov %dx,%fs
 call *%eax         #* 号表示调用操作数指定地址处的函数，称为间接调用，这里就是执行C语言函数do_divide_error

  # 恢复被中断进程的上下文
  addl $8,%esp
 pop %fs
 pop %es
 pop %ds
 popl %ebp
 popl %esi
 popl %edi
 popl %edx
 popl %ecx
 popl %ebx
 popl %eax          # 弹出原来eax中的内容
 iret               # 返回中断处理之前的程序，继续执行后续指令

参考资料：

英特尔® 64 位和 IA-32 架构开发人员手册：卷 3A-英特尔®

《Linux内核完全注释5.0》

https://www.codenong.com/40583848

https://zhuanlan.zhihu.com/p/651460336

维基百科、百度百科

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