首发公众号：Rand_cs
中断理论部分
中断是硬件和软件交互的一种机制，可以说整个操作系统，整个架构都是由中断来驱动的。中断的机制分为两种，中断和异常，中断通常为 $IO$ 设备触发的异步事件，而异常是 $CPU$ 执行指令时发生的同步事件。本文主要来说明 $IO$ 外设触发的中断，总的来说一个中断的起末会经历设备，中断控制器，$CPU$&$OS$ 三个阶段：设备产生中断，中断控制器接收和发送中断，$CPU$&$OS$ 来实际处理中断。
本文来捋一捋中断需要知道的一些理论知识，主要也是从这三个阶段来说，$emmm$实际两个阶段，其中第一个阶段设备如何产生信号不讲，超过了操作系统的范围，也超过了我的能力范围。不过在讲解各个硬件比如说磁盘，串口时会涉及到一些这些硬件何时会触发中断。各种硬件外设有着自己的执行逻辑，有各种形式的中断触发机制，比如边沿触发，电平触发等等。总的来说就是向中断控制器发送一个中断信号，中断控制器再作翻译发送给 $CPU$，$CPU$ 再执行中断服务程序对中断进行处理。
说到中断控制器，是个什么东西？中断控制器可以看作是中断的代理，外设是很多的，如果没有一个中断代理，外设想要给 $CPU$ 发送中断信号来处理中断，那只能是外设连接在 $CPU$ 的管脚上，$CPU$ 的管脚是很宝贵的，不可能拿出那么多管脚去连接外设。所以就有了中断控制器这个中断代言人，所有的 $IO$ 外设连接其上，发送中断请求时就向中断控制器发送信号，中断控制器再通知 $CPU$，如此便解决了上述问题。
中断控制器的发展可分为 $PIC$ 和 $APIC$ 两个阶段，前者适用于单处理器，在单处理器的时代叱咤风云，风靡全球，不过到了现代的多处理器时代不行了，渐渐地被更高级的 $APIC$ 所代替。但 $PIC $还是值得了解了解的，来看看
中断控制器 PIC
这就是中断控制器 $8259A$ 芯片，我们只需要了解：
- $IRQ0-IRQ7$，8 个引脚，每个引脚可以连接一个外设，也就是说一个 $8259A$ 能支持 8 个中断。
- $8259A$ 通过 $INT$，$INTA$($Interrupt$ $Acknowledge$) 与 $CPU$ $INTR$($Interrupt$ $Request$)通信
一个 8259A 芯片只能支持 8 个中断，的确有点少了，所以有了级联：
所谓级联，就是将多个 $8259A$ 给串起来，通常方式为将一个 $8259A$ 的引脚分出来连接另一个 $8259A$，就如上图所示。一般两个 $8259A$ 级联的时候将主 $8259A$ 的 $IRQ2$ 分配出去连接从 $8259A$。
$8259A$ 的引脚 $IRQ$ 是有优先级的，编号越低，优先级越高，$vector=IRQ编号+32$，前 32 个是留给异常使用和架构保留的。
$8259A$ 最重要的几个寄存器如下所示：
寄存器
- $IRR$，$Interrup$ $Request$ $Register$，共 8 位，对应 $IRQ0-IRQ7$ 8 个中断引脚。当某个引脚接收到中断信号时，$IRR$ 中相应的位 置 1，表示 $PIC$ 已收到该设备的中断请求但还未交由 $CPU$ 处理
- $ISR$，$In$ $Service$ $Register$，共 8 位，同样的每位表示对应引脚表示的中断，当 $IRR$ 中某个中断请求提交给 $CPU$ 时，IRR 相应的位被清 0，$ISR$ 相应的位就被置 1，表示 $CPU$ 正处理该中断。
- $IMR$，$Interrupt$ $Mask$ $Register$，共 8 位，同样的每位表示对应引脚表示的中断，某位置 1 表示屏蔽相应的中断，清 0 表示允许相应的中断。
- $PR$，$Priority$ $Register$，优先级仲裁寄存器，有多个中断同时发生时，它能找出哪个中断优先级最高
- $EOI$，$End$ $of$ $Interrupt$，在 $PIC$ 里面 $EOI$ 不是一个寄存器，它是操作命令寄存器中的一个 $bit$，写 $EOI$ 表示中断结束。
$8259A$ 还有其他的寄存器比如初始化命令寄存器，操作命令寄存器，这里我们后面讲述 $xv6$ 并不会使用 $PIC$，所以这里也就不说明了，最后来看看通过 $PIC$ 的中断流程：
PIC 中断流程
- $IRQ$ 引脚接收到中断信号，若该中断没有被屏蔽，那么 $IRR$ 中相应的位置 1
- $PIC$ 通过 $INT$ 向 $CPU$ 发送 $INTR$ 信号
- $CPU$ 通过 $INTA$ 引脚发送应答信号给 $PIC$
- $PIC$ 收到应答信号后，将 $IRR$ 中最高优先级的中断相应的位清 0，将 $ISR$ 相应的位置 1
- $CPU$ 再次发送 $INTA$ 信号给 $PIC$，$PIC$ 收到后将 $vector$ 送到数据线
- $CPU$ 根据 $vector$ 索引 $IDT$ 中的门描述符，执行中断服务程序
- 中断处理完成之后写 $EOI$，将 $ISR$ 中相应的位清 0 表示中断完成
高级中断控制器 APIC
上述就是中断控制器 $PIC$ 的内容，PIC 只用于单处理器，对于如今的多核多处理器时代，PIC 无能为力，所以出现了更高级的中断控制器 APIC ，APIC($Advanced$ $Programmable$ $Interrupt$ $Controller$) 高级可编程中断控制器，APIC 分成两部分 LAPIC 和 IOAPIC，前者 LAPIC 位于 $CPU$ 内部，每个 $CPU$ 都有一个 LAPIC，后者 IOAPIC 与外设相连。外设发出的中断信号经过 IOAPIC 处理之后发送给 LAPIC，再由 LAPIC 决定是否交由 $CPU$ 进行实际的中断处理。
可以看出每个 $CPU$ 上有一个 LAPIC，IOAPIC 是系统芯片组一部分，各个中断消息通过总线发送接收。关于 APIC 的内容很多也很复杂，详细描述的可以参考 $intel$ 开发手册卷三，本文不探讨其中的细节，只在上层较为抽象的层面讲述，理清 APIC 模式下中断的过程。
下面就分别来看看 $IOAPIC$ 和 $LAPIC$：
IOAPIC
$IOAPIC$ 主要负责接收外部的硬件中断，将硬件产生的中断信号翻译成具有一定格式的消息，然后通过总线将消息发送给一个或者多个 LAPIC。$IOAPIC$ 主要组成如下：
- 24 个中断管脚，一个 $IOAPIC$ 支持 24 个中断
- 一张 24 项的中断重定向表($PRT$,$Programmable$ $Redirection$ $Table$)，每个表项都是一个 64 位的寄存器
- 一些可编程寄存器，例如窗口寄存器，版本寄存器等等
- 通过 $APIC$ 总线发送和接收 $APIC$ 信息的一个信息单元
我们了解一个硬件主要就是了解它的寄存器，$IOAPIC$ 有两个内存映射的寄存器，$index$ 和 $data$ 寄存器，通过 $index/data$ 的方式访问 $IOAPIC$ 的其他寄存器。
$IOAPIC$ 其他寄存器一览：
内存映射的两个寄存器
这两个寄存器是内存映射的，IOREGSEL，地址为 $0xFEC0\ 0000$；IOWIN，地址为 $0xFEC0\ 0010h$。IOREGSEL 用来指定要读写的寄存器，然后从 IOWIN 中读写。也就是常说的 index/data 访问方式，或者说 $adress/data$，用 index 端口指定寄存器，从 data 端口读写寄存器，data 端口就像是所有寄存器的窗口。
而所谓内存映射，就是把这些寄存器看作内存的一部分，读写内存，就是读写寄存器，可以用访问内存的指令比如 mov 来访问寄存器。还有一种是 IO端口映射，这种映射方式是将外设的 IO端口(外设的一些寄存器) 看成一个独立的地址空间，访问这片空间不能用访问内存的指令，而需要专门的 in/out 指令来访问。
IOAPIC 寄存器
ID Register
索引为 0
$bit24 - bit27$：ID
Version Register
- 索引为 1
$bit0-bit7$ 表示版本，
$bit16-bit23$ 表示重定向表项最多有几个，这里就是 23(从 0 开始计数)
Redirection Table Entry
重定向表项，IOAPIC 有 24 个管脚，每个管脚都对应着一个 64 位的重定向表项(也相当于 64 位的寄存器)，索引为 $0x10-0x3F$，重定向表项的格式如下所示：
这个表项/寄存器包含了该中断的所有属性信息，以什么方式触发中断，传送的方式状态，管脚极性等等，这是 $ZX_WING$ 大佬在他的 $Interrupt\ in\ Linux$ 中总结出来的，很全面也很复杂，只说几点：
- $destination$ $field$ 和 $destination$ $mode$ 字段决定了该中断发送给哪个或哪些 $LAPIC$
- $vector$，中断控制器很重要的一项工作就是将中断信号翻译成中断向量，这个中断向量就是 $IDT$ 的索引，$IDT$ 里面的中断描述符就存放着中断处理程序的地址。在 $PIC$ 中，$vector = IRQ编号+32$，而在 $APIC$ 模式下，$IRQ$ 对应的 $vecotr$ 由操作系统对 $IOAPIC$ 初始化的时候设置分配。
- $IOAPIC$ 的管脚没有优先级之分，不像 $PIC$ 的 $IRQ0$ 的优先级比 $IRQ1$ 的优先级要高，而 $IOAPIC$ 对中断优先级的区分在于管脚对应的重定向表项的 $vector$ 字段。
IOAPIC 总结
由上，对 $IOAPIC$ 的工作总结：当 $IOAPIC$ 的管脚接收到外设发来的中断信号后，根据相应的重定向表项格式化出一条中断消息，然后发送给 $destination$ $field$ 字段列出的 $LAPIC$。
LAPIC
LAPIC 要比 IOAPIC 复杂的多，先看张总图：
本文不会说这么多，也不可能说这么多，有的我也是不太明白，超出我的能力范围，这里只是来看看对其简单编程需要了解的部分：
$LAPIC$ 其主要功能是接收中断消息然后交由 $CPU$ 处理，再者就是自身也能作为中断源产生中断发送给自身或其他 $CPU$。所以其实 $LAPIC$ 能够收到三个来源的中断：
- 本地中断：时钟，温度监测等
- 外部中断：$IOAPIC$ 发来的
- $IPI$：处理器间中断，其他 $LAPIC$ 发来的
$inel$ 手册里面做了更精细复杂的分类，私以为了解这三大类就行了。了解 $LAPIC $从它的一些重要寄存器入手，通过这些寄存器的作用来了解 LAPIC 如何工作的：
IRR(Interrupt Request Register)
中断请求寄存器，256 位，每位代表着一个中断。当某个中断消息发来时，如果该中断没有被屏蔽，则将 $IRR$ 对应的 bit 置 1，表示收到了该中断请求但 $CPU$ 还未处理。
ISR(In Service Register)
服务中寄存器，256 位，每位代表着一个中断。当 $IRR$ 中某个中断请求发送给 $CPU$ 时，$ISR$ 对应的位上便置 1，相应的 $IRR$ 位清零，表示 CPU 正在处理该中断。
TMR(Trigger Mode Register)
触发模式寄存器，256 位，每位代表一种中断的触发模式，若中断的触发模式为 $edge$(边沿)触发则相应的位清 0，若触发模式为电 $level$(电平) 触发则置 1。
上面三种寄存器如下图所示：
EOI(End of Interrupt)
中断结束寄存器，32 位，写 EOI 表示中断处理完成。写 $EOI$ 寄存器会导致 $LAPIC$ 清理 $ISR$ 的对应的位，对于 $level$ 触发的中断，还会向所有的 $IOAPIC$ 发送 $EOI$ 消息，通告中断处理已经完成，通常写 0 就行。
ID
用来唯一标识一个 $LAPIC$，$LAPIC$ 与 $CPU$ 一一对应，所以也用 $LAPIC$ $ID$ 来标识 $CPU$。$APIC$ 分为 $LAPIC$ 和 $IOAPIC$，但是如上图手册所示 $LAPIC$ $ID$ 一般叫做 $APIC$ $ID$，这里我为了将两者区分开就写得是 $LAPIC$ $ID$
TPR(Task Priority Register)
任务优先级寄存器，确定当前 $CPU$ 能够处理什么优先级别的中断，$CPU$ 只处理比 $TPR$ 中级别更高的中断，比它低的中断暂时屏蔽掉，也就是在 $IRR$ 中继续等到，直到 $TPR$ 的优先级下降到低优先级中断能够被处理。这个机制使得操作系统能够暂时屏蔽低优先级中断，防止打扰高优先级的处理。
一共有 256 种中断，所以 $TPR$ 只用到了 $bit0-bit7$，另外 $优先级别=vector/16$，$vector$ 为每个中断对应的中断向量号。所以 $Task$ $Priority$ 的高 4 位表示优先级别，有 $0-15$ 个取值。
如果优先级别设置为 15，则不会接受任何中断，如果优先级别设置为 0，表示接受所有中断，这也是 $Linux$ 设置的默认值。另外一些特殊中断如 $NMI$ 不可屏蔽的中断不受 $TPR$ 的规则限制。
PPR(Processor Priority Register)
处理器优先级寄存器，表示当前正处理的中断的优先级，$PPR$ 的值为 $ISR$ 中正服务的最高优先级中断和 $TPR$ 两者之间选取优先级较大的
IF TPR[7:4] ≥ ISRV[7:4]
PPR[7:0] = TPR[7:0]
ELSE
PPR[7:4] = ISRV[7:4] AND PPR[3:0] = 0
在 $IRR$ 中等待的中断，只有优先级别高于 $PPR$ 的才会被送到 $CPU$ 处理，所以 $TPR$ 就是靠间接控制 $PPR$ 来实现暂时屏蔽比 $TPR$ 优先级小的中断的。
SVR(Spurious Interrupt Vector Register)
伪中断寄存器，$CPU$ 每响应一次 $INTR$(可屏蔽中断)，就会连续执行两个 $INTA$ 周期。在 $MP\ Spec$ 中有描述，当一个中断在第一个 $INTA$ 周期后，第二个 $INTA$ 周期前变为无效，则为伪中断，也就是说伪中断就是中断引脚没有维持足够的有效电平而产生的。
这里主要用到 $bit8$，可以通过将这位置 1 来使 $APIC$ 工作，原话 $To$ $enable$ $the$ $APIC$。
ICR(Interrupt Command Register)
中断指令寄存器，当一个 $CPU$ 想把中断发送给另一个 $CPU$ 时，就在 $ICR$ 中填写相应的中断向量和目标 $LAPIC$ 标识，然后通过总线向目标 $LAPIC$ 发送消息。$ICR$ 寄存器的字段和 $IOAPIC$ 重定向表项较为相似，都有 $destination$ $field$, $delivery$ $mode$, $destination$ $mode$ 等等。
这是处理器之间发送中断消息，所以又叫 $IPI$($InterProcessor$ $Interrupt$)消息。在启动的时候我们就用到了这个寄存器，$BSP$ 向 $APs$ 发送 $IPI$ 消息，当时 $BSP$ 发送了 $INIT-SIPI-SIPI$ 消息给 AP，这里我们就清楚了实际就是设置 $delivery$ $mode$ 为 $INIT$、$Start-up$。当然这期间还根据规范设置了其他字段。
本地中断
$LAPIC$ 本身还能作为中断源产生中断，$LVT$($Local$ $Vector$ $Table$) 就是自身作为中断源的一个配置表，总共 7 项，每项 32 位，同 $IOAPIC$，每一项也是一个寄存器，如下所示：
我们主要关注时钟中断，$APIC$ 自带一个时钟，我们可以在 $LVT$ 中配置 $Timer$ 一项来使用这个时钟。
$Timer$ $Mode$，设置时钟计数的模式，$one$-$shot$，一次性的倒数计时，$periodic$，周期性的倒数计时，$TSC$-$deadline$，使用 64 位的时间戳计数器。
一般使用 $periodic$ 来周期性的产生时钟中断，周期性的从某个数递减到 0，如此循环往复。这个数设置在 $TICR$ 寄存器
$TICR$ 寄存器里面存放 $Initial$ $Count$，也就是从哪个数开始倒数。而 $Current$ $Count$ 存放当前初始计数值，每当计时器 $count$ 到 0 ，产生时钟中断时，$Current$ $Count$ 就会自动地从 $Intial$ $Count$ 重新加载，接着新一次的倒数，所以其实 $Current$ $Count$ 似乎没什么用，xv6 里面也没用到这个寄存器。另外如果向 $TICR$ 寄存器里面写 0 的话会停止计时器。
递减得有个频率，这个频率是系统的总线频率再分频，分频系数设置在 $TDCR$ 寄存器
LAPIC 总结
对上面 $LAPIC$ 的寄存有一定了解后，对 $LAPIC$ 的工作应该也有一定了解了，对于从 $IOAPIC$ 发来的中断消息，首先判断自己是否接收这个消息，这要根据重定向表项中的 $destination$ $field$，$destination$ $mode$ 来判断：
$destination$ $mode$ 为 0 时表示物理模式，$destination$ $field$ 字段表示一个 $APIC$ $ID$，$LAPIC$ 根据 $ID$ 寄存器比对判断是否由自己来接收。
$destination$ $mode$ 为 1 时表示逻辑模式，$LAPIC$ 需要另外两个寄存器 $LDR$ 和 $DFR$ 来辅助判断，具体判断方式很复杂，逻辑模式分为 $flat$ 和 $cluster$，$cluster$ 又分为 $flat$ $cluster$ 和 $hierachical$ $cluster$，了解就好，感兴趣的参考手册或者 $interrupt$ $in$ $linux$ ，有着很详细的讲解，这里不赘述。
判断不该自己接收就忽略，否则接收该中断， $IRR$，$ISR$，$TPR$，$PPR$，$EOI$ 等寄存器配合使用，来决定是否将该中断发送到 $CPU$ 进行处理，此外如果中断类型为 $NMI$ 等特殊中断是直接发送给 $CPU$ 进行处理，不需要上述步骤。
要实现处理器间中断，一个处理器想把中断发送给另一个处理器时，就在 $ICR$ 中填写相应的中断向量和目标 $Destination$ $Feild$，然后通过总线向目标 $LAPIC$ 发送消息。
$LAPIC$ 自己也可以作为中断源，可在 $LVT$ 中配置相关中断，主要留意时钟中断的设置，$xv6$ 就是使用 $LAPIC$ 自带的时钟来周期性产生时钟中断。
APIC 部分中断流程总结
$IOAPIC$ 某个引脚收到了对应外设发出的中断信号
$IOAPIC$ 根据引脚对应的重定向表项，将中断信号翻译成中断消息，然后发送给 $destination$ $field$ 字段列出的 $LAPIC$
$LAPIC$ 根据消息中的 $destination$ $mode$，$destination$ $field$，自身的寄存器 $ID$，$LDR$，$DFR$ 来判断自己是否接收该中断消息，不是则忽略
如果该中断是 $SMI$/$NMI$/$INIT$/$ExtINT$/$SIPI$，直接送 $CPU$ 执行，因为这些中断都是负责特殊的系统管理任务。否则的话将 $IRR$ 相应的位置 1，等待 $CPU$ 来处理。
从 $IRR$ 中挑选优先级最大的中断，相应位置 0，$ISR$ 相应位置 1，然后送 $CPU$ 执行。
$CPU$ 执行 $OS$ 中的中断服务程序来处理中断。
中断处理完成后写 $EOI$ 表示中断处理已经完成，写 $EOI$ 导致 $ISR$ 相应位置 0，对于 $level$ 触发的中断，还会向所有的 $IOAPIC$ 发送 $EOI$ 消息，通知中断处理已经完成。
CPU AND OS 处理中断
上述为中断控制器部分，主要功能就是接收外设的中断信号，然后交由 $CPU$ 来处理。最开始我把这部分只归结到了 $CPU$ 部分，后面想想处理中断是个软硬件协作的一个过程，有 $CPU$ 硬件部分，也有 $OS$ 软件部分，但总归是真正处理中断的过程，我就把它们归结到一起了。
在实际谈处理中断前先来了解与中断相关的数据结构
中断描述符表&门描述符&中断向量
中断描述符表 $IDT$ 里面存放的是门描述符，有三种门描述符，任务门，中断门，陷阱门：
任务门和任务状态段是 $intel$ 最开始提供的一种任务切换机制，可以使用任务门来切换任务，但因效率低下，现已经不使用，这部分在进程一节中还会提及。
中断门和陷阱门几乎一模一样，从描述符的结构来看就只有 $bit8-bit11$ 的 $TYPE$ 字段不一样，实际上从运行过程上说两者的唯一区别是中断门会影响 $EFLAGS$ 的 $IF$ 位，而陷阱门不会。
通过中断门访问中断服务程序时，$CPU$ 会对 $EFLAGS$ 的 $IF$ 位清 0，即不允许其他中断打扰当前中断的执行，也就是中断的执行过程中关中断，在通过 $iret$ 指令从中断返回时恢复 $IF$ 位。而这里的恢复是指弹出栈中保存的 $eflags$ 值到 $EFLAGS$ 寄存器，这在后面中断流程再详述。
中断门和陷阱门的格式与 $GDT$ 中的段描述符很相像，段描述符描述符了一个段的位置和属性，同样的门描述符也描述了一个段的位置和属性。段的意思很灵活，就是指内存的一段数据信息，不是说只有代码段数据段才叫段，这里门描述符指向的段就是中断服务程序。
$intel$ 手册里面这个图画的不是很全，我重画了一张，跟段描述符差不多：
- $DPL$，描述符特权级，与 $RPL$ $CPL$ 一起作特权级检查
- $P$，该段在内存中是否存在，0 不存在，1 存在
- $S$，0 表示系统段，1 表示非系统段，门结构都是系统段
- $TYPE$，类型字段
段选择子:段内偏移指示中断服务程序的地址
定位中断服务程序
所以 $IDT$ 里面就存放着这些门描述符，门描述符又指向一个中断服务程序。在 $GDT$ 中有段选择子来充当索引指向一个段描述符，在 $IDT$ 中也有类似的结构，那就是中断向量 $vector$。它也是上述中断控制器 $APIC$ 中多次出现的那个东西。
所以这里我们对中断控制器应有一个更清晰的认识，中断控制器就是接收中断然后将该中断的 $vector$ 传给 $CPU$，$CPU$ 就会去 $IDT$ 中索引门描述符，根据其中记录的 段选择子:段内偏移 获取中断服务程序，然后执行处理中断。
至于如果从逻辑地址 段选择子:段内偏移 经过段级转换到线性地址，线性地址又经过页级转换到物理地址，这个过程现在大家应该很熟悉了，就不再赘述，如果不是很清楚，可以看看前面启动部分的前导理论。
来看张定位中断服务程序的示意图：
IDT&IDTR
同 $GDT$ 有个 $GDTR$ 指示 $GDT$ 的位置，$IDT$ 也有个 $IDTR$ 指示 $IDT$ 的位置
$IDTR$ 里面存放着 $IDT$ 的地址和界限，很简单，一眼过去应该就能明白，不多说。同 $GDTR$ 有 lgdt 指令来加载 $GDT$ 的位置信息，IDTR 也有 $lidt$ 来加载 $IDT$ 的位置信息，指令格式为 LIDT m16&32
CPU AND OS部分的中断流程
$CPU$ 和 OS 部分处理中断从 $CPU$ 获取到中断控制器发来的 $vector$ 开始，这部分的中断流程可以分为三个步骤：
- 保存上下文
- 执行中断处理程序
- 恢复上下文
保存上下文
保存上下文又分为两部分：
- 硬件 $CPU$ 部分
- 软件 $OS$ 部分
CPU 部分
$CPU$ 根据 $vector$ 索引门描述符，它会根据描述符的 $DPL$，描述符选择子中的 $RPL$，$CS$ 不可见部分的 $CPL$ 进行特权级检查，这里特权级检查很复杂，不是之前说的一般情况下只需要判断 $DPL \ge CPL\ \ \ \&\&\ \ \ DPL \ge RPL$ 即可，但主要一点就是判断是否有特权级转移，我们一般就是用两种特权级，内核态 0，用户态 3。所以这里就是判断发生中断的前一刻处于哪个特权级，如果处于用户态那么就要从用户态进入内核态，否则就不需要。
保存上下文是保存在栈里面，如果没有特权级转移，发生中断前本身就在内核，那么就使用当前的内核栈保存上下文。如果有特权级转移，发生中断前处于用户态，那么就要进入内核态，进入用户态的一个重要标识就是换栈，换成内核栈。
什么叫做换栈，换栈就是更改 $SS$ 和 $ESP$ 寄存器的值，换成内核栈就是将这两个寄存器换成内核栈的 $ss$ 和 $esp$，关键问题是：内核栈的 $ss$ 和 $esp$ 在哪？在 $TSS$ 里面，$TSS$，$Task$ $Segment$ $State$，任务状态段，这个结构我们后面进程会详细讲述，这里就只需要知道，$TSS$ 里面有用户态进入内核时需要的内核栈位置信息。
好了现在栈已经换成中断要使用的栈了，$CPU$ 需要在里面保存上下文，有哪些呢？如下图所示：
上下文也分两种，一种是发生了特权级转移的情况，一种是未发生的情况，发生特权级转移的情况多了 $ss_old$ 和 $esp_old$，也很好理解，换了栈，当然要把旧栈信息保存到新栈对吧。
$eflags$ 表示中断前的一些标识信息，$cs_old$，$eip_old$ 表示中断点，中断退出后任务就会从这儿继续执行。
$error_code $表示错误码，有些中断会产生错误码
其主要部分就是选择子，所以它用来指明中断发生在哪个段上，其他字段 $IDT$ 表示是否指向 $IDT$，为 1 表示指向 $IDT$，0 表示指向 $GDT$/$LDT$，$TI$ 为 0 表示 $GDT$，$TI$ 为 1 表示 $LDT$，$EXT$ 表示中断源是否来自外部。
需要了解的是 Page Fault，缺页异常有错误码，它的错误码最后三位有不同的意思：
- bit0 U/S ：
- bit1 W/R：
- bit2 P：
？？？？？？？？？？？？？
我们关注错误码不是因为它有什么作用，当然有用也是有用的，只是这里主要关注它引起的格式问题，虽然有错误码的话 $CPU$ 会自动压入，但是 $iret$ 时 $CPU$ 不会自动弹出，$iret$ 时 $ESP$ 应指向 $eip_old$，所以错误码需要我们手动弹出。那没有错误码的怎么办呢？为此，我们手动地也压入一个值 0，那么栈里面的结构就统一了，如上图所示。栈中结构同意了，我们的操作也就统一了，$iret$ 前先把 $error_code/0$ 给弹出去，再执行 $iret$ 指令。
OS 部分
中断服务程序我也分为了三部分，中断入口程序，中断处理程序，中断退出程序。而中断入口程序主要就是用来保存上下文的，这里所谓的上下文就是各类寄存器的值，通常要高效的话，可以选择性的保存，但是省事简单的话直接一股脑儿地全保存了也没什么问题。另外通常这部分也把向量号 $vector$ 也压进去，比如 $xv6$ 里就是保存完上下文之后就是这样：
执行中断处理程序
这部分其实没啥说的，就是 $CPU$ 来执行一个程序来处理中断，不同的中断处理程序肯定是不同的，实际的中断处理程序分布在各个章节详细讲述，这里就这样，了解流程就行。
恢复上下文
这部分其实也没啥说的，因为就是保存上下文的逆操作，我同样的分为两部分
先是 $OS$ 软件部分，执行中断退出程序，弹出通用寄存器，段寄存器等上下文
接着就是硬件 $CPU$ 部分，执行 $iret$ 弹出 $cs_old$, $eip_old$, eflags, ($ss_old$, $esp_old$，有特权级转移的话)。
开关中断
这里再说说开关中断的问题，$CPU$ 是能够屏蔽可屏蔽中断的，就是通过 $EFLAGS$ 的 $IF$ 位，$IF$ 位为 1 表示允许中断，$IF$ 为 0 表示屏蔽中断。
所以开关中断就是修改 $EFLAGS$ 的 $IF$ 位，有这么几种方式修改 $EFLAGS$ 寄存器值：
- $sti$ 指令将 $EFLAGS$ $IF$ 位置 1，$cli$ 指令将 $EFLAGS$ $IF$ 位清 0，这两个指令有使用条件：$CPL \le IOPL$，IOPL 也是 ELFAGS 里面的位域，指的是 IO 特权级，这里不深入展开，到进程一块讲述 $TSS$ 的时候还会提及
- $pushf$ 指令将 $EFLAGS$ 压栈，还有中断时 $EFLAGS$ 也会压栈，压入栈中后我们就可以修改栈里面的 $EFLAGS$ 的值，待到后续 $popf$ 或者 $iret$ 中断退出将修改后的 $EFLAGS$ 弹出后，就相当于修改了 $EFLAGS$ 的值。
- 通过中断门进入中断时会将 $EFLAGS$ 的 $IF$ 位清 0.
通过更改 $EFLAGS$ 的 $IF$ 位来开关中断就只有这三种方法，所以通常我们处理中断时并不需要额外地做开关中断处理，为什么呢？因为硬件 $CPU$ 已经帮我们做了，通过中断门进入中断时自动地关闭中断，然后 $iret$ 后又恢复中断。
中断流程总结
私以为上述说的中断流程应是很清楚的，只不过像对什么中断处理的分类，中断服务程序分类是我自己杜撰的，可能与您平时看到的不甚一样，不过我认为这样来看是要清楚些，这里将上述说的总结一番：
- 根据 $vector$ 去 $IDT$ 中索引相应的门描述符
- 判断特权级是否发生变化，如果中断发生在用户态，则需要换成内核栈，切换到内核态
- 若发生特权级变化，需要保存用户态的 $ss_old$，$esp_old$ 到内核栈，否则不需要保存，然后再保存 $eflags$，$cs_old$，$ip_old$ 到内核栈中，如果有错误码，还要将错误码压进栈中
- 根据门描述符中的段选择子再去 $GDT$ 中索引相应的段描述符得到段基址，与中断描述符里的段偏移量结合起来找到中断服务程序
- 中断入口程序保存上下文，中断处理程序实际处理中断，中断退出程序恢复一部分上下文
- 最后执行 $iret$ 恢复 $CPU$ 保存的上下文，如果有特权级转移，则换到用户栈回到用户态。
- 中断完成，接着原任务执行
软件中断
最后这一部分简单说说软件中断($Software$-$Generated$ $Interrupts$)，注意软件中断和 $Linux$ 里面上下半部分中的软中断机制是两个不同的概念。这里软件中断指的就是 $INT$ $n$ 指令来模拟一个 $n$ 号中断。以前 $Linux$ 中系统调用就是使用 $int$ 0x80 来实现的。
软件中断源来自内部，所以它的处理流程没有中断控制器这个部分，而剩下的 $CPU$&$OS$ 部分可以说是一模一样，$int$ $n$，这个 $n$ 就是 $vector$，后面的如何操作不赘述了，见前。只是说如果使用 $int$ $n$ 指令来实现系统调用的话，总归是有点特殊的，留待系统调用再详述。
好了本节就这样吧，有什么问题还请批评指正，也欢迎大家来同我讨论交流学习进步。
首发公众号：Rand_cs
