Linux中断工作流程
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中断处理过程：
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将所有寄存器的值入栈
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将异常码（中断号）入栈
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将当前的函数返回值入栈（为了能够在中断执行完成后恢复到被中断的地方）
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中断执行过程： 调用对应的中断执行函数
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中断恢复过程
- 函数返回值出栈
- 寄存器值出栈
Linux0.11的内核版本还没有中断上下半部的产生，内核代码非常精简，其设计哲学就是简单直接 。它会在中断处理函数（如 do_divide_error）中，一次性完成所有相关工作，处理完后再返回被中断的进程。
原文链接：Linux内核-0.1版本的中断流程 -- kidwjb的小站
对应源码
| 中断前和中断后的过程 | 中断执行过程 | |
|---|---|---|
| 硬件中断处理过程 | asm.s | traps.c |
| 软件及系统调用的处理过程 | system_call.s | fork.c signal.c exit.c sys.c |
asm.s
8086CPU寄存器
8086CPU中寄存器总共14个，均为16位
分别是AX,BX,CX,DX,SP,BP,SI,DI,IP,FLAG,CS,DS,SS,ES
其中AX,BX,CX,DX称为数据寄存器
SP，BP称为指针寄存器
SI,DI称为变址寄存器
IP，FLAG成为控制寄存器
CS，DS，SS，ES是段寄存器
中断时栈图
这里使用的是IA32处理器，几个寄存器变量名字不一样，但是本质功能都是相同的
这里以没有错误码的no_error_code为例
_divide_error:
pushl $_do_divide_error
no_error_code:
xchgl %eax,(%esp)
pushl %ebx
pushl %ecx
pushl %edx
pushl %edi
pushl %esi
pushl %ebp
push %ds
push %es
push %fs
pushl $0 # "error code"
lea 44(%esp),%edx
pushl %edx
movl $0x10,%edx
mov %dx,%ds
mov %dx,%es
mov %dx,%fs
call *%eax
addl $8,%esp
pop %fs
pop %es
pop %ds
popl %ebp
popl %esi
popl %edi
popl %edx
popl %ecx
popl %ebx
popl %eax
iret硬件压栈
在上面代码中可以看到在最开始就直接pushdo_divide_error函数地址了，所以根据栈图前面的ss，ESP，EFLAGSCS，以及EIP（程序断点地址）都是中断发生时硬件自动压栈
软件压栈
1.在_divide_error一开始可以看到是先把do_divide_error函数地址压栈，然后进入了no_error_code流程，此时栈顶指针sp指向了这块内存。
2.然后xchgl命令是交换ax和sp指向地址的值：
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%eax寄存器 ：拿到了_do_divide_error的函数入口地址 。这样后续执行call *%eax时，就能正确跳转到 C 语言写的除法异常处理函数。 -
栈顶
(%esp)：被写入了 原始 EAX 寄存器的值。这样原始 EAX 的数据就被安全地保存在栈里了，后续和其他寄存器（EBX、ECX 等）一起，作为"现场"被保存下来。
3.然后正常push其余各个寄存器
4.当前由于没有错误码，所以直接push一个0,作为占位
5.接下来有一个指令：lea 44(%esp),%edx，这是++取sp指针加44的内存位置，存放到dx寄存器当中++ ，而sp在执行命令时正指向错误码，他与EIP正好相差44个，所以也就是获取得到EIP值在内存中的位置 ，并且后面push将EIP的地址放入栈。后续会把这个地址作为参数传递给中断处理函数
4.准备内核数据：
movl $0x10, %edx是准备内核数据段选择子：
-
0x10在 Linux 0.11 的内核中，是内核数据段（Kernel Data Segment）的选择子 （也就是KERNEL_DS）。 -
在 i386 保护模式下，段寄存器存放的是描述符索引。
0x10对应的二进制是0001 0000（索引为 2，RPL=0），它指向 GDT（全局描述符表）中的内核数据段描述符，该段的基址是 0，大小是 4GB。
mov %dx, %ds / es / fs是去替换段寄存器，在这几行代码执行之前CPU一直处于用户态，指向用户进程自己的数据空间。DS、ES、FS 里存的是用户数据段的选择子 （比如 0x17，即 USER_DS），指向用户进程自己的数据空间。
而接下来马上要执行 call *%eax，这会跳转到 C 语言编写的内核函数（如 do_divide_error）。C 函数编译后的代码，默认假设 DS 和 ES 指向内核数据段，因为：
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它要访问内核全局变量（比如
current进程结构）。 -
它要访问内核栈上的数据。
-
它不能依赖用户态的段寄存器，否则会寻址错误，甚至导致 CPU 产生保护异常。
所以，在调用 C 函数之前 ，必须强制把 DS、ES、FS 切换为内核数据段 0x10。
5.调用中断处理函数call *%eax，这里ax存放的就是中断处理函数的地址
出栈
在调用完成中断处理函数并且切换回用户态之后，就要开始进行数据出栈
addl $8,%esp这里是把sp指针加8回到存放FS寄存器的地方
然后依次pop出栈数据，最后调用iret返回到用户进程
trap.c
die函数
仍然以上面divide_error为例，调用到trap.c中的do_divide_error
void do_divide_error(long esp, long error_code)
{
die("divide error",esp,error_code);
}这个函数里面只做了一件事，就是调用die函数
/**
* @brief 该子程序用来打印出错中断的名称、出错号、调用程序的 EIP、EFLAGS、ESP、fs 段寄存器值、
* 段的基址、段的长度、进程号 pid、任务号、10 字节指令码。如果堆栈在用户数据段，则还
* 打印 16 字节的堆栈内容 display segment exception
*
* @param str 提示字符串
* @param esp_ptr ESP（Extended Stack Pointer）为扩展栈指针寄存器,存放函数栈顶指针;EBP（Extended Base Pointer）用于存放函数栈底指针
* @param nr error code
*/
static void die(char * str,long esp_ptr,long nr)
{
long * esp = (long *) esp_ptr;
int i;
printk("%s: %04x\n\r",str,nr&0xffff);
printk("EIP:\t%04x:%p\nEFLAGS:\t%p\nESP:\t%04x:%p\n",
esp[1],esp[0],esp[2],esp[4],esp[3]);
printk("fs: %04x\n",_fs());
printk("base: %p, limit: %p\n",get_base(current->ldt[1]),get_limit(0x17)); //get_base is in sched.h
if (esp[4] == 0x17) {
printk("Stack: ");
for (i=0;i<4;i++)
printk("%p ",get_seg_long(0x17,i+(long *)esp[3]));
printk("\n");
}
str(i);
printk("Pid: %d, process nr: %d\n\r",current->pid,0xffff & i);
for(i=0;i<10;i++)
printk("%02x ",0xff & get_seg_byte(esp[1],(i+(char *)esp[0])));
printk("\n\r");
do_exit(11); /* play segment exception */
}die函数主要是用来打印出错中断名称，出错号，调用程序的EIP，寄存器，段等值，其中esp_ptr就是前面传递近来的参数指向的EIP在内存中的地址
在 die 中，long * esp = (long *) esp_ptr; 让 esp 指向了这个位置。从这个地址开始，从低地址到高地址的内存布局如下：
| 数组下标 | 内存地址（相对） | 存储内容 | 解释 |
|---|---|---|---|
esp[0] |
+0 |
原始 EIP |
被中断时的指令指针（偏移） |
esp[1] |
+4 |
原始 CS |
被中断时的代码段选择子 |
esp[2] |
+8 |
原始 EFLAGS |
被中断时的标志寄存器 |
esp[3] |
+12 |
原始 ESP（用户态） |
被中断时的栈指针（偏移） |
esp[4] |
+16 |
原始 SS（用户态） |
被中断时的栈段选择子 |
trap_init
中断程序初始化子程序
void trap_init(void)
{
int i;
set_trap_gate(0,÷_error);
set_trap_gate(1,&debug);
set_trap_gate(2,&nmi);
set_system_gate(3,&int3); /* int3-5 can be called from all */
set_system_gate(4,&overflow);
set_system_gate(5,&bounds);
set_trap_gate(6,&invalid_op);
set_trap_gate(7,&device_not_available);
set_trap_gate(8,&double_fault);
set_trap_gate(9,&coprocessor_segment_overrun);
set_trap_gate(10,&invalid_TSS);
set_trap_gate(11,&segment_not_present);
set_trap_gate(12,&stack_segment);
set_trap_gate(13,&general_protection);
set_trap_gate(14,&page_fault);
set_trap_gate(15,&reserved);
set_trap_gate(16,&coprocessor_error);
for (i=17;i<48;i++)
set_trap_gate(i,&reserved);
set_trap_gate(45,&irq13);
outb_p(inb_p(0x21)&0xfb,0x21);
outb(inb_p(0xA1)&0xdf,0xA1);
set_trap_gate(39,¶llel_interrupt);
}这里有两个函数set_trap_gate和set_system_gate，他们都是内核初始化阶段**设置中断描述符表（IDT，Interrupt Descriptor Table）**的核心操作
// 伪代码逻辑
#define set_trap_gate(n, addr) _set_gate(&idt[n], 15, 0, addr)
#define set_system_gate(n, addr) _set_gate(&idt[n], 15, 3, addr)它们往 IDT 表中写入一个门描述符（8 字节），包含：
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处理函数地址 （
addr，如÷_error）； -
段选择子 （固定为内核代码段
0x08）； -
门类型 （
15表示陷阱门，不屏蔽外部中断）； -
DPL（描述符特权级）------这就是两者的关键差异。
二者的不同在于：
| 函数 | DPL（特权级） | 谁可以调用 int 触发它？ |
典型用途 |
|---|---|---|---|
set_trap_gate |
0（内核态） | 仅内核代码 可以触发。用户态程序执行 int 0 会触发GPF（通用保护错）。 |
内核专用的严重异常（除零、页错误、NMI 等）。 |
set_system_gate |
3（用户态） | 用户态和内核态都可以触发。 | 允许用户程序主动调用的陷阱（调试断点 int3、溢出 into、以及系统调用 int 0x80）。 |
-
普通异常（如除零、缺页） ：默认设为
set_trap_gate，只允许内核触发。用户态若发生，CPU 会先陷入内核，由内核的异常处理函数来"杀死"该进程，而不会被恶意利用。 -
故意留给用户的接口（如断点调试、系统调用） ：必须设为
set_system_gate，否则用户程序根本无权执行int 3或int 0x80。