一、中断介绍
中断（Interrupt）是 CPU 响应外部或内部事件的机制，它会 暂停当前执行的程序，转而去处理更高优先级的任务，处理完成后再恢复原程序的执行。中断是操作系统实现 多任务、设备驱动、异常处理 的核心机制之一。
中断分为内中断和外中断，外中断也称为硬中断，即由外部设备触发的中断，如时钟中断，键盘中断。 外中断又分为可屏蔽中断和不可屏蔽中断，可屏蔽中断可以被 CPU 忽略（通过 CLI 指令关闭中断），必须立即处理，通常用于严重硬件错误（如内存校验错误、电源故障）。不可屏蔽中断。内中断也称软中断，由程序主动触发，内中断包含系统调用，异常(如除零错误)，陷阱（用于调试（如 int3 断点指令）。
1.1、中断函数
在CPU遇到中断时，需要去指向相关处理中断的代码，这些代码就被称为中断函数。在汇编中普通函数的调用和返回使用call/ret指令，中断的调用和返回使用int/iret指令。中断指令调用时除了将eip压入栈，还是把cs的eflags程序状态字压入栈。
1.2、中断向量表
中断向量就是中断函数的指针，它属于实模式下的中断， 内存位置在0x000 ~ 0x3ff，4 个字节表示一个中断向量，总共有 256 个中断函数指针。4个字节中前两个字节是 段内偏移，后两个字节是 段地址。在实模式中。寻址是通过段地址*16 + 偏移地址完成的。
二、中断描述符
在保护模式下，CPU对终端的管理是通过中断描述符和中断描述符表IDT来实现的。中断描述符包含一个代码段选择子、段内偏移地址和一些其他属性。中断描述符的大小也是8和字节。
typedef struct gate_t
{
u16 offset0; // 段内偏移 0 ~ 15 位
u16 selector; // 代码段选择子
u8 reserved; // 保留不用
u8 type : 4; // 任务门/中断门/陷阱门
u8 segment : 1; // segment = 0 表示系统段
u8 DPL : 2; // 使用 int 指令访问的最低权限
u8 present : 1; // 是否有效
u16 offset1; // 段内偏移 16 ~ 31 位
} _packed gate_t;
在segment为0时， type有三种情况：
- 0b0101 - 任务门 (Task Gate)：很复杂，而且很低效 x64 就去掉了这种门
- 0b1110 - 中断门 (Interrupt Gate) IF 位自动置为 0
- 0b1111 - 陷阱门 (Trap Gate)
多个中断描述符就组成了中断描述符表IDT。中断描述符表和全局描述符表比较类似。CPU也提供一个寄存器进行加载和保存IDT.
gate_t idt[IDT_SIZE]; // IDT的大小，一般是有256个中断描述符
lidt [idt_ptr]; 加载 idt
sidt [idt_ptr]; 保存 idt
typedef struct pointer // 记录IDT的起始位置和长度
{
unsigned short limit; // size - 1
unsigned int base;
} __attribute__((packed)) pointer;
接下来我们实现下IDT的初始化
void interrupt_init()
{
for (size_t i = 0; i < IDT_SIZE; i++)
{
gate_t *gate = &idt[i];
gate->offset0 = (u32)interrupt_handler & 0xffff; // interrupt_handler是处理中断的函数指针
gate->offset1 = ((u32)interrupt_handler >> 16) & 0xffff;
gate->selector = 1 << 3; // 代码段
gate->reserved = 0; // 保留不用
gate->type = 0b1110; // 中断门
gate->segment = 0; // 系统段
gate->DPL = 0; // 内核态
gate->present = 1; // 有效
}
idt_ptr.base = (u32)idt;
idt_ptr.limit = sizeof(idt) - 1;
BMB;
asm volatile("lidt idt_ptr\n"); // 加载IDT，使之生效
}
处理中断的函数，我们这里仅实现一个打印的功能，来验证下效果。在start.asm中调用下int 0x80即可触发中断。
三、异常
异常分为故障、陷阱、终止三种类型。故障属于是可以被修复的一种类型，属于最轻的一种异常, 如除零异常。陷阱通常用于调试，终止是最严重的异常类型，一旦出现由于 错误无法修复，程序将无法继续运行。inter内部定义了一些异常。异常说明 这里我们重点关注了0x0除零异常和0xD一般保护性异常。有些异常有错误码，错误码会被压入栈中。
每一个异常都需要处理函数。这里可以使用宏来定义这些函数，避免大量代码重复。具体代码这里不再展示。需要说明一点是，我们目前没有实现系统调用，即使用int 0x80时会触发一般保护异常，因为0x80中断函数还没定义，这是CPU硬件实现的行为，属于硬件层面的保护机制：CPU 不允许跳转到一个无效的中断处理程序。
四、外中断原理
首先我们介绍下CPU的执行流程，分为四步：取指 -> 译码 -> 执行 -> 中断
- 取指：将 eip 指向的指令读入处理器
- 译码：将指令的微程序写入流水线 (多级 cache)
- 执行：执行指令
- 中断：处理中断
也就是说CPU每执行完一条执行，都会检测有没有中断产生。CPU检测INTR引脚是否为高位判断外中断的产生，然后通过程序状态字的IF位来判断是否允许外中断。
4.1、中断机制
在使用 80x86 组成的 PC 机中，采用了两片 8259a 可编程中断控制芯片。每片可以管理 8 个中断源。通过多片的级联方式，能构成最多管理 64 个中断向量的系统。在 PC/AT 系列兼容机中，使用了两片 8259a 芯片，共可管理 15 个中断向量。其级连示意图下图所示。其中从芯片的 INT 引脚连接到主芯片的 IR2 引脚上。主 8259a 芯片的端口基地址是 0x20，从芯片是 0xa0；
可屏蔽中断是通过 INTR 信号线进入 CPU，断控制器 8259a 就是用来作中断仲裁的。中断控制器的作用在同时发生多个中断时，来决定中断优先级，发送中断信号给CPU，并接受接收来自 CPU 的的中断响应信号。它还可以屏蔽某个外设的中断。 如图为
4.2、中断处理流程
当某个外设发出一个中断信号时，由于主板上已经将信号通路指向了 8259A 芯片的某个 IRQ 接口，所以该中断信号最终被送入了 8259A；8259A 首先检查 IMR 寄存器中是否已经屏蔽了来自该 IRQ 接口的中断信号。IMR 寄存器中的位，为 1，则表示中断屏蔽，为 0，则表示中断放行；
如果该 IRQ 对应的相应位己经被置 1，即表示来自该 IRQ 接口上的中断已经被屏蔽了，则将该中断信号丢弃；否则，将其送入 IRR 寄存器，将该 IRQ 接口所在 IRR 寄存器中对应的位设为 1。IRR 寄存器的作用相当于待处理中断队列；
在某个恰当时机，优先级仲裁器 PR 会从 IRR 寄存器中挑选一个优先级最大的中断，此处的优先级决判很简单，就是 IRQ 接口号越低，优先级越大，所以 IRQ0 优先级最大； 之后，8259A 会在控制电路中，通过 INT 接口向 CPU 发送中断信号，信号被送入了 CPU 的中断接口；
当 CPU 将当前指令执行完后，进入中断检测的阶段，于是检测到有新的中断到来了；马上通过自己的 INTA 接口向 8259A 的 INTA 接口回复一个中断响应信号，表示现在 CPU 我已准备好啦，8259A 你可以继续后面的工作了；
8259A 在收到这个信号后，立即将刚才选出来的优先级最大的中断在ISR 寄存器中对应的位设为 1，此寄存器表示当前正在处理的中断，同时要将该中断从 待处理中断队列 寄存器 IRR 中去掉，也就是在IRR 中将该中断对应的位设为 0；之后，CPU 将再次发送 INTA 信号给 8259A，这一次是想获取中断对应的中断向量号；
用起始中断向量号 + IRQ 接口号便是该设备的中断向量号，由此可见，外部设备虽然会发中断信号，但它并不知道还有中断向量号这回事，不知道自己会被中断代理 (如8259A) 分配一个这样的整数。
随后， 8259A 将此中断向量号通过系统数据总线发送给 CPU，CPU 从数据总线上拿到该中断向量号后，用它做中断向量表或中断描述符表中的索引，找到相应的中断处理程序井去执行；
如果 8259A 的 EOI 通知 (End Of Interrupt) 被设置为非自动模式 (手工模式)，中断处理程序结束前必须向 8259A 发送 EOI；8259A 在收到 EOI 后，将当前正处理的中断在 ISR 寄存器中对应的位设为 0；
如果 EOI 通知 被设置为自动模式，在刚才 8259A 接收到第二个INTA 信号后，也就是 CPU 向 8259A 要中断向量号的那个 INTA, 8259A 会自动将此中断在 ISR 寄存器中对应的位设为 0；并不是进入了 ISR 后的中断就可以被 CPU 处理了，它还是有可能被后者换下来的。
比如，在 8259A 发送中断向量号给 CPU 之前，这时候又来了新的中断，如果它的来源 IRQ 接口号比 ISR 中的低，也就是优先级更高，原来 ISR 中准备上 CPU 处理的旧中断，其对应的位就得清 0，同时将它所在的 IRR 中的相应位恢复为 1，随后在 ISR 中将此优先级更高的新中断对应的位设为 1，然后将此新中断的中断向量号发给 CPU。如果新来的中断优先级较低，依然会被放进 IRR 寄存器中等待处理；
4.3、外中断实现
这里我们实现一下外中断的处理，先看代码：
#define PIC_M_CTRL 0x20 // 主片的控制端口
#define PIC_M_DATA 0x21 // 主片的数据端口
#define PIC_S_CTRL 0xa0 // 从片的控制端口
#define PIC_S_DATA 0xa1 // 从片的数据端口
#define PIC_EOI 0x20 // 通知中断控制器中断结束
// 初始化中断控制器， 这写寄存器都是8259a芯片的寄存器
void pic_init()
{
outb(PIC_M_CTRL, 0b00010001); // ICW1: 边沿触发, 级联 8259, 需要ICW4.
outb(PIC_M_DATA, 0x20); // ICW2: 起始中断向量号 0x20
outb(PIC_M_DATA, 0b00000100); // ICW3: IR2接从片.
outb(PIC_M_DATA, 0b00000001); // ICW4: 8086模式, 正常EOI
outb(PIC_S_CTRL, 0b00010001); // ICW1: 边沿触发, 级联 8259, 需要ICW4.
outb(PIC_S_DATA, 0x28); // ICW2: 起始中断向量号 0x28
outb(PIC_S_DATA, 2); // ICW3: 设置从片连接到主片的 IR2 引脚
outb(PIC_S_DATA, 0b00000001); // ICW4: 8086模式, 正常EOI
outb(PIC_M_DATA, 0b11111110); // 关闭时钟中断外的其他中断。
outb(PIC_S_DATA, 0b11111111); // 关闭所有中断
}
// 通知中断控制器，中断处理结束
void send_eoi(int vector)
{
if (vector >= 0x20 && vector < 0x28)
{
outb(PIC_M_CTRL, PIC_EOI);
}
if (vector >= 0x28 && vector < 0x30)
{
outb(PIC_M_CTRL, PIC_EOI);
outb(PIC_S_CTRL, PIC_EOI);
}
}
// 中断处理函数
void default_handler(int vector)
{
// 注意这里使用的是中断门，进入中断后IF被设置为0。 直到中断函数处理完后弹出原来的elfag，IF又恢复为1，继续接收中断。
// send_eoi 只是通知中断控制器可以发送下一个中断了，但是CPU这里并不会处理
send_eoi(vector); // send_eoi
LOGK("[%d] default interrupt called %d...\n", vector, counter++);
}
这里对终端控制器进行了初始化，并在IDT增加了外中断的向量号以及处理函数。因此打开中断时，就会不停地触发时钟中断，调用响应的中断处理函数。在屏幕上打印中断函数内的内容。在中断处理函数中调用send_eoi告诉中断控制器中断处理完毕。
五、中断上下文
上一骗文章在介绍任务上下文时，使用的是手动调度在屏幕上交替打印A和B。这里我们改用中断来实现任务的切换，实现抢占式调度。首先在处理函数这里要进行上下文寄存器的入栈与出栈
interrupt_entry:
push ds ; 保存上文寄存器信息
push es
push fs
push gs
pusha
mov eax, [esp + 12 * 4] ; 找到前面 push %1 压入的 中断向量
push eax ; 向中断处理函数传递参数
call [handler_table + eax * 4] ; 调用中断处理函数，handler_table 中存储了中断处理函数的指针
add esp, 4 ; 对应 push eax，调用结束恢复栈
popa ; 恢复下文寄存器信息
pop gs
pop fs
pop es
pop ds
; 对应 push %1
; 对应 error code 或 push magic
add esp, 8
iret
在中断处理函数那里将所有寄存器值作为参数传入，遇到中断就打印这些寄存器值，帮助获得更多的中断信息。在中断处理函数进行一次调度如下：
void default_handler(int vector)
{
send_eoi(vector);
// 这里通知可以下一个中断可以进来了。但是IF目前为0并不会进行处理。直到进程切换完弹出原来的eflag才会继续处理下一个中断。
// 注意这里a和b的第一个函数都是开中断。
schedule(); // 每次时间中断时进行一次调度切换下一个任务
}
最后创建任务的代码需要进行调整，任务中不再需要进行调度。
u32 _ofp thread_a()
// _ofp 标记省略栈帧是因为并不需要压入ebp，这样会破坏栈结构，
// 因为这里是任务的入口函数，这个函数并不会结束，但是这里笔者进行了测试，
// 不省略也不会影响这个程序的运行，因为这个入口函数是死循环并不会结束，即使任务有结束，也不能return，
// 因为这不是通过call进入的，必须切换到另一个任务上去，否则就会崩溃
{
asm volatile("sti\n");
while (true)
{
printk("A");
}
}
这里任务中先进行开中断，是因为在可屏蔽的外中断触发时会自动关中断，防止当前中断处理程序被其他可屏蔽中断嵌套。因此当任务触发时，如果不进行开中断，程序会一直阻塞在打印一个函数。因为终端处理函数并没有运行完成，中断一直处于关闭状态。
这块可以调试来感受一下，总体思路和任务上下文类似，在进行线程切换是把当前任务的寄存器压栈，当切换回来时，再把这些寄存器出栈，中断上下文和任务上下文不同的是，中断上下文压入的寄存器数量更多。这里你可能会任务这些寄存器被压入了两编， 但是这里他们实现的作用是不同的。中断压入寄存器是为了保存当前进程的断点，以便能恢复。但是中断处理的过程中进行了任务切换是为了保存任务的上下文。
通俗的说：任务A在调度完成那里被切换到了B，下次切换会A时，首先任务恢复到A被切换到B的那行也就是调度结束的那行代码，此时调度结束也就是中断函数被执行完了，因此要回到中断处理函数的下一行代码，也就是恢复栈，最终中断函数通过iret恢复到上次进程A被中断的位置。总之，这里有点绕，需结合调试反复理解。
这里的切换比较复杂，各个细节需要反复调试才能明白，这里可以观察栈和寄存器的变化来理解。监视IF位的表达式为 ($eflags » 9) & 1 。
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