参考文章：
<<linux设备驱动>>第十章节
<<linux内核之旅>>(http://www.kerneltravel.net/book/book/%E7%AC%AC%E4%B8%89%E7%AB%A0%E4%B8%AD%E6%96%AD%E6%9C%BA%E5%88%B6.pdf)
概述
中断这个话题很早以前就接触过，尤其是以前接触嵌入式的时候，这项技术是为了解决io等待的问题,硬件设备io很多时候收到数据时候检查标准是高低沿变化，当发生变化的时候我们就认为收到数据，如果没有中断那么我们要写一个while循环去不停的检查一个标志位，这毫无疑问对cpu资源来说是一个浪费，于是我们便引入了中断，cpu从中断控制器IO端口接收中断事件，然后进行运行栈切换，从而避免了忙等待。
Intel x86 通过两片中断控制器 8259A 来响应 15 个外中断源
中断资源是很宝贵的，我们把和中断控制器连接的每条线称为中断线，图中从0开始编号，共有16条中断线
中断控制器的作用是：
1.监视中断线，检查产生中断请求的信号，然后把irq转化为向量，放到io端口上等待cpu读取
2.把产生的向量放到cpu的引脚上
3.cpu确认这个信号，然后把他写进可中断编程控制器
异常就是cpu内部出现中断比如：
对应的unix信号
?中断描述符表
在实地址模式中断描述符表从0开始占用1k的字节。表中的每一个表项占用四个字节，由两个字节的段地址，两个字节的偏移量组成
这些描述符可以分为3大类
任务门（Task gate）
中断门（Interrupt gate）
陷阱门（Trap gate）
系统门（System gate）
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
中断描述符表初始化?
8259A 通过两个端口来进行数据传送，，这两个端口是 0xA0 和 0xA1。代码在
/usr/src/linux-source-5.4.0/linux-source-5.4.0/arch/x86/kernel/i8259.c?
static void init_8259A(int auto_eoi)
{
unsigned long flags;
i8259A_auto_eoi = auto_eoi;
raw_spin_lock_irqsave(&i8259A_lock, flags);
outb(0xff, PIC_MASTER_IMR); /* mask all of 8259A-1 */
/*
* outb_pic - this has to work on a wide range of PC hardware.
*/
outb_pic(0x11, PIC_MASTER_CMD); /* ICW1: select 8259A-1 init */
/* ICW2: 8259A-1 IR0-7 mapped to ISA_IRQ_VECTOR(0) */
outb_pic(ISA_IRQ_VECTOR(0), PIC_MASTER_IMR);
/* 8259A-1 (the master) has a slave on IR2 */
outb_pic(1U << PIC_CASCADE_IR, PIC_MASTER_IMR);
if (auto_eoi) /* master does Auto EOI */
outb_pic(MASTER_ICW4_DEFAULT | PIC_ICW4_AEOI, PIC_MASTER_IMR);
else /* master expects normal EOI */
outb_pic(MASTER_ICW4_DEFAULT, PIC_MASTER_IMR);
outb_pic(0x11, PIC_SLAVE_CMD); /* ICW1: select 8259A-2 init */
/* ICW2: 8259A-2 IR0-7 mapped to ISA_IRQ_VECTOR(8) */
outb_pic(ISA_IRQ_VECTOR(8), PIC_SLAVE_IMR);
/* 8259A-2 is a slave on master's IR2 */
outb_pic(PIC_CASCADE_IR, PIC_SLAVE_IMR);
/* (slave's support for AEOI in flat mode is to be investigated) */
outb_pic(SLAVE_ICW4_DEFAULT, PIC_SLAVE_IMR);
if (auto_eoi)
/*
* In AEOI mode we just have to mask the interrupt
* when acking.
*/
i8259A_chip.irq_mask_ack = disable_8259A_irq;
else
i8259A_chip.irq_mask_ack = mask_and_ack_8259A;
udelay(100); /* wait for 8259A to initialize */
outb(cached_master_mask, PIC_MASTER_IMR); /* restore master IRQ mask */
raw_spin_unlock_irqrestore(&i8259A_lock, flags);
}
outb具体介绍见<<linux设备驱动>>，里面介绍了这个api是和硬件io交互的重要函数，也就是说通过这个函数 和中断控制器端口进行交互，从而进行初始化
当计算机运行在实模式时，IDT 被初始化并由 BIOS 使用。然而，一旦真正进入了 Linux 内核，IDT 就被移到内存的另一个区域，并进行进入实模式的初步初始化。
中断请求队列的数据结构
256个中断向量，32个分配个异常了，剩下224个作为中断向量
符，224 个 IRQ 形成一个数组 irq_desc[]，其定义在/include/linux/irq.h 中：
status 描述 IRQ 中断线状态的一组标志（在 irq.h 中定义）,其具体含义及应用将在 do_IRQ() 函数中介绍。
handler 指向 hw_interrupt_type 描述符，这个描述符是对中断控制器的描述?
action 指向一个单向链表的指针，这个链表就是对中断服务例程进行描述的 irqaction 结构，
depth 如果启用这条 IRQ 中断线，depth 则为 0，如果禁用这条 IRQ 中断线不止一次，则为一 个正数。每当调用一次 disable_irq（ ），该函数就对这个域的值加 1；如果 depth 等于 0， 该函数就禁用这条 IRQ 中断线。相反，每当调用 enable_irq（ ）函数时，该函数就对这个 域的值减 1；如果 depth 变为 0，该函数就启用这条 IRQ 中断线。
hw_interrupt_type 介绍：
：
/*
* Interrupt controller descriptor. This is all we need
* to describe about the low-level hardware.
*/
struct hw_interrupt_type {
const char * typename;
unsigned int （*startup）（unsigned int irq）;
void （*shutdown）（unsigned int irq）;
void （*enable）（unsigned int irq）;
void （*disable）（unsigned int irq）;
void （*ack）（unsigned int irq）;
void （*end）（unsigned int irq）;
void （*set_affinity）（unsigned int irq, unsigned long mask）;
};
typedef struct hw_interrupt_type hw_irq_controller;
struct hw_interrupt_type i8259A_irq_type = {
"XT-PIC",
startup_8259A_irq,
shutdown_8259A_irq,
do_8259A_IRQ,
enable_8259A_irq,
disable_8259A_irq
};中断服务例程描述符 irqaction
struct irqaction {
void （*handler）（int, void *, struct pt_regs *）;
unsigned long flags;
unsigned long mask;
const char *name;
void *dev_id;
struct irqaction *next;
};handler 指向一个具体 I/O 设备的中断服务例程。这是允许多个设备共享同一中断线的关键域。 flags 用一组标志描述中断线与 I/O 设备之间的关系。
SA_INTERRUPT 中断处理程序必须以禁用中断来执行。
SA_SHIRQ 该设备允许其中断线与其他设备共享。
SA_SAMPLE_RANDOM 可以把这个设备看作是随机事件发生源；因此，内核可以用它做随机数产生器（用户可以从/dev/random 和/dev/urandom 设备文件中取得随机数而访问这种特征）。
SA_PROBE 内核在执行硬件设备探测时正在使用这条中断线。 name I/O 设备名（读取/proc/interrupts 文件，可以看到，在列出中断号时也显示设备名）。
dev_id 指定 I/O 设备的主设备号和次设备号。
next 指向 irqaction 描述符链表的下一个元素。共享同一中断线的每个硬件设备都有其对应 的中断服务例程，链表中的每个元素就是对相应设备及中断服务例程的描述。
中断请求队列的初始化
中断请求队列初始化发生在安装中断处理例程上，具体参见<<linux设备驱动程序>>
书里面说了两个十分重要的api
int request_irq(unsigned int irq, irqreturn_t (*handler)(int, void*, struct pr_regs*), unsigned long flags, const char* dev_name,void* dev_id);
void free_irq(unsigned int irq,void * dev_id);前面已经说过中断线只有16根，非常珍贵
在现在linux 代码中，中断控制器request_irq 函数被切分开了，直接看书中的request_irq实现
int request_irq（unsigned int irq,
void （*handler）（int, void *, struct pt_regs *）,
unsigned long irqflags,
const char * devname,
void *dev_id）
{
int retval;
struct irqaction * action;
#if 1
/*
* Sanity-check: shared interrupts should REALLY pass in
* a real dev-ID, otherwise we'll have trouble later trying
* to figure out which interrupt is which （messes up the
* interrupt freeing logic etc）.
*/
if （irqflags & SA_SHIRQ） {
if （!dev_id）
printk（"Bad boy: %s （at 0x%x） called us without a dev_id!\n", devname,
（&irq）[-1]）;
}
#endif
if （irq >= NR_IRQS）
return -EINVAL;
if （!handler）
return -EINVAL;
action = （struct irqaction *）
kmalloc（sizeof（struct irqaction）, GFP_KERNEL）;
if （!action）
return -ENOMEM
action->handler = handler;
action->flags = irqflags;
action->mask = 0;
action->name = devname; /*对 action 进行初始化*/
action->next = NULL;
action->dev_id = dev_id;
retval = setup_irq（irq, action）;
if （retval）
kfree（action）;
return retval;
} setup_irq
int setup_irq（unsigned int irq, struct irqaction * new）
{
int shared = 0;
unsigned long flags;
struct irqaction *old, **p;
irq_desc_t *desc = irq_desc + irq; ／*获得 irq 的描述符*／
／* 对中断请求队列的操作必须在临界区中进行 *／
spin_lock_irqsave（&desc->lock,flags）; ／*进入临界区*／
p = &desc->action; ／*让 p 指向 irq 描述符的 action 域，即 irqaction 链表的首部*／
if （（old = *p） != NULL） { ／*如果这个链表不为空*／
/* Can't share interrupts unless both agree to */
if （!（old->flags & new->flags & SA_SHIRQ）） {
spin_unlock_irqrestore（&desc->lock,flags）;
return -EBUSY;
}
/* 把新的中断服务例程加入到 irq 中断请求队列*/
do {
p = &old->next;
old = *p;
} while （old）;
shared = 1;
}
*p = new;
if （!shared） { ／*如果 irq 不被共享 *／
desc->depth = 0; ／*启用这条 irq 线*／
desc->status &= ~（IRQ_DISABLED | IRQ_AUTODETECT | IRQ_WAITING）;
desc->handler->startup（irq）; ／*即调用 startup_8259A_irq()函数*／
}
spin_unlock_irqrestore（&desc->lock,flags）; ／*退出临界区*／
register_irq_proc（irq）; ／*在 proc 文件系统中显示 irq 的信息*／
return 0;也就是简单说request_irq主要申请了一个中断服务实例，挂载到了队列上
中断处理
当中断发生的时候根据中断紧急程度不同又分为
紧急的（Critical）
这样的操作诸如：中断到来时中断控制器做出应答，对中断控制器或设备控制器重新编程， 或者对设备和处理器同时访问的数据结构进行修改。这些操作都是紧急的，应该被很快地执行， 也就是说，紧急操作应该在一个中断处理程序内立即执行，而且是在禁用中断的状态下。
非紧急的（Noncritical）
这样的操作如修改那些只有处理器才会访问的数据结构（例如，按下一个键后，读扫描码）。 这些操作也要很快地完成，因此，它们由中断处理程序立即执行，但在启用中断的状态下。
3．非紧急可延迟的（Noncritical deferrable）
这样的操作如，把一个缓冲区的内容拷贝到一些进程的地址空间（例如，把键盘行缓冲 区的内容发送到终端处理程序的进程）。这些操作可能被延迟较长的时间间隔而不影响内核操 作：有兴趣的进程会等待需要的数据。非紧急可延迟的操作由一些被称为“下半部分”（bottom halves）的函数来执行
当中断发生的时候 如果在用户态，要进行用户态和内核态的切换切换到内核态
然后切换后，会从中断描述符表中找到中断描述符，然后逐条执行中断服务例程，见handle_IRQ_event
if （!（action->flags & SA_INTERRUPT））
__sti(); /*关中断*/
do {
status |= action->flags;
action->handler（irq, action->dev_id, regs）;
action = action->next;
} while （action）;
__cli(); /*开中断*/?处理完后如果有软中断，则会执行软中断
if （softirq_pending（cpu））
do_softirq(); ／*处理软中断*／
从中断返回：
ret_from_intr() 终止中断处理程序。
ret_from_sys_call（ ） 终止系统调用，即由 0x80 引起的异常。
ret_from_exception（ ） 终止除了 0x80 的所有异常。
中断的后半部分处理机制
中断可能非常多，如果一口气全部执行完，可能会用很多cpu，所以内核提供了下半部分中断处理，
内核提供了三种下半部中断
1、软中断
2、tasklet
3、work_queue
软中断一般运行在中断上下文，一般要求实时性较高，执行要短，并且是并行
tasklet 和work_queue一般用在驱动中，tasklet运行在中断上下文而且是建立在软中断上，一个tasklet只会运行在一个cpu上；work_queue运行在进程上下文
具体的不多看了，参考<<linux 设备驱动>>第10章节，里面有不错的介绍，具体的使用区别都有
总结:
原理介绍完了，真做内核开发工作中，我们要记住以下几个中断要点：
1、上半部中断就是request_irq 和 free_irq 主要是这两个api，一般在kernel模块初始化和卸载的时候用，要尽量简单
2、下半部中断，软中断这个就不要用了，尽量使用tasklet和workqueue。tasklet 一般用在低延迟的任务，触发时候会关闭中断，使用的时候更不能使其阻塞睡，tasklet不能使用多喝；如果要使用多核，并且内部可能有阻塞、睡眠，那么毫无疑问，work_queue是你的首选