Linux Kernel 8

可编程中断控制器（Programmable Interrupt Controller，PIC）

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支持中断（interrupt）的设备通常会有一个专门用于发出中断请求Interrupt ReQuest，IRQ的输出引脚（IRQ pin）。这些IRQ引脚连接到一个称为可编程中断控制器Programmable Interrupt Controller，简称PIC的设备上，而PIC再连接到CPU的INTR引脚上，用于向CPU发送中断请求信号。

一般来说，PIC拥有一组端口（ports），用来与CPU交换信息。当连接到PIC某条IRQ线上的设备需要CPU关注时，过程如下：

设备通过对应的IRQn引脚发起中断请求（IRQ）。

解释：IRQn 表示设备所使用的第 $n$ 条中断线（如IRQ0、IRQ1等）。
PIC将该IRQ请求转换为一个向量号（vector number），并将这个向量号写入特定的端口，供CPU读取。

解释：向量号是一个数字，代表具体的中断类型或来源。CPU通过读取这个向量号确定具体的中断处理程序地址。
PIC通过CPU的INTR引脚向CPU发出中断信号。
在收到CPU对当前中断请求的确认（acknowledge，简称ACK）之前，PIC不会发出另一个中断请求。
CPU确认（ACK）中断后，即开始处理中断请求。

具体CPU如何处理中断请求，稍后我们会详细介绍。需要注意的是，按照设计，PIC必须等待CPU确认当前中断后，才可以继续发出新的中断请求。

注意（Note）

一旦CPU确认（ACK）了某个中断请求后，PIC就可以再次发出新的中断请求。这种行为与CPU是否完成了前一个中断的处理无关。因此，根据操作系统（OS）对CPU的控制策略不同，有可能会出现嵌套中断nested interrupts的情况。

解释：嵌套中断指的是CPU在处理中断时又收到新的中断请求，此时CPU可能暂停当前中断处理，转而处理更高优先级的中断。

PIC允许单独地禁止（disable）每条IRQ线。这种设计可以简化系统实现，确保中断处理程序（interrupt handlers）始终是串行执行的（即每次只处理一个中断）。

对称多处理系统中的中断控制器（Interrupt Controllers in SMP Systems）

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在对称多处理（Symmetric Multi-Processing，简称SMP）系统中，通常不仅存在多个CPU核心，还可能配置了多个中断控制器。这是因为不同类型的中断需要被合理地分发与管理，以保证系统的响应效率和可扩展性。

以 x86 架构 为例，每个处理器核心都配有一个本地高级可编程中断控制器（Local APIC）。这个 Local APIC 主要负责处理来自该核心本地的中断信号，比如：

定时器中断（Timer Interrupt）：核心自身定期触发的时钟信号，用于操作系统的时间片轮转调度。
热感应中断（Thermal Sensor Interrupt）：当核心温度过高时触发，用于过热保护或调频处理。

这些中断是与单个核心紧密绑定的，Local APIC 提供了低延迟和高效率的中断响应机制。

除此之外，系统中还会配置一个或多个I/O APIC（Input/Output Advanced Programmable Interrupt Controller）。I/O APIC 用于接收来自外部设备的中断请求，例如来自：

网络接口卡
USB 外设
磁盘控制器

I/O APIC 的作用是将这些设备发出的中断信号动态地分发到各个 CPU 核心，避免所有中断都集中到一个处理器上，从而提高系统整体的负载均衡性和响应能力。

扩展说明：

在早期系统中，所有中断请求都发送到主核心（通常是CPU0），这会导致瓶颈。而 I/O APIC 的引入，使得系统可以根据配置或操作系统策略，将中断轮流分发（轮询方式）、或根据设备负载情况定向分发到不同核心，大大提升了中断处理的并发性。

此外，现代操作系统（如Linux）也支持中断亲和性Interrupt Affinity的配置，即可以指定某个中断只能在某几个特定的核心上处理，这在 NUMA 架构或性能调优时尤为重要。

中断控制（Interrupt Control）

在操作系统中，为了安全地访问共享数据，我们常常需要协调中断处理函数interrupt handler与其他可能并发执行的操作（例如驱动初始化或驱动数据处理）之间的交互。因为中断可能在任何时刻打断当前任务并执行中断服务例程，如果不加控制就访问共享资源，极有可能导致数据竞争或系统异常。

因此，一个关键措施是：在关键区域临时关闭中断，待操作完成后再重新开启。这样的中断控制机制有助于保证关键操作的原子性（atomicity）。

中断的使能和屏蔽（即开启与关闭），可以在以下几个层面上进行：

1. 设备层（Device Level）

设备本身通常具有控制寄存器（control registers），其中包含用于开启或屏蔽中断的位（bit）。例如：

某些网卡设备可以通过设置寄存器关闭“接收完成中断”，等系统准备好再重新开启。
嵌入式系统中的定时器，也允许通过寄存器来关闭或开启定时中断。

解释：这种方式最贴近硬件，控制粒度最细，但通常由设备驱动程序负责，程序员较少手动操作。

2. 中断控制器层（PIC Level）

可编程中断控制器（PIC）允许我们通过编程方式单独屏蔽某一条IRQ线路，从而禁止特定设备发起中断请求。

例如，在传统的8259A PIC中，可以设置中断屏蔽寄存器（IMR）来关闭某条IRQ线。
在APIC架构中，也可以通过修改重定向表项的“屏蔽位”来实现相同效果。

这种方式通常用于控制多个外设之间的中断优先级，或者在某些场景临时屏蔽不重要的中断。

3. CPU层（CPU Level）

在CPU指令级别，也可以直接通过指令控制中断总开关。在x86架构中有两个经典的汇编指令：

cli：CLear Interrupt flag，清除中断标志，即关闭全局中断。
sti：SeT Interrupt flag，设置中断标志，即重新打开中断。

解释：

CPU中有一个标志位 $I F$ （Interrupt Flag），决定是否允许处理可屏蔽中断（maskable interrupt）。执行 cli 会将 $I F = 0$ ，即CPU不再响应中断；而 sti 则将 $I F = 1$ ，允许中断再次触发。

这种方式通常用于内核或驱动程序中实现短时间的临界区保护，例如在访问共享变量、链表或队列时临时关闭中断。

中断优先级（Interrupt Priorities）

在现代计算机架构中，大多数系统都支持中断优先级机制（Interrupt Priority）。这个机制的核心思想是：并非所有中断都是平等的。某些中断比其他中断更紧急、更关键，因此当系统正在处理中断时，仍然允许优先级更高的中断打断当前的处理流程。

启用中断优先级后，系统会为每条IRQ中断线分配一个优先级（通常是一个数值，数值越小表示优先级越高）。这样一来，中断嵌套Nested Interrupt的行为就可以根据优先级做出有条件的允许：

当系统正在处理一个中断时，只允许优先级更高的中断插入打断当前流程。
优先级相同或更低的中断将被标记为 pending（待处理），等当前中断处理完后再继续处理它们。

🔧 示例解析

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嵌套中断处理的实际例子：

系统最初运行在 进程上下文（Process Context），此时没有中断发生。
突然，IRQ10 中断到来，系统立即切换去执行 irq10 handler。
在 irq10 handler 执行期间，IRQ20 发生了，但其优先级较低，因此它被标记为 pending。
然而，这时又来了一个更高优先级的 IRQ5，它立即打断当前的 irq10 handler，开始执行 irq5 handler。
当 irq5 handler 完成后，系统会恢复执行 irq10 handler。
等到 irq10 handler 也结束后，才会回过头来处理刚才被挂起的 IRQ20，也就是 irq20 handler。

🔍 延伸理解：

中断优先级机制带来的优势有：

确保响应关键事件：像系统时钟、温度过热报警、电源掉电等关键中断可以设为高优先级，确保系统快速响应。
避免资源饥饿：高频率但优先级较低的中断不会长时间阻塞更关键的任务。
支持实时性要求：在嵌入式系统或实时系统中，中断优先级是调度策略的核心基础。

注意事项：

设计中断优先级时要非常小心，避免优先级反转（低优先级任务持有资源，阻塞高优先级中断）以及嵌套过深导致栈溢出stack overflow的问题。

x86 架构下的中断处理机制（Interrupt Handling on the x86 Architecture）

中断作为操作系统与硬件之间沟通的重要机制，其实现过程在底层架构中体现得尤为精细。x86 处理器使用一种称为 中断描述符表（Interrupt Descriptor Table，IDT） 的结构来管理中断处理流程。

🧩 中断描述符表（Interrupt Descriptor Table, IDT）

IDT 的核心作用是将每一个可能的中断或异常（exception）向量编号（vector number），与对应的处理程序（也称为中断/异常处理函数）建立起映射关系。可以把 IDT 理解为一个跳转表（jump table）：当某个中断向量被触发时，CPU 会自动跳转到 IDT 中对应的处理程序入口。

🧱 IDT 的基本特性如下：

跳转表机制

当一个中断或异常被触发时，CPU 会根据该事件的向量编号（vector number），查找 IDT 中对应的入口，从而跳转到中断或异常处理函数的入口地址执行。
解释：向量编号是一个 $0\sim255$ 的无符号整数，代表不同的中断或异常。例如：
- $0$ ：除0错误（Divide-by-zero）
- $13$ ：通用保护错误（General Protection Fault）
- $32\sim255$ ：通常为用户定义的硬件中断
结构大小

IDT 是一个包含 $256$ 个入口的数组，每个入口占用 $8$ 个字节，因此整张表大小为 $256 \times 8 = 2048$ 字节（2KB）。
存储位置灵活

IDT 可以被加载到任意物理内存地址，并不固定在某个区域。
通过 IDTR 寄存器定位

处理器通过一个特殊的寄存器 IDTR（Interrupt Descriptor Table Register） 来定位 IDT 的起始地址。该寄存器由操作系统在系统初始化时设置，其内容包含：
- 基地址：IDT 所在内存的物理地址
- 界限值（limit）：IDT 的长度（通常是 $2047$ ）
CPU 在处理中断时，始终以 IDTR 提供的信息为依据，查找 IDT 并确定跳转位置。

✨ 延伸理解

IDT 的每个表项（Entry）包含了中断处理函数的地址信息、段选择子（Segment Selector）、权限等级（Privilege Level）等内容。这使得中断机制可以兼顾灵活性与安全性：

不同的中断可以指向不同的处理函数
可以控制哪些中断允许从用户态进入，哪些只能在内核态触发
通过 IDT 的重新配置，系统可以热插拔或动态加载新的设备驱动

Linux 中断向量布局详解（IRQ Vector Layout in Linux）

在 Linux 操作系统中，针对 x86 架构的中断机制有一套清晰的向量编号体系。所谓中断向量（Interrupt Vector），本质上是一个 $0\sim255$ 的编号表，每一个编号都对应着一个中断/异常类型，在触发事件后引导 CPU 跳转至对应的中断处理程序。

下面是 Linux 在 arch/x86/include/asm/irq_vectors.h 中定义的中断向量表布局，如图所示：
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📐 向量编号划分结构如下：

🧱 $\sim 31$ ：系统陷阱和异常（System Traps and Exceptions）

这一部分是由处理器保留的向量范围，用于表示 CPU 运行过程中出现的异常情况，例如：

$0$ ：除以0异常（Divide-by-zero）
$6$ ：非法指令（Invalid Opcode）
$13$ ：通用保护错误（General Protection Fault）
$14$ ：缺页异常（Page Fault）

这些异常通常意味着程序执行过程中出现了严重问题，系统必须立即中断当前任务并做出响应。

⚙️ $\sim 127$ ：设备中断（Device Interrupts）

这是给外设保留的向量区间，也就是平时我们说的硬件中断。例如：

键盘输入
网络数据包接收
磁盘 I/O 完成通知

这些中断通常来源于外部硬件，由 I/O APIC 或 中断控制器（PIC） 分发给对应的 CPU 核心。

注意：由于前 $0\sim31$ 已被保留，因此设备中断向量需要从 $32$ 起跳，这也是为什么许多中断号从 IRQ32 开始的原因。

🔧 向量 $128$ ：系统调用接口（int80 syscall interface）

向量号 $128$ 是历史上在 x86 架构下被用于系统调用System Call的专用中断号：

用户态程序使用 int 0x80 指令陷入内核，从而调用系统提供的服务，如 read, write, open 等。
虽然现代 Linux 已逐步改用更高效的 sysenter 或 syscall 指令，但 int 0x80 仍被保留以兼容旧程序。

🧩 $\sim 255$ ：其他中断（Other Interrupts）

这部分空间通常由系统内部、虚拟化框架或定制机制使用。例如：

高级电源管理（如 APIC Timer）
虚拟机中 Hypervisor 与 Guest OS 通信的中断
特殊调试或性能监控机制

Linux 内核可能会在这一区间分配特定功能的中断向量，也允许驱动程序根据需求分配动态向量。

x86 架构中 IDT 表项结构详解（Interrupt Descriptor Table Entry in x86）

在 x86 架构中，中断描述符表IDT的每一个表项被称为一个“门（Gate）”，每个门占用 $8$ 字节的空间，存储了当中断或异常发生时，CPU 应该跳转到哪个处理函数的详细信息。

🌀 三种类型的中断门（Gate Types）

中断门（Interrupt Gate）
- 存储中断或异常处理函数的地址。
- 跳转到该处理函数时，CPU 会自动关闭可屏蔽中断（maskable interrupts），也就是说清除中断标志位 $I F = 0$ ，防止处理中断过程中再次被打断。
- 是 Linux 中最常见的门类型。
陷阱门（Trap Gate）
- 与中断门非常类似，但不会关闭中断标志位，允许嵌套中断发生。
- 适用于一些非关键路径的异常，比如调试断点或系统调用。
任务门（Task Gate）
- 跳转目标不是一个普通的函数地址，而是一个任务状态段（TSS），用于进行任务切换。
- Linux 中并不使用此机制，因为现代操作系统使用了不同的调度方式来管理多任务。