linux中斷是什麼

『壹』 linux內核在執行中斷處理時是關中斷的嗎

1、中斷處理程序與其他內核函數真正的區別在於，中斷處理程序是被內核調用來相應中斷的，而它們運行於中斷上下文（原子上下文）中，在該上下文中執行的代碼不可阻塞。中斷就是由硬體打斷操作系統。
2、異常與中斷不同，它在產生時必須考慮與處理器時鍾同步。異常被稱為同步中斷，例如：除0、缺頁異常、陷入內核（trap）引起系統調用處理程序異常。
3、不同的設備對應的中斷不同，而每個中斷都通過一個唯一的數字（中斷號）標識。
4、既想讓中斷處理程序運行得快，又想中斷處理程序完成的工作量多，為了在這兩個相悖的目標之間達到一種平衡，一般把中斷處理分為兩個部分。中斷處理程序是上半部（top half）：接收到一個中斷，它就立刻開始執行，但只做有嚴格時限的工作，例如對接受的中斷進行應答或者復位硬體，這些工作都是在中斷被禁止的情況下完成的（上半部情況下，中斷被禁止）；另一部分是下半部（bottom half）：能夠被允許稍後完成的工作會推遲到下半部。

『貳』 linux裡面的關中斷是什麼意思

就是對中斷進行屏蔽，使得系統不再響應中斷。
當然，有些中斷（尤其是硬體中斷）是不可屏蔽的。

『叄』 LINUX軟中斷通信

我也是初學者，這里抄一段《Linux設備驅動程序》書上的給你：

Linux的中斷宏觀分為兩種：軟中斷和硬中斷。聲明一下，這里的軟和硬的意思是指和軟體相關以及和硬體相關，而不是軟體實現的中斷或硬體實現的中斷。軟中斷就是「信號機制」。軟中斷不是軟體中斷。Linux通過信號來產生對進程的各種中斷操作，我們現在知道的信號共有31個，其具體內容這里略過。
一般來說，軟中斷是由內核機制的觸發事件引起的（例如進程運行超時），但是不可忽視有大量的軟中斷也是由於和硬體有關的中斷引起的，例如當列印機埠產生一個硬體中斷時，會通知和硬體相關的硬中斷，硬中斷就會產生一個軟中斷並送到操作系統內核里，這樣內核就會根據這個軟中斷喚醒睡眠在列印機任務隊列中的處理進程。
硬中斷就是通常意義上的「中斷處理程序」，它是直接處理由硬體發過來的中斷信號的。當硬中斷收到它應當處理的中斷信號以後，就回去自己驅動的設備上去看看設備的狀態寄存器以了解發生了什麼事情，並進行相應的操作。
對於軟中斷，我們不做討論，那是進程調度里要考慮的事情。由於我們討論的是設備驅動程序的中斷問題，所以焦點集中在硬中斷里。我們這里討論的是硬中斷，即和硬體相關的中斷。
要中斷，是因為外設需要通知操作系統她那裡發生了一些事情，但是中斷的功能僅僅是一個設備報警燈，當燈亮的時候中斷處理程序只知道有事情發生了，但發生了什麼事情還要親自到設備那裡去看才行。也就是說，當中斷處理程序得知設備發生了一個中斷的時候，它並不知道設備發生了什麼事情，只有當它訪問了設備上的一些狀態寄存器以後，才能知道具體發生了什麼，要怎麼去處理。
設備通過中斷線向中斷控制器發送高電平告訴操作系統它產生了一個中斷，而操作系統會從中斷控制器的狀態位知道是哪條中斷線上產生了中斷。PC機上使用的中斷控制器是8259，這種控制器每一個可以管理8條中斷線，當兩個8259級聯的時候共可以控制15條中斷線。這里的中斷線是實實在在的電路，他們通過硬體介面連接到CPU外的設備控制器上。
並不是每個設備都可以向中斷線上發中斷信號的，只有對某一條確定的中斷線勇有了控制權，才可以向這條中斷線上發送信號。由於計算機的外部設備越來越多，所以15條中斷線已經不夠用了，中斷線是非常寶貴的資源。要使用中斷線，就得進行中斷線的申請，就是IRQ(Interrupt Requirement)，我們也常把申請一條中斷線成為申請一個IRQ或者是申請一個中斷號。
IRQ是非常寶貴的，所以我們建議只有當設備需要中斷的時候才申請佔用一個IRQ，或者是在申請IRQ時採用共享中斷的方式，這樣可以讓更多的設備使用中斷。無論對IRQ的使用方式是獨占還是共享，申請IRQ的過程都是一樣的，分為3步：
1．將所有的中斷線探測一遍，看看哪些中斷還沒有被佔用。從這些還沒有被佔用的中斷中選一個作為該設備的IRQ。
2．通過中斷申請函數申請選定的IRQ，這是要指定申請的方式是獨占還是共享。
3．根據中斷申請函數的返回值決定怎麼做：如果成功了萬事大吉，如果沒成功則或者重新申請或者放棄申請並返回錯誤。
Linux中的中斷處理程序很有特色，它的一個中斷處理程序分為兩個部分：上半部（top half）和下半部(bottom half)。之所以會有上半部和下半部之分，完全是考慮到中斷處理的效率。
上半部的功能是「登記中斷」。當一個中斷發生時，他就把設備驅動程序中中斷常式的下半部掛到該設備的下半部執行隊列中去，然後就沒事情了--等待新的中斷的到來。這樣一來，上半部執行的速度就會很快，他就可以接受更多她負責的設備產生的中斷了。上半部之所以要快，是因為它是完全屏蔽中斷的，如果她不執行完，其它的中斷就不能被及時的處理，只能等到這個中斷處理程序執行完畢以後。所以，要盡可能多得對設備產生的中斷進行服務和處理，中斷處理程序就一定要快。
但是，有些中斷事件的處理是比較復雜的，所以中斷處理程序必須多花一點時間才能夠把事情做完。可怎麼樣化解在短時間內完成復雜處理的矛盾呢，這時候 Linux引入了下半部的概念。下半部和上半部最大的不同是下半部是可中斷的，而上半部是不可中斷的。下半部幾乎做了中斷處理程序所有的事情，因為上半部只是將下半部排到了他們所負責的設備的中斷處理隊列中去，然後就什麼都不管了。下半部一般所負責的工作是察看設備以獲得產生中斷的事件信息，並根據這些信息（一般通過讀設備上的寄存器得來）進行相應的處理。如果有些時間下半部不知道怎麼去做，他就使用著名的鴕鳥演算法來解決問題--說白了就是忽略這個事件。
由於下半部是可中斷的，所以在它運行期間，如果其它的設備產生了中斷，這個下半部可以暫時的中斷掉，等到那個設備的上半部運行完了，再回頭來運行它。但是有一點一定要注意，那就是如果一個設備中斷處理程序正在運行，無論她是運行上半部還是運行下半部，只要中斷處理程序還沒有處理完畢，在這期間設備產生的新的中斷都將被忽略掉。因為中斷處理程序是不可重入的，同一個中斷處理程序是不能並行的。
在Linux Kernel 2.0以前，中斷分為快中斷和慢中斷（偽中斷我們這里不談），其中快中斷的下半部也是不可中斷的，這樣可以保證它執行的快一點。但是由於現在硬體水平不斷上升，快中斷和慢中斷的運行速度已經沒有什麼差別了，所以為了提高中斷常式事務處理的效率，從Linux kernel 2.0以後，中斷處理程序全部都是慢中斷的形式了--他們的下半部是可以被中斷的。
但是，在下半部中，你也可以進行中斷屏蔽--如果某一段代碼不能被中斷的話。你可以使用cti、sti或者是save_flag、restore_flag來實現你的想法。
在處理中斷的時候，中斷控制器會屏蔽掉原先發送中斷的那個設備，直到她發送的上一個中斷被處理完了為止。因此如果發送中斷的那個設備載中斷處理期間又發送了一個中斷，那麼這個中斷就被永遠的丟失了。
之所以發生這種事情，是因為中斷控制器並不能緩沖中斷信息，所以當前一個中斷沒有處理完以前又有新的中斷到達，他肯定會丟掉新的中斷的。但是這種缺陷可以通過設置主處理器(CPU)上的「置中斷標志位」（sti）來解決，因為主處理器具有緩沖中斷的功能。如果使用了「置中斷標志位」，那麼在處理完中斷以後使用sti函數就可以使先前被屏蔽的中斷得到服務。
有時候需要屏蔽中斷，可是為什麼要將這個中斷屏蔽掉呢？這並不是因為技術上實現不了同一中斷常式的並行，而是出於管理上的考慮。之所以在中斷處理的過程中要屏蔽同一IRQ來的新中斷，是因為中斷處理程序是不可重入的，所以不能並行執行同一個中斷處理程序。在這里我們舉一個例子，從這里子例中可以看出如果一個中斷處理程序是可以並行的話，那麼很有可能會發生驅動程序鎖死的情況。當驅動程序鎖死的時候，你的操作系統並不一定會崩潰，但是鎖死的驅動程序所支持的那個設備是不能再使用了--設備驅動程序死了，設備也就死了。
A是一段代碼，B是操作設備寄存器R1的代碼，C是操作設備寄存器R2的代碼。其中激發PS1的事件會使A1產生一個中斷，然後B1去讀R1中已有的數據，然後代碼C1向R2中寫數據。而激發PS2的事件會使A2產生一個中斷，然後B2刪除R1中的數據，然後C2讀去R2中的數據。
如果PS1先產生，且當他執行到A1和B1之間的時候，如果PS2產生了，這是A2會產生一個中斷，將PS2中斷掉（掛到任務隊列的尾部），然後刪除了 R1的內容。當PS2運行到C2時，由於C1還沒有向R2中寫數據，所以C2將會在這里被掛起，PS2就睡眠在代碼C2上，直到有數據可讀的時候被信號喚醒。這是由於PS1中的B2原先要讀的R1中的數據被PS2中的B2刪除了，所以PS1頁會睡眠在B1上，直到有數據可讀的時候被信號喚醒。這樣一來，喚醒PS1和PS2的事件就永遠不會發生了，因此PS1和PS2之間就鎖死了。
由於設備驅動程序要和設備的寄存器打交道，所以很難寫出可以重入的代碼來，因為設備寄存器就是全局變數。因此，最簡潔的辦法就是禁止同一設備的中斷處理程序並行，即設備的中斷處理程序是不可重入的。
有一點一定要清楚：在2.0版本以後的Linux kernel中，所有的上半部都是不可中斷的（上半部的操作是原子性的）；不同設備的下半部可以互相中斷，但一個特定的下半部不能被它自己所中斷（即同一個下半部不能並）。
由於中斷處理程序要求不可重入，所以程序員也不必為編寫可重入的代碼而頭痛了。編寫可重入的設備驅動程序是可以的，編寫可重入的中斷處理程序是非常難得，幾乎不可能。
我們都知道，一旦競爭條件出現了，就有可能會發生死鎖的情況，嚴重時可能會將整個系統鎖死。所以一定要避免競爭條件的出現。只要注意一點：絕大多數由於中斷產生的競爭條件，都是在帶有中斷的
內核進程被睡眠造成的。所以在實現中斷的時候，一定要相信謹慎的讓進程睡眠，必要的時候可以使用cli、sti或者save_flag、restore_flag。

『肆』 Linux幾種中斷信號的區別：HUP，INT，KILL，TERM，TSTP

Linux的HUP，INT，KILL，TERM，TSTP中斷信號區別為：鍵入不同、對應操作不同、啟用不同。

一、鍵入不同

1、HUP中斷信號：HUP中斷信號是當用戶鍵入<Ctrl+X>時由終端驅動程序發送的信號。

2、INT中斷信號：INT中斷信號是當用戶鍵入<Ctrl+I>時由終端驅動程序發送的信號。

3、KILL中斷信號：KILL中斷信號是當用戶鍵入<Ctrl+Z>時由終端驅動程序發送的信號。

4、TERM中斷信號：TERM中斷信號是當用戶鍵入<Ctrl+>時由終端驅動程序發送的信號。

5、TSTP中斷信號：TSTP中斷信號是當用戶鍵入<Ctrl+T>時由終端驅動程序發送的信號。二、對應操作不同

1、HUP中斷信號：HUP中斷信號的對應操作為讓進程掛起，睡眠。

2、INT中斷信號：INT中斷信號的對應操作為正常關閉所有進程。

3、KILL中斷信號：KILL中斷信號的對應操作為強制關閉所有進程。

4、TERM中斷信號：TERM中斷信號的對應操作為正常的退出進程。

5、TSTP中斷信號：TSTP中斷信號的對應操作為暫時停用進程。

三、啟用不同

1、HUP中斷信號：HUP中斷信號發送後，可以重新被用戶再次輸入恢復啟用進程。

2、INT中斷信號：INT中斷信號發送後，不可以重新被用戶再次輸入恢復啟用進程。

3、KILL中斷信號：KILL中斷信號發送後，不可以重新被用戶再次輸入恢復啟用進程。

4、TERM中斷信號：TERM中斷信號發送後，可以重新被用戶再次輸入啟用進程。

5、TSTP中斷信號：TSTP中斷信號發送後，可以重新被用戶再次輸入繼續使用進程。

『伍』 linux中斷響應大概是多長時間

一、中斷處理為什麼要下半部？ Linux在中斷處理中間中斷處理分了上半部和下半部，目的就是提高系統的響應能力和並發能力。通俗一點來講：當一個中斷產生，調用該中斷對應的處理程序(上半部)然後告訴系統，對應的後半部可以執行了。然後中斷處理程序就返回，下半部會在合適的時機有系統調用。這樣一來就大大的減少了中斷處理所需要的時間。 二、那些工作應該放在上半部，那些應該放在下半部？ 沒有嚴格的規則，只有一些提示： 1、對時間非常敏感，放在上半部。 2、與硬體相關的，放在上半部。 3、不能被其他中斷打斷的工作，放在上半部。 以上三點之外的，考慮放在下半部。 三、下半部機制在Linux中是怎麼實現的？ 下半部在Linux中有以下實現機制： 1、BH(在2.5中刪除) 2、任務隊列(task queue，在2.5刪除) 3、軟中斷(softirq，2.3開始。本文重點) 4、tasklet(2.3開始) 5、工作隊列(work queue，2.5開始) 四、軟中斷是怎麼實現的(以下代碼出自2.6.32)？ 軟中斷不會搶占另外一個軟中斷，唯一可以搶占軟中斷的是中斷處理程序。 軟中斷可以在不同CPU上並發執行(哪怕是同一個軟中斷) 1、軟中斷是編譯期間靜態分配的，定義如下： struct softirq_action { void (*action)(struct softirq_action *); }; /* * PLEASE, avoid to allocate new softirqs, if you need not _really_ high * frequency threaded job scheling. For almost all the purposes * tasklets are more than enough. F.e. all serial device BHs et * al. should be converted to tasklets, not to softirqs. */ enum { HI_SOFTIRQ=0, TIMER_SOFTIRQ, NET_TX_SOFTIRQ, NET_RX_SOFTIRQ, BLOCK_SOFTIRQ, BLOCK_IOPOLL_SOFTIRQ, TASKLET_SOFTIRQ, SCHED_SOFTIRQ, HRTIMER_SOFTIRQ, RCU_SOFTIRQ, /* Preferable RCU should always be the last softirq */ NR_SOFTIRQS }; /* * map softirq index to softirq name. update 'softirq_to_name' in * kernel/softirq.c when adding a new softirq. */ extern char *softirq_to_name[NR_SOFTIRQS]; static struct softirq_action softirq_vec[NR_SOFTIRQS] __cacheline_aligned_in_smp; 說明： (1)、軟中斷的個數書上說是32，看來到這個版本已經發生變化了。 (2)、void (*action)(struct softirq_action *);傳遞整個結構體指針在於當結構體成員發生變化是，介面不變。 2、系統執行軟中斷一個注冊的軟中斷必須被標記後才會執行(觸發軟中斷)，通常中斷處理程序會在返回前標記它的軟中斷。在下列地方，待處理的軟中斷會被執行： (1)、從一個硬體中斷代碼處返回。 (2)、在ksoftirqd內核線程。 (3)、在那些顯示檢查和執行待處理的軟中斷代碼中。 ksoftirqd說明： 每個處理器都有一個這樣的線程。所有線程的名字都叫做ksoftirq/n，區別在於n，它對應的是處理器的編號。在一個雙CPU的機器上就有兩個這樣的線程，分別叫做ksoftirqd/0和ksoftirqd/1。為了保證只要有空閑的處理器，它們就會處理軟中斷，所以給每個處理器都分配一個這樣的線程。 執行軟中斷的代碼如下： asmlinkage void __do_softirq(void) { struct softirq_action *h; __u32 pending; int max_restart = MAX_SOFTIRQ_RESTART; int cpu; pending = local_softirq_pending(); account_system_vtime(current); __local_bh_disable((unsigned long)__builtin_return_address(0)); lockdep_softirq_enter(); cpu = smp_processor_id(); restart: /* Reset the pending bitmask before enabling irqs */ set_softirq_pending(0); local_irq_enable(); h = softirq_vec; do { if (pending & 1) { int prev_count = preempt_count(); kstat_incr_softirqs_this_cpu(h - softirq_vec); trace_softirq_entry(h, softirq_vec); h->action(h); trace_softirq_exit(h, softirq_vec); if (unlikely(prev_count != preempt_count())) { printk(KERN_ERR "huh, entered softirq %td %s %p" "with preempt_count %08x," " exited with %08x?\n", h - softirq_vec, softirq_to_name[h - softirq_vec], h->action, prev_count, preempt_count()); preempt_count() = prev_count; } rcu_bh_qs(cpu); } h++; pending >>= 1; } while (pending); local_irq_disable(); pending = local_softirq_pending(); if (pending && --max_restart) goto restart; if (pending) wakeup_softirqd(); lockdep_softirq_exit(); account_system_vtime(current); _local_bh_enable(); } 3、編寫自己的軟中斷 (1)、分配索引，在HI_SOFTIRQ與NR_SOFTIRQS中間添加自己的索引號。 (2)、注冊處理程序，處理程序：open_softirq(索引號，處理函數)。 (3)、觸發你的軟中斷：raise_softirq(索引號)。 4、軟中斷處理程序注意 (1)、軟中斷處理程序執行的時候，允許響應中斷，但自己不能休眠。 (2)、如果軟中斷在執行的時候再次觸發，則別的處理器可以同時執行，所以加鎖很關鍵。

『陸』 Linux中斷 異常 系統調用 中斷上半部 中斷下半部 這些有什麼區別和聯系

中斷分軟中斷跟硬中斷，硬中斷是由硬體從外部觸發，軟中斷由軟體觸發，就像linux系統調用int 80一樣。至於中斷的上下部其實就是因為中斷的處理時間跟它的優先順序不一定成正比，所以一般先處理中斷最重要的部分（上半部），待到不怎麼忙的時候，再來處理比較悠閑的部分（下半部）。就像輸入的時候，拿到鍵盤輸入的是什麼才是最重要的（上半部），顯示字元才是次要的（下半部）。

『柒』 Linux 系統中的中斷是不是沒有中斷優先順序

關於中斷嵌套：在linux內核里，如果驅動在申請注冊中斷的時候沒有特別的指定，do_irq在做中斷響應的時候，是開啟中斷的，如果在驅動的中斷處理函數正在執行的過程中，出現同一設備的中斷或者不同設備的中斷，這時候新的中斷會被立即處理，還是被pending，等當前中斷處理完成後，再做處理。在2.4和2.6內核里，關於這一塊是否有什麼不同。 一般申請中斷的時候都允許開中斷，即不使用SA_INTERRUPT標志。如果允許共享則加上 SA_SHIRQ，如果可以為內核熵池提供熵值（譬如你寫的驅動是ide之類的驅動），則再加上 SA_SAMPLE_RANDOM標志。這是普通的中斷請求過程。對於這種一般情況，只要發生中斷，就可以搶占內核，即使內核正在執行其他中斷函數。這里有兩點說明：一是因為linux不支持 中斷優先順序，因此任何中斷都可以搶占其他中斷，但是同種類型的中斷（即定義使用同一個 中斷線的中斷）不會發生搶占，他們會在執行本類型中斷的時候依次被調用執行。二是所謂 只要發生中斷，就可以搶占內核這句是有一定限制的，因為當中斷發生的時候系統由中斷門 進入時自動關中斷（對於x86平台就是將eflags寄存器的if位置為0），只有當中斷函數被執行 （handle_IRQ_event）的過程中開中斷之後才能有搶占。 對於同種類型的中斷，由於其使用同樣的idt表項，通過其狀態標志（IRQ_PENDING和 IRQ_INPROGRESS）可以防止同種類型的中斷函數執行（注意：是防止handle_IRQ_event被重入， 而不是防止do_IRQ函數被重入），對於不同的中斷，則可以自由的嵌套。因此，所謂中斷嵌套， 對於不同的中斷是可以自由嵌套的，而對於同種類型的中斷，是不可以嵌套執行的。以下簡單解釋一下如何利用狀態標志來防止同種類型中斷的重入：當某種類型的中斷第一次發生時，首先其idt表項的狀態位上被賦予IRQ_PENDING標志，表示有待處理。 然後將中斷處理函數action置為null，然後由於其狀態沒有IRQ_INPROGRESS標志（第一次），故將其狀態置上IRQ_INPROGRESS並去處IRQ_PENDING標志，同時將action賦予相應的中斷處理函數指針（這里是一個重點，linux很巧妙的用法，隨後說明）。這樣，後面就可以順利執行handle_IRQ_event進行中斷處理，當在handle_IRQ_event中開中斷後，如果有同種類型的中斷發生，則再次進入do_IRQ函數，然後其狀態位上加上IRQ_PENDING標志，但是由於前一次中斷處理中加上的IRQ_INPROGRESS沒有被清除，因此這里無法清除IRQ_PENDING標志，因此action還是為null，這樣就無法再次執行handle_IRQ_event函數。從而退出本次中斷處理，返回上一次的中斷處理函數中，即繼續執行handle_IRQ_event函數。當handle_IRQ_event返回時檢查IRQ_PENDING標志，發現存在這個標志，說明handle_IRQ_event執行過程中被中斷過，存在未處理的同類中斷，因此再次循環執行handle_IRQ_event函數。直到不存在IRQ_PENDING標志為止。2.4和2.6的差別，就我來看，主要是在2.6中一進入do_IRQ，多了一個關閉內核搶占的動作，同時在處理中多了一種對IRQ_PER_CPU類型的中斷的處理，其他沒有什麼太大的改變。這類IRQ_PER_CPU的中斷主要用在smp環境下將中斷綁定在某一個指定的cpu上。例如arch/ppc/syslib/open_pic.c中的openpic_init中初始化ipi中斷的時候。 其實簡單的說，中斷可以嵌套，但是同種類型的中斷是不可以嵌套的，因為在IRQ上發生中斷，在中斷響應的過程中，這個IRQ是屏蔽的，也就是這個IRQ的中斷是不能被發現的。 同時在內核的臨界區內，中斷是被禁止的 關於do_IRQ可能會丟失中斷請求：do_IRQ函數是通過在執行完handle_IRQ_event函數之後判斷status是否被設置了IRQ_PENDING標志來判斷是否還有沒有被處理的同一通道的中斷請求。 但是這種方法只能判斷是否有，而不能知道有多少個未處理的統一通道中斷請求。也就是說，假如在第一個中斷請求執行handle_IRQ_event函數的過程中來了同一通道的兩個或更多中斷請求，而這些中斷不會再來，那麼僅僅通過判斷status是否設置了IRQ_PENDING標志不知道到底有多少個未處理的中斷，handle_IRQ_event只會被再執行一次。這算不算是個bug呢？ 不算，只要知道有中斷沒有處理就OK了，知道1個和知道N個，本質上都是一樣的。作為外設，應當能夠處理自己中斷未被處理的情況。不可能丟失的，在每一個中斷描述符的結構體內，都有一個鏈表，鏈表中存放著服務常式序關於中斷中使用的幾個重要概念和關系： 一、基本概念 1. 產生的位置 發生的時刻 時序 中斷 CPU外部 隨機 非同步 異常 CPU正在執行的程序 一條指令終止執行後 同步 2.由中斷或異常執行的代碼不是一個進程，而是一個內核控制路徑，代表中斷發生時正在運行的進程的執行 中斷處理程序與正在運行的程序無關 引起異常處理程序的進程正是異常處理程序運行時的當前進程 二、特點 （2）能以嵌套的方式執行，但是同種類型的中斷不可以嵌套 （3）盡可能地限制臨界區，因為在臨界區中，中斷被禁止 2.大部分異常發生在用戶態，缺頁異常是唯一發生於內核態能觸發的異常 缺頁異常意味著進程切換，因此中斷處理程序從不執行可以導致缺頁的操作 3.中斷處理程序運行於內核態 中斷發生於用戶態時，要把進程的用戶空間堆棧切換到進程的系統空間堆棧，剛切換時，內核堆棧是空的 中斷發生於內核態時， 不需要堆棧空間的切換 三、分類 1.中斷的分類：可屏蔽中斷、不可屏蔽中斷 2.異常的分類： 分類 解決異常的方法 舉例 故障 那條指令會被重新執行 缺頁異常處理程序 陷阱 會從下一條指令開始執行 調試程序

『捌』 linux系統的軟中斷的中斷事件有哪些

軟中斷就是信號中斷，能發送信號的事件就能發送中斷，比如鍵盤中斷SIGINT，SIGTSTP，SIGSTOP, 時鍾中斷SIGALRM,浮點中斷等等