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1.中断的分类
早期以及一般情况下，我们所说的中断即指由外设所产生的中断。随着计算机的迅速发展，中断不再仅仅局限于外部设备，CPU本身也会产生中断，不过我们将这种中断称为异常。
对于x86体系结构而言，中断可以分为两大类：同步中断和异步中断。同步中断即我们上面所说的异常，它是由 CPU 在执行非法命令时所产生的。之所以称为同步，是因为这种中断请求信号与代码指令同步执行，也就是说只有在一条指令执行完毕后 CPU 才会发出中断，而不是发生在代码指令执行期间。而异步中断即由外部设备产生的中断，这种中断可以随时发生，习惯上，我们将异步中断仍然称为中断。
中断可分为可屏蔽中断（Maskable interrupt）和不可屏蔽中断（Nomaskable interrupt）。异常可分为故障（fault）、陷阱（trap）、终止（abort）三类。
可屏蔽中断主要是针对外部设备所产生的中断信号，不可屏蔽中断一般是指计算机内部硬件产生的中断。由于异常是CPU发出的中断信号，与中断控制器（下文有解释）无关，因此异常不能被屏蔽。那么，异常和不可屏蔽中断有些相似点：它们均与外部设备无关，并且均不能被屏蔽。
2.中断控制器
中断控制器可分为可编程中断控制器（Programmable Interrupt Controller,PIC）和高级可编程中断控制器（Advanced Programmable Interrupt Controller,APIC）。前者仅可用于单处理器（Uni-processor）平台，后者则可用于多处理器（Mutiliple Processor）平台。
传统的PIC都是通过两片级联的8259A来管理和控制15个由外部设备所产生的中断源。由下图可看到，每片8259A芯片最多可管理8个中断源。但由于两片8259A芯片的级联，即从片的INT输出端与主片的2号（第三条线）中断线相连接，所以总共可以管理15个中断源。
外设和中断控制器上每根相连的线被称为中断线（也称为IRQ线）。对这些中断线进行编号就形成了中断号。IRQn线所对应的中断号即为n。当外部设备产生中断时，就通过中断线向系统发出中断请求（Interrupt ReQuirement）。由于中断控制器只能控制15个中断源，而如今的外设又日益剧增，因此就出现了对各外设共享一条中断线的情况，即中断共享（后文会有详细解释）。
上面已经说过，外部设备的中断请求可以被屏蔽，但是具体体现到硬件上是如何做到的？在每个8259A芯片上都有一个8位的中断屏蔽寄存器，每一位对应一条中断线。在对应为上置1则可屏蔽此条中断线；相反置0则可启动此条中断线。
需要说明的是，现在大多数计算机都使用的是APIC，可以通过查看/proc/interrupts文件获取中断控制器的名称。之所以将传统的8259A作为PIC的举例来学习，最大的原因还是因为它非常的经典，就如同古董——8086处理器一样。通过查看/proc/interrupts文件，可以发现APIC的中断号并不止15个（但即便是这样，还需要共享中断）。
3.中断向量
x86体系结构支持256种中断，即256个中断源。将这些中断源按照0到255的顺序对每种中断进行编号，这个编号叫做中断向量，通常使用8位无符号整数来存储这个向量。中断号和中断向量存在一对一的映射关系。
中断号和中断向量是两个不同的概念。当I/O设备把中断信号发送给中断控制器时，与之关联的是一个中断号；而当中断控制器将该中断信号传递给CPU时，与之关联的是一个中断向量。也就是说，中断号是以中断控制器的角度而言的；而中断向量则是以CPU的角度而言的。中断号和中断向量存在一对一的映射关系。
通常，Intel将编号为0～31的向量分配给异常和非屏蔽中断，这部分向量是固定的。因此在8259A默认情况下，中断号n所对应的中断向量为n+32。
4.中断服务例程
在响应一个具体的中断时，内核会执行一个函数，该函数被称为中断服务例程（Interrupt Service Routine，ISR）。每一个设备的驱动程序中都会定义相关的中断服务例程。从下面的代码可以看到，中断服务例程有两个参数，分别为int型和void指针型。并且返回值为irqreturn_t。
01 | //linux/include/linux/interrupt.h |
02 | 98typedef irqreturn_t (*irq_handler_t)(int, void *); |
03 | //linux/include/linux/irqreturn.h |
04 | 10enum irqreturn { |
05 | 11 IRQ_NONE, |
06 | 12 IRQ_HANDLED, |
07 | 13 IRQ_WAKE_THREAD, |
08 | 14}; |
09 | 15 |
10 | 16typedef enum irqreturn irqreturn_t; |
由于irqreturn_t是一个枚举类型，因此本质上为整形。并且IRQ_NONE,IRQ_HANDLED,IRQ_WAKE_THREAD的值一次为0，1，2。IRQ_NONE表示不处理所收到的中断请求；IRQ_HANDLED表示接收到了有效的中断请求，并且作出了正确的处理（这一点在后文中有详细讨论）。
需要注意的是，当一个中断服务例程正在执行的时候，该中断所在所有处理器上的都会被屏蔽，以免继续接受同一条中断线上的另一个新的中断。
x86的中断处理过程
由于中断是开着的，所以当执行完一条指令后，cs和eip这对寄存器中已经包含了下一条将要执行的指令的逻辑地址。在处理那条指令之前，控制单元会检查在运行前一条指令时是否发生了一个中断或异常。如果发生了一个中断和异常，那么控制单元执行下列操作：
1. 确定与中断或异常关联的向量i（0≤ i ≤255）
2. 读由idtr寄存器指向的IDT表中的第i项。
3. 从gdtr寄存器获得GDT的基地址，并在GDT中查找，以读取IDT表项中的选择符标识的段描述符。这个描述符指定中断或异常处理程序所在的段的基地址。
4. 确信中断是由授权的（中断）发生源发出的。首先将当前特权级CPL（存放在cs寄存器的低两位）与段描述符（存放在GDT中）的描述符特权级DPL比较。如果CPL小于DPL，就产生一个“通常保护”异常，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。对于编程异常，则做进一步的检查：比较CPL与处于IDT中的门描述符的DPL，如果DPL小于CPL，就产生一个“通常保护”异常，这最后一个检查可以避免用户应用程序访问特殊的陷阱门和中断门。
5. 检查是否发生了特权级的变化，也就是说，CPL是否不同于所选择的段描述符的DPL。如果是，控制单元必须开始使用与新的特权级相关的栈，通过执行以下步骤来保证这一点：
A． 读tr寄存器，以访问运行进程的TSS段。
B． 用与新特权级相关的栈段和栈指针的正确值装载ss和esp寄存器。这些值可以在TSS中找到。
C． 在新的栈中保存ss和esp以前的值，这些值定义了与旧特权级相关的栈的逻辑地址。
6. 如果故障已发生，用引起异常的指令地址装载cs和eip寄存器，从而使得这条指令能再次被执行。
7. 在栈中保存eflag、cs和eip的内容。
8. 如果异常产生了一个硬件出错码，则将它保存在栈中。
9. 装载cs和eip寄存器，其值分别是IDT表中第i项门描述符的段选择符和偏移量字段。这些值给出了中断或者异常处理程序的第一条指令的逻辑地址。
控制单元所执行的最后一步就是跳转到中断或异常处理程序。换句话说，处理完中断信号后，控制单元所执行的指令就是被选中处理程序的第一条指令。
上面的处理过程的描述摘自<<深入理解内核>>,其中有几点值得注意的地方:
1:通过门后,只能提高运行级别.就像上面所述的 “当前特权级CPL（存放在cs寄存器的低两位）与段描述符（存放在GDT中）的描述符特权级DPL比较。如果CPL小于DPL，就产生一个“通常保护”异常”.在中断处理中,通常把IDT中的相应段选择符设为__KERNEL_CS.即最高的运行级别
2:上面C所述:“在新的栈中保存ss和esp以前的值，这些值定义了与旧特权级相关的栈的逻辑地址”,那ss,esp以前的值是如何找到的呢?应该是从TSS中.在中断发生的时候,如果检测到运行级别发生了改了,将寄存器SS,ESP中的值保存进TSS的相应级别位置.再加载新的SS,ESP的值,然后从TSS中取出旧的SS,ESP值,再压栈.
3:堆栈的改变,如下图所示:
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