注：本分类下文章大多整理自《深入分析linux内核源代码》一书，另有参考其他一些资料如《linux内核完全剖析》、《linux c 编程一站式学习》等，只是为了更好地理清系统编程和网络编程中的一些概念性问题，并没有深入地阅读分析源码，我也是草草翻过这本书，请有兴趣的朋友自己参考相关资料。此书出版较早，分析的版本为2.4.16，故出现的一些概念可能跟最新版本内核不同。
此书已经开源，阅读地址 http://www.kerneltravel.net
1、中断向量
Intel x86 系列微机共支持256 种向量中断，为使处理器较容易地识别每种中断源，将它们从0～255 编号，即赋予一个中断类型码 n，Intel
把这个8 位的无符号整数叫做一个向量，因此，也叫中断向量。所有256 种中断可分为两大类：异常和中断。异常又分为故障（Fault）、陷阱（Trap）和夭折（Abort），它们的共同特点是既不使用中断控制器，又不能被屏蔽。中断又分为外部可屏蔽中断（INTR）和外部非屏蔽中断（NMI），所有I/O
设备产生的中断请求（IRQ）均引起屏蔽中断，而紧急的事件（如硬件故障）引起的故障产生非屏蔽中断。
非屏蔽中断的向量和异常的向量是固定的，而屏蔽中断的向量可以通过对中断控制器的编程来改变。Linux 对256 个向量的分配如下。
• 从0~31 的向量对应于异常和非屏蔽中断。
• 从32~47 的向量（即由I/O 设备引起的中断）分配给屏蔽中断。
• 剩余的从48~255 的向量用来标识软中断。Linux 只用了其中的一个（即128
或0x80向量）用来实现系统调用。当用户态下的进程执行一条int
0x80 汇编指令时，CPU 就切换到内核态，并开始执行system_call() 内核函数。
2、外设可屏蔽中断、异常及非屏蔽中断
Intel x86 通过两片中断控制器8259A 来响应15 个外中断源，每个8259A 可管理8 个中断源。第1 级（称主片）的第2 个中断请求输入端，与第2 级8259A（称从片）的中断输出端INT
相连，如图3.1 所示。我们把与中断控制器相连的每条线叫做中断线，要使用中断线，就得进行中断线的申请，就是IRQ（Interrupt ReQuirement ），我们也常把申请一条中断线称为申请一个IRQ 或者是申请一个中断号。IRQ 线是从0
开始顺序编号的，因此，第一条IRQ线通常表示成IRQ0。IRQn 的缺省向量是 n+32；如前所述，IRQ
和向量之间的映射可以通过中断控制器端口来修改。
异常就是CPU 内部出现的中断，也就是说，在CPU 执行特定指令时出现的非法情况。非屏蔽中断就是计算机内部硬件出错时引起的异常情况。从图3.1
可以看出，二者与外部I/O接口没有任何关系。Intel 把非屏蔽中断作为异常的一种来处理，因此，后面所提到的异常也包括了非屏蔽中断。Intel
x86 处理器发布了大约20 种异常，Linux 内核必须为每种异常提供一个专门的异常处理程序，它们通常把一个UNIX
信号发送到引起异常的进程。
3、中断描述符表
在实地址模式中，CPU 把内存中从0 开始的1K 字节作为一个中断向量表。表中的每个表项占4 个字节，由两个字节的段基址和两个字节的偏移量组成，这样构成的地址便是相应中断处理程序的入口地址。在实模式下，中断向量表中的表项由8
个字节组成，如图3.2 所示，中断向量表也改叫做中断描述符表IDT（Interrupt
Descriptor Table）。其中的每个表项叫做一个门描述符（Gate
Descriptor），“门”的含义是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。
其中类型占3 位，表示门描述符的类型，这些描述符如下。
1．任务门（Task gate）
其类型码为101，门中包含了一个进程的TSS 段选择符，但偏移量部分没有使用，因为TSS本身是作为一个段来对待的，因此，任务门不包含某一个入口函数的地址。TSS
是Intel 所提供的任务切换机制，但是 Linux 并没有采用任务门来进行任务切换。
2．中断门（Interrupt gate）
其类型码为110，中断门包含了一个中断或异常处理程序所在段的选择符和段内偏移量。当控制权通过中断门进入中断处理程序时，处理器清IF 标志，即关中断，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。
3．陷阱门（Trap gate）
其类型码为111，与中断门类似，其唯一的区别是，控制权通过陷阱门进入处理程序时维持IF 标志位不变，也就是说，不关中断。
4．系统（调用）门（System gate）
这是Linux 内核特别设置的，用来让用户态的进程访问Intel 的陷阱门，因此，门描述符的DPL 为3。通过系统门来激活4 个Linux 异常处理程序，它们的向量是3、4、5 及128，也就是说，在用户态下，可以使用int
3、into、bound 及int 0x80 四条汇编指令。
最后，在保护模式下，中断描述符表在内存的位置不再限于从地址0 开始的地方，而是可以放在内存的任何地方。为此，CPU 中增设了一个中断描述符表寄存器IDTR，用来存放中断描述符表在内存的起始地址。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，如图3.3 所示。
Linux 内核在系统的初始化阶段要进行大量的初始化工作，其与中断相关的工作有：初始化可编程控制器8259A；将中断向量IDT 表的起始地址装入IDTR 寄存器，并初始化表中的每一项。
用户进程可以通过INT 指令发出一个中断请求，其中断请求向量在0～255 之间。为了防止用户使用INT 指令模拟非法的中断和异常，必须对IDT 表进行谨慎的初始化。其措施之一就是将中断门或陷阱门中的DPL
域置为0。如果用户进程确实发出了这样一个中断请求，CPU 会检查出其CPL（3）与DPL（0）有冲突，因此产生一个“通用保护”异常。
但是，有时候必须让用户进程能够使用内核所提供的功能（比如系统调用），也就是说从用户空间进入内核空间，这可以通过把中断门或陷阱门的DPL 域置为3 来达到。
4、中断和异常的处理
当CPU 执行了当前指令之后，CS 和EIP 这对寄存器中所包含的内容就是下一条将要执行指令的逻辑地址。在对下一条指令执行前，CPU 先要判断在执行当前指令的过程中是否发生了中断或异常。如果发生了一个中断或异常，那么CPU
将做以下事情。
• 确定所发生中断或异常的向量 i（在0～255 之间）。
• 通过IDTR 寄存器找到IDT 表，读取IDT 表第 i 项（或叫第i 个门）。
• 分两步进行有效性检查：首先是“段”级检查，将CPU 的当前特权级CPL（存放在CS寄存器的最低两位）与IDT
中第 i 项中的段选择符中的RPL 相比较，如果RPL（3）大于CPL（0），就产生一个“通用保护”异常（中断向量13），因为中断处理程序的特权级不能低于引起中断的程序的特权级。这种情况发生的可能性不大，因为中断处理程序一般运行在内核态，其特权级为0。然后是“门”级检查，把CPL
与IDT 中第 i 个门的DPL 相比较，如果CPL （3）大于DPL（0），CPU 就不能“穿过”这个门，于是产生一个“通用保护”异常，这是为了避免用户应用程序访问特殊的陷阱门或中断门。但是请注意，这种检查是针对一般的用户程序引起的中断（INT
指令），而不包括外部I/O 产生的中断或因CPU内部异常而产生的异常，也就是说，如果产生了中断或异常，就免去了“门”级检查。
• 检查是否发生了特权级的变化。若中断发生时CPU运行在用户空间，而中断处理程序运行在内核态，特权级发生了变化，所以会引起堆栈的更换。也就是说，从用户堆栈切换到内核堆栈。而当中断发生在内核态时，即CPU
在内核中运行时，则不会更换堆栈。
CS : EIP 的值就是IDT 表中第i 项门描述符的段选择符和偏移量的值，此时，CPU 就跳转到了中断或异常处理程序。
来源：https://www.cnblogs.com/alantu2018/p/8471996.html