异常（exception）是由软件或硬件产生的，分为同步异常和异步异常。同步异常即CPU执行指令期间同步产生的异常，比如常见的除零错误、访问不在RAM中的内存 、MMU 发现当前虚拟地址没有对应的物理地址，于是触发一个异常，系统调用等。异步异常即平时所说的中断（interrupt），外部硬件硬件给 CPU 发送的一种信号，比如说你按下了键盘的某一个按键，键盘控制器于是向 CPU 发送一个中断，通知CPU处理。
外部硬件中断又分为可屏蔽和不可屏蔽中断；可屏蔽中断是可以用以下两个x86_64 -sti和cli指令阻止的中断。Linux内核中源代码如下：
static inline void native_irq_disable(void)
{
asm volatile("cli": : :"memory");
}
static inline void native_irq_enable(void)
{
asm volatile("sti": : :"memory");
}
sti和cli通过修改中断寄存中的IF标志位来达到目的， sti指令设置IF标志，cli指令清除该标志。
不论是中断还是异常，会每个中断或异常分配一个数来标识，称为vector number，在X86体系中中断向量范围为0-255，最多表示256个异常或中断，如下所示，用一个8位的无符号整数来表示，前32个vector为处理器保留用作异常处理，32 - 255被指定为用户定义的中断，并且不由处理器保留。这些vector通常分配给外部I / O设备，以使这些设备能够向处理器发送中断。
前面说到vector 32 - 255被指定为用户定义的中断，通常分配给外部I/O设备，CPU是如何接受和处理中断的呢？2.2节内容来源于https://github.com/GiantVM/doc/tree/master/interrupt_and_io
在x86中，当外设向CPU发出中断，中断不会直接发送到CPU，在旧机器中有一个PIC（可编程中断控制器），它是一个芯片（如8259），负责顺序处理来自对各设备的多个中断请求，在现在的新机器中有一个高级可编程中断控制器（APIC），APIC由Local APIC和I/O APIC两部分构成，一般来说，所有 LAPIC 都连接到一个 I/O APIC 上，形成一个一对多的结构(不排除有多 IOAPIC 的架构)：
有两种工作模式：
为什么设备中断要经过APIC再与CPU相连，而不直接与CPU相连？原因有二：1）存在大量的外部设备，但CPU的中断引脚等资源是很有限的，满足不了所有的直连需求；2）如果设备中断与CPU直接相连，连接关系随硬件固化，这样在MP系统中，中断负载均衡等需求就无法实现了。
Local APIC是一种负责接收/发送中断的芯片，集成在 CPU 内部，每个 CPU 有一个属于自己的 LAPIC。它们通过 APIC ID 进行区分。
每个 LAPIC 都有自己的一系列寄存器、一个内部时钟(TSC)、一个热传感器、一个本地定时设备(APIC-timer)和 两条 IRQ 线 LINT0 和 LINT1。
其中常用的寄存器包括：
IRR与ISR两个寄存器，在处理一个vector的同时，缓存一个相同的vector，vector通过2个256-bit的寄存器标识，256个bit代表256个可能的vector，置1表示上报了相应的vector请求处理或者正在处理中。
中断向量的vector的高4位(bit4-7)为Interrupt-Priority class，每个 class 包含 16 个中断向量。0-15 号中断向量的 class 为 0，但其不合法，这些中断永远不会提交。在 Intel 64 和 IA-32 架构中，0-31 号中断向量被保留，因此 class 0-1 不可用。中断向量的 bit0-3 决定了同 class 下的优先级，越大在 class 内的优先级就越高，由于vector 0-31是CPU保留，所以可用中断优先级范围为2-15。
PPR 决定了 CPU 接受的中断。只有 Interrupt-Priority class 大于 Processor-Priority Class 的中断才会被送到 CPU 中(注意， NMI / SMI / INIT / ExtINT / SIPI 不受该限制)。Processor-Priority Sub-Class 不影响中断的送达，只是用来凑数而已。
Local APIC的TPR和PPR用于设置task优先级和CPU优先级，这两个寄存器的值控制着CPU处理该中断行为，当I/O APIC转发的中断vector优先级小于Local APIC TPR设置的值时，此中断不会打断该CPU上运行的task,当I/O APIC转发的中断vector优先级小于Local APIC PPR值时，该CPU不处理该中断，操作系统通过动态设置local APIC TPR和PPR，来实现操作系统的实时性需求和负载均衡。
LAPIC 主要处理以下中断：
其中前 5 种中断被称为本地中断，LAPIC 在收到后会设置好 LVT(Local Vector Table)的相关寄存器，通过 interrupt delivery protocol 送达 CPU。
LVT 实际上是一片连续的地址空间，每 32-bit 一项，作为各个本地中断源的 APIC register ：
register 被划分成多个部分：
最后两种中断通过写 ICR 来发送。当对 ICR 进行写入时，将产生 interrupt message 并通过 system bus(Pentium 4 / Intel Xeon) 或 APIC bus(Pentium / P6 family) 送达目标 LAPIC 。
当有多个 APIC 向通过 system bus / APIC bus 发送 message 时，需要进行仲裁。每个 LAPIC 会被分配一个仲裁优先级(范围为 0-15)，优先级最高的拿到 bus，从而能够发送消息。在消息发送完成后，刚刚发送消息的 LAPIC 的仲裁优先级会被设置为 0，其他的 LAPIC 会加 1。
举个例子：当一个 CPU 想要向其他 CPU 发送中断时，就在自己的 ICR(interrupt command ragister) 中存放对应的中断向量和目标 LAPIC ID 标识。然后由 system bus(Pentium 4 / Intel Xeon) 或 APIC bus(Pentium / P6 family) 直接传递到目标 LAPIC。
一个 LAPIC 在收到一个 interrupt message 后，执行以下流程：
IRR + ISR 的机制决定了同一个中断最多可以 pending 两次，第一次已被送到 CPU 中进行处理，而第二次处于 IRR 中等待送到 CPU 中。
IOAPIC (I/O Advanced Programmable Interrupt Controller) 属于 Intel 芯片组的一部分，也就是说通常位于南桥.
像 PIC 一样，连接各个设备，负责接收外部 IO 设备 (Externally connected I/O devices) 发来的中断，典型的 IOAPIC 有 24 个 input 管脚(INTIN0~INTIN23)，没有优先级之分。
I/O APIC提供多处理器中断管理，用于CPU核之间分配外部中断，在某个管脚收到中断后，按一定规则将外部中断处理成中断消息发送到Local APIC。
和 LAPIC 一样，IOAPIC 的寄存器同样是通过映射一片物理地址空间实现的：
取消了 APIC bus，LAPIC 与 IOAPIC 直接通过 system bus 通信。寄存器通过内存映射到物理地址来进行读写。
在 APIC 规范中 APIC ID 只有 4bit ，因此最多只能支持 15 个 CPU。 xAPIC 扩展到 8bit ，支持 255 个。
x2APIC 将 APIC ID 扩展到 32bit ，占 APIC ID Register 的32位，因此支持 \(2^{32}-1\)个 CPU。
寄存器被改为只读，只会在开机时由硬件设置一次，其末8位被作为 xAPIC 模式下的 APIC ID 。
新增了 Self IPI Register ，向该寄存器写入 Interrupt Vector 可实现发送一个 Edge Triggered + Fixed Interrupt 的 Self IPI 。
PCI Specification 2.2 引入，设备通过向某个 MMIO 地址写入 system-specified message 可实现向 CPU 发送中断的效果。
写入的数据仅能用来决定发送给哪个 CPU，而不能携带更多的信息。
具体的实现方式为设备通过 PCI write command 向 Message Address Register 指示的地址写入 Message Data Register 中内容来向 LAPIC 发送中断。
Message Address Register 的格式如下：
Destination ID 字段存放了中断要发往 LAPIC ID。该 ID 也会记录在 I/O APIC Redirection Table 中每个表项的 bit56-63 。Redirection hint indication 指定了 MSI 是否直接送达 CPU。 Destination mode 指定了 Destination ID 字段存放的是逻辑还是物理 APIC ID 。
Message Data Register 的格式如下：
Vector 指定了中断向量号， Delivery Mode 定义同传统中断，表示中断类型。Trigger Mode 为触发模式，0 为边缘触发，1 为水平触发。 Level 指定了水平触发中断时处于的电位(边缘触发无须设置该字段)。
允许设备分配 1/2/4/8/16/32 个中断。
传统中断基于的引脚 (pin) 往往被多个设备所共享。中断触发后，OS 需要调用对应的中断处理例程来确定产生中断的设备，耗时较长。而 MSI 中断只属于一个特定的设备，不存在该问题。
传统中断通常是设备写完数据 (DMA) 后，给 CPU 一个中断请求，通知 CPU 进行处理。但是可能由于某些原因(优化?)，PCI bridge 或 Memory controller 可能会延迟写数据操作，导致 CPU 在收到中断时，数据还未到达内存。为了解决这个问题，interrupt handlers 必须从通过轮询来确保写操作已经完成，具体操作是访问一个寄存器，只有数据到达内存后，寄存器才会返回值(PCI 事务保证)，这样导致性能不好。而 MSI 的中断本质上也是写内存，这样就保证了写内存后发中断这样的流程是串行的，因而避免了轮询的问题。
传统中断先发送到 IOAPIC 后再转发给对应的 LAPIC ，路径较长。MSI 能让设备直接将中断送达 LAPIC 。
无法保证 Interrupt Latency，MSG 可能会被 Host/Loading Cache 这样就可能会出现 Latency，另外当 Loading 重的时候也可能会出现比较大的 Latency。
PCI 3.0 引入。最多允许设备分配 2048 个中断，给每个中断都分配一个不同的目标地址和 data word，比 MSI 粒度更细(需要 LAPIC 的支持)。
异常/中断的发生和捕捉，是在硬件层面完成的，异常的处理还需要软件来完成。在计算机的内存里，会保存一个表，这个表叫作中断描述符表(Interrupt Descriptor Table或IDT),每个异常的处理程序的地址入口作为一项保存在该表里,称为gates。
CPU使用特殊寄存器IDTR来保存中断描述符表的位置，可以使用lidt指令将IDT的基地址保存到IDTR，IDTR是一个48bit的寄存器，存放了 IDT 的起始地址和长度。IDTR寄存器结构如下：
当异常产生和捕捉后，CPU会拿到表示该异常的异常向量（vector），接下来会先保存当前程序的执行现场，保存到程序堆栈里面，然后从 IDTR 拿到IDT表的 base address，加上向量号 * IDT entry size，即可以定位到对应的表项(IDT gate)。
下面来看IDT具体内容。
32 bit IDT
32bit处理与64bit类似就不细说，直接看64Bit
64 bit IDT
在64位x86下IDT用16字节描述。
IDT图包含如下字段：
0-15 bits - 从segment select的偏移，处理器使用该段选择器作为中断处理程序入口点的基址;
16-31 bits - segment select的基地址，包含中断处理程序的入口点；
IST - x86_64提供切换到新堆栈以进行中断处理的功能。
32位与64位对比，可以发现 byte 4-7 的 bit 0-4 由 reserved 变成了 IST(Interrupt Stack Table)，而 offset 在 64 位下需要扩展为 64 bit，因此 byte 8-11 将保存 offset 的 bit 32-63 。
IST 是 64 位引入的新的栈切换机制。在收到中断 / 异常时，如果中断对应的 IDT 表项中 IST 字段非 0，则硬件会自动切换到对应的中断栈(中断栈的指针存放在 TSS 中，被加载到 rsp)。IST 最多有 7 项，它们指向的中断栈的大小都可以不同。目前实现的栈有：
Type - IDT条目类型：GATE_INTERRUPT，GATE_TRAP、GATE_CALL、GATE_TASK
DPL - 描述符的权限级别0最高
P - Segment Present标志
Segment Present GDT或LDT代码段选择子
48-63 bits - 处理程序基址的第二部分
64-95 bits - 处理程序基址的第三部分
96-127 bits - 由CPU保留
当CPU收到一个中断/异常后，CPU 执行以下流程：
如果要以较低的数字特权级别执行处理程序过程，则会发生堆栈切换。从当前执行任务的TSS获得处理程序要使用的堆栈的段选择器和堆栈指针，加载 tss.esp0 到 esp 中， tss.ss0 到 ss 中，从而切换到内核栈。
如果要以与被中断过程相同的特权级别执行处理程序，则不需要切换堆栈。
在 32 位下，会根据有没有特权级切换决定是否压 ss 和 sp：
在 64 位下无论如何都会压。这样一来，保证了所有中断和异常的栈帧(stackframe)都是一样大的。在 iret 时也不必进行区分，都弹出相同数量的寄存器值。
error code 用于向 handler 传递相关信息（并不是所有异常都有error code ）。比如对于 page fault handler 来说，产生 page fault的原因有几个，需要让handler区别处理，page fault error code 定义如下：
注意的是，为了防止中断重入，interrupt gate 在执行时会清掉 eflags 寄存器的 IF bit，而 trap gate 不会这样做。
要从异常或中断处理程序过程返回，处理程序必须使用IRET（或IRETD）指令。
IRET指令与RET指令相似，不同之处在于它将已保存的标志恢复到EFLAGS寄存器中。 仅当CPL为0时，才恢复EFLAGS寄存器的IOPL字段。仅当CPL小于或等于IOPL时，才更改IF标志。 请参阅英特尔?64和IA 32架构的第3章“指令集参考，A-L”软件开发人员手册，第2A卷，介绍了IRET指令执行的完整操作。
如果在调用处理程序过程时发生了堆栈切换，则IRET指令将在返回时切换回被中断过程的堆栈。
英特尔? 64 位和 IA-32 架构软件开发人员手册第 3 卷 :系统编程指南
原文：https://www.cnblogs.com/wsg1100/p/14055863.html