【首先来区分一下两个概念：中断(Interrupt)和异常(Exception)。中断属于异常的一种，就拿2440开发板来说，他有60多种中断源，例如来自DMA控制器、UART、IIC和外部中断等。2440有一个专门的中断控制器来处理这些中断，中断控制器在接收到这些中断信号之后就需要ARM920T进入IRQ或FIQ模式进行处理，这两种模式也是中断异常的仅有模式。而异常的概念要广的多，它包括复位、未定义指令、软中断、IRQ等等。还有一点知识就是，中断这种异常在响应之前到来之前是需要程序员进行什么优先级、是否要屏蔽信号之类的初始化的，而其他比如未定义指令是不用的，只要发生了就跳到异常向量入口取址执行。因此下面初始化内容中的第（2）点是针对中断这种异常的设置的】
一、初始化设置：
（1）异常向量相关的设置：start_kernel()-->setup_arch()-->early_trap_init()函数来担任这个任务。在arch/arm/kernel/traps.c文件件中定义：这个函数很有分量，值得细细分析！！！

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void __init early_trap_init(void)
{
unsigned long vectors = CONFIG_VECTORS_BASE;
extern char __stubs_start[], __stubs_end[];
extern char __vectors_start[], __vectors_end[];
extern char __kuser_helper_start[], __kuser_helper_end[];
int kuser_sz = __kuser_helper_end - __kuser_helper_start;

/*
* 看下面这段英文注释，代码就一目了然了，就是把异常向量表、

*和异常处理那部分代码复制到指定的地址处
* Copy the vectors, stubs and kuser helpers (in entry-armv.S)
* into the vector page, mapped at 0xffff0000, and ensure these
* are visible to the instruction stream.
*/
memcpy((void *)vectors, __vectors_start, __vectors_end - __vectors_start);
memcpy((void *)vectors + 0x200, __stubs_start, __stubs_end - __stubs_start);
memcpy((void *)vectors + 0x1000 - kuser_sz, __kuser_helper_start, kuser_sz);

/*
* Copy signal return handlers into the vector page, and
* set sigreturn to be a pointer to these.
*/
memcpy((void *)KERN_SIGRETURN_CODE, sigreturn_codes,
sizeof(sigreturn_codes));

flush_icache_range(vectors, vectors + PAGE_SIZE);
modify_domain(DOMAIN_USER, DOMAIN_CLIENT);
}



详细函数分析：
将异常向量表复制到vectors地址处，vectors在函数的第一句就被赋值为“CONFIG_VECTORS_BASE”，经验告诉我们它是个内核编译配置项，去内核的顶层目录里边的“.config”文件搜索就出来，果然就有“CONFIG_VECTORS_BASE=0xffff0000”这么一句话。
好，同样问题就来了，我们之前了解过的中断向量是放到0x00000000地址开始处，把中断向量放到0xffff0000 异常触发时cpu还能自动找到？答案是能！
在ARM920T的使用手册里边有涉及相关的内容：协处理控制寄存器CP15的C1寄存器的第[13]位就是用来设置异常向量的存放位置的，该位为0存放到0x0000000开始处，为1存放到0xffff0000开始处。
到这里Linux内核异常向量设置的工作就算是完成了。可是想想：设置完这些异常向量之后，异常发生了，CPU是怎么一个处理过程？？？接着往下分析
Linux内核处理异常主要流程
继续分析就得从异常向量表来开始入手，__vectors_start和__vectors_end在arch/arm/kernel/entry-armv.S文件中有定义。他们就是内核异常向量表的起始和结束地址。
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........
.globl __vectors_start
__vectors_start:
swi SYS_ERROR0 ;arm在复位异常发生时来这里执行
b vector_und + stubs_offset
ldr pc, .LCvswi + stubs_offset
b vector_pabt + stubs_offset
b vector_dabt + stubs_offset
b vector_addrexcptn + stubs_offset
b vector_irq + stubs_offset
b vector_fiq + stubs_offset

.globl __vectors_end
........



下面以第一个调转指令“b vector_und + stubs_offset”的分析为例，发现怎么在源码里面都找不到vector_und这个东东，各种查资料之后发现特么是个汇编宏定义，先熟悉一下汇编宏定义规则。
.macro MACRO_NAME PARA1 PARA2 ......
......内容......
.endm
同样在这个文件中找到了vector_stub这个宏：
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.macro vector_stub, name, mode, correction=0
.align 5 @将异常入口强制进行2^5字节对齐，即一个cache line大小对齐，出于性能考虑
vector_\name:
.if \correction @correction=0 所以分支无效
sub lr, lr, #\correction
.endif
.endif
...........
movs pc, lr @ branch to handler in SVC mode
ENDPROC(vector_\name)
.endm



以宏“vector_stub und, UND_MODE”为例将其展开为：
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vector_und:
@
@ 此时已进入UND_MOD，lr=上一个模式被打断时的PC值，下面三条指令是保护上个模式的现场
@
stmia sp, {r0, lr} @ save r0, lr
mrs lr, spsr @ 准备保存上个模式的cpsr值，因为他被放到了UND_MODE的spsr中
str lr, [sp, #8] @ save spsr to stack
@
@ Prepare for SVC32 mode. IRQs remain disabled. 注意前面的“Prepare”，这里还不是真正切换到SVC，只是准备！！不要紧张
@
mrs r0, cpsr @ r0=0x1b (UND_MODE)
eor r0, r0, #(\mode ^ SVC_MODE) @ 逻辑异或指令
msr spsr_cxsf, r0 @ cxsf是spsr寄存器的控制域（C）、扩展域（X）、状态域（S）、标志域（F），注意这里的spsr是UND管理模式的
@
@ the branch table must immediately follow this code 下一级跳转表必须要紧跟在这一段代码之后（这一点很重要）
@
and lr, lr, #0x0f @ 执行这条指令之前：lr = 上个模式的cpsr值，现在取出其低四位--模式控制位的[4:0],关键点又来了：查看2440芯片手册可以知道，这低4位二进制值为十进制数值的 0-->User_Mode; 1-->Fiq_Mode; 2-->Irq_Mode; 3-->SVC_Mode; 7-->Abort_Mode; 11-->UND_Mode，明白了这些下面的处理就会恍然大悟，原来找到那些异常处理分支是依赖这4位的值来实现的
mov r0, sp @ 将SP值保存到R0是为了之后切换到SVC模式时将这个模式下堆栈中的信息转而保存到SVC模式下的堆栈中
ldr lr, [pc, lr, lsl #2] @ 我第一次遇到LDR的这种用法，找了一下LDR的资料发现是这个意思：将pc+lr*4的计算结果重新保存到lr中，我们知道pc是指向当前指令的下两条指令处的地址的，也就是指向了“.long __und_usr”
movs pc, lr @ branch to handler in SVC mode 前方高能！关键的地方来了！在跳转到第二级分支的同时CPU的工作模式从UND_MODE强制切换到SVC_MODE,这是由于MOVS指令在赋值的同时会将spsr的值赋给cpsr
ENDPROC(vector_und)
.long __und_usr @ 0 (USR_26 / USR_32)运行用户模式下触发未定义指令异常
.long __und_invalid @ 1 (FIQ_26 / FIQ_32)
.long __und_invalid @ 2 (IRQ_26 / IRQ_32)
.long __und_svc @ 3 (SVC_26 / SVC_32)运行用户模式下触发未定义指令异常
.long __und_invalid @ 4 其他模式下面不能发生未定义指令异常，否则都使用__und_invalid分支处理这种异常
.long __und_invalid @ 5
.long __und_invalid @ 6
.long __und_invalid @ 7
.long __und_invalid @ 8
.long __und_invalid @ 9
.long __und_invalid @ a
.long __und_invalid @ b
.long __und_invalid @ c
.long __und_invalid @ d
.long __und_invalid @ e
.long __und_invalid @ f



【附加注释：在arch\arm\include\asm\ptrace.h中有:
#define SVC_MODE 0x00000013
和
#define UND_MODE 0x0000001b
Linux的中断管理的设计思路都是这样的：异常事件触发，cpu自动跳到异常向量表处执行，同时也切换到对应的模式，但是随后立即有段代码强制让cpu切换到SVC管理模式进行异常处理，当然有一点值得一说，reset异常是进入用户模式的，此时的异常向量存放的是swi指令，swi指令是进入svc管理模式的(也叫内核模式)结果可想而知，也是进入管理模式。如此一来，内核管理异常就方便多了，从宏观的角度来看，cpu绝大部分时间是停留在user和svc模式的，要不就是user模式下正常工作，要不就是svc模式下异常处理，那段切换的时间完全被忽略。也就是说可以看做内核要不就是在user模式下要不就是在svc模式下被其他各种异常中断打断。
执行到“movs pc, lr”这一句，找到了branch table中的一项，现在我们继续往下分析，假设进入UND_MODE之前是User模式，那么接下来会到__und_usr分支去继续执行
__und_usr标号也是在该文件中定义，代码如下：
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__und_usr:
usr_entry @搜一下发现这是一个宏定义，先猜测一下功能是：将usr模式下的寄存器、中断返回地址保存到堆栈中。可以说是接管UND_MODE下保存的信息和未保存信息
@
@ fall through to the emulation code, which returns using r9 if
@ it has emulated the instruction, or the more conventional lr
@ if we are to treat this as a real undefined instruction
@
@ r0 - instruction
@
adr r9, ret_from_exception
adr lr, __und_usr_unknown
tst r3, #PSR_T_BIT @ Thumb mode?
subeq r4, r2, #4 @ ARM instr at LR - 4
subne r4, r2, #2 @ Thumb instr at LR - 2
1: ldreqt r0, [r4]
beq call_fpe
@ Thumb instruction
#if __LINUX_ARM_ARCH__ >= 7
2: ldrht r5, [r4], #2
and r0, r5, #0xf800 @ mask bits 111x x... .... ....
cmp r0, #0xe800 @ 32bit instruction if xx != 0
blo __und_usr_unknown @blo小于跳转指令。找到真正异常处理函数入口
3: ldrht r0, [r4]
add r2, r2, #2 @ r2 is PC + 2, make it PC + 4
orr r0, r0, r5, lsl #16
#else
b __und_usr_unknown
#endif
UNWIND(.fnend)
ENDPROC(__und_usr)



usr_entry宏内容：
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.macro usr_entry
UNWIND(.fnstart )
UNWIND(.cantunwind )
sub sp, sp, #S_FRAME_SIZE @ 通过查找和计算S_FRAME_SIZE=4*18=72
stmib sp, {r1 - r12} @ 从开始的Usr_MODE到UND_MODE，再到现在的SVC_MODE，程序中都没有去操作通用寄存器中的R1-R12，因此可以直接将他们入栈。接下来就可以随便使用这些寄存器了。

ldmia r0, {r1 - r3} @ 之前已将UND_MODE下栈顶指针保存到R0，出栈后r1=Usr_r0,r2=Usr_lr,r3=Usr_cpsr
add r0, sp, #S_PC @ here for interlock avoidance 从这往下一小部分代码尚未消化
mov r4, #-1
str r1, [sp] @ save the "real" r0 copied
@ from the exception stack

@
@ We are now ready to fill in the remaining blanks on the stack:
@
@ r2 - lr_<exception>, already fixed up for correct return/restart
@ r3 - spsr_<exception>
@ r4 - orig_r0 (see pt_regs definition in ptrace.h)
@
@ Also, separately save sp_usr and lr_usr
@
stmia r0, {r2 - r4}
stmdb r0, {sp, lr}^

@
@ Enable the alignment trap while in kernel mode
@
alignment_trap r0

@
@ Clear FP to mark the first stack frame
@
zero_fp
.endm



__und_usr_unknown也是在这个文件中定义：
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__und_usr_unknown:
enable_irq
mov r0, sp
adr lr, ret_from_exception @ 这里就是异常中断的返回，先将返回前处理的处理函数的地址给lr寄存器，下面调用完C函数之后直接就可以返回
b do_undefinstr @ 最终调用C函数进行复杂的处理 在arch/arm/kernel/traps.c中
ENDPROC(__und_usr_unknown)



小结一下Linux异常处理流程：
异常发生前工作状态，到异常发生，去异常向量表找到入口地址，（这算异常发生之后跳转到第一个处理分支），进入异常模式，保护部分现场，强制进入SVC管理模式，根据异常发生前的工作模式找到异常处理的第二级分支，在该模式下面接过异常模式堆栈中的信息，接着保存异常发生时异常模式还未保存的信息，准备好处理完毕返回处理程序的地址，调用异常处理函数。
（2）中断相关初始化：init_IRQ()函数来完成，他直接由srart_kernel()函数来调用。定义于arch/arm/kernel/irq.c,

1.中断处理的体系结构
我们知道编写设备驱动程序一定要用到中断处理函数，这在驱动程序的编写中，占据很重要的一部分。在响应一个特定的中断的时候，内核会执行一个函数，该函数叫做中断处理程序（interrupt handler）或中断服务例程（interrupt service routine ,ISP）.产生中断的每个设备都有一个相应的中断处理程序，中断处理程序通常不和特定的设备关联，而是和特定的中断关联的，也就是说，如果一个设备可以产生多种不同的中断，那么该就可以对应多个中断处理程序，相应的，该设备的驱动程序也就要准备多个这样的函数。在Linux内核中处理中断是分为上半部（top half），和下半部（bottom half）之分的。上半部只做有严格时限的工作，例如对接收到的中断进行应答或复位硬件，这些工作是在所有的中断被禁止的情况下完成的，能够被允许稍后完成的工作会推迟到下半部去。要想了解上半部和下半部的机制可以阅读一下《Linux内核设计与实现》的第七章的内容。
Linux内核将所有的中断统一编号，使用一个irq_desc结构数组来描述这些中断;每个数组项对应一个中断，也可能是一组中断，它们共用相同的中断号，里面记录了中断的名称、中断状态、中断标记（比如中断类型、是否共享中断等），并提供了中断的低层硬件访问函数（清除、屏蔽、使能中断），提供了这个中断的处理函数入口，通过它可以调用用户注册的中断处理函数。
通过irq_desc结构数组就可以了解中断处理体系结构，irq_desc结构的数据类型include/linux/irq.h
中定义，
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struct irq_desc {
unsigned int irq;
struct timer_rand_state *timer_rand_state;
unsigned int *kstat_irqs;
#ifdef CONFIG_INTR_REMAP
struct irq_2_iommu *irq_2_iommu;
#endif
irq_flow_handler_t handle_irq; // 当前中断的处理函数入口

struct irq_chip *chip; //低层的硬件访问

struct msi_desc *msi_desc;
void *handler_data;
void *chip_data;
struct irqaction *action; // 用户提供的中断处理函数链表

unsigned int status; //IRQ状态
........

const char *name; //中断的名称

} ____cacheline_internodealigned_in_smp;




handle_irq是这个或这组中断的处理函数入口。发生中断时，总入口函数asm_do_IRQ将根据中断号调用相应irq_desc数组项中handle_irq.handle_irq使用chip结构中的函数清除、屏蔽或者重新使能中断，还要调用用户在action链表中注册的中断处理函数。
irq_chip结构类型也是在include/linux/irq.h中定义，其中的成员大多用于操作底层硬件，比如设置寄存器以屏蔽中断，使能中断，清除中断等。
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struct irq_chip {
const char *name;
unsigned int (*startup)(unsigned int irq);//启动中断，如果不设置，缺省为“enable
void (*shutdown)(unsigned int irq);/*关闭中断，如果不设置，缺省为"disable"*/
void (*enable)(unsigned int irq);// 使用中断，如果不设置，缺省为"unmask"
void (*disable)(unsigned int irq);//禁止中断，如果不设置，缺省为“mask”
void (*ack)(unsigned int irq);/*响应中断，通常是清除当前中断使得可以接收下一个中断*/
void (*mask)(unsigned int irq); //屏蔽中断源

void (*mask_ack)(unsigned int irq);//屏蔽和响应中断

void (*unmask)(unsigned int irq);//开启中断源

void (*eoi)(unsigned int irq);
........
const char *typename;
};



irq_desc结构中的irqaction结构类型在include/linux/iterrupt.h中定义。用户注册的每个中断
处理函数用一个irqaction结构来表示，一个中断比如共享中断可以有多个处理函数，它们的irqaction结
构链接成一个链表，以action为表头。irqation结构定义如下：
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struct irqaction {
irq_handler_t handler; //用户注册的中断处理函数
unsigned long flags; //中断标志，比如是否共享中断，电平触发还是边沿触发
const char *name; //用户注册的中断名字
void *dev_id; //用户传给上面的handler的参数，还可以用来区分共享中断
struct irqaction *next; //指向下一个用户注册函数的指针
int irq; //中断号
struct proc_dir_entry *dir;
irq_handler_t thread_fn;
struct task_struct *thread;
unsigned long thread_flags;
};



irq_desc结构数组、它的成员“struct irq_chip *chip” "struct irqaction *action",这3种数据结构构成了中断处理体系的框架。下图中描述了Linxu中断处理体系结构的关系图：
Linxu中断处理体系结构关系图

中断处理流程如下
(1)发生中断时，CPU执行异常向量vector_irq的代码
(2)在vector_irq里面，最终会调用中断处理的总入口函数asm_do_IRQ
(3)asm_do_IRQ根据中断号调用irq_desc数组项中的handle_irq。
(4)handle_irq会使用chip成员中的函数来设置硬件，比如清除中断、禁止中断、重新使能中断等
(5)handle_irq逐个调用用户在aciton链表中注册的处理函数
中断体系结构的初始化就是构造这些数据结构，比如irq_desc数组项中的handle_irq、chip等成员；用户注册中断时就是构造action链表；用户卸载中断时就是从action链表中去除不需要的项。
2.中断处理体系结构的初始化
init_IRQ函数被用来初始化中断处理体系结构，代码在arch/arm/kernel/irq.c中
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void __init init_IRQ(void)
{
int irq;

for (irq = 0; irq < NR_IRQS; irq++)
irq_desc[irq].status |= IRQ_NOREQUEST | IRQ_NOPROBE;

init_arch_irq();
}



5~~6行 初始化irq_desc结构数组中每一项的中断状态
第8行调用架构相关的中断初始化函数。对于S3C2440开发板，这个函数就是s3c24xx_init_irq,移植machine_desc结构中的init_irq成员就指向这个函数s3c24xx_init_irq函数在arch/arm/plat-s3c24xx/irq.c中定义，它为所有中断设置了芯片相关的数据结构（irq_desc[irq].chip），设置了处理函数入口（irq_desc[irq].handle_irq）。以外部中断EINT4-EINT23为例，用来设置它们的代码如下：
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void __init s3c24xx_init_irq(void)
{
unsigned long pend;
unsigned long last;
int irqno;
int i;
........
for (irqno = IRQ_EINT4; irqno <= IRQ_EINT23; irqno++) {
irqdbf("registering irq %d (extended s3c irq)\n", irqno);
set_irq_chip(irqno, &s3c_irqext_chip);
set_irq_handler(irqno, handle_edge_irq);
set_irq_flags(irqno, IRQF_VALID);

...............
for (irqno = IRQ_S3CUART_RX1; irqno <= IRQ_S3CUART_ERR1; irqno++) {
irqdbf("registering irq %d (s3c uart1 irq)\n", irqno);
set_irq_chip(irqno, &s3c_irq_uart1);
set_irq_handler(irqno, handle_level_irq);
set_irq_flags(irqno, IRQF_VALID);
}
/* setup the cascade irq handlers */

set_irq_chained_handler(IRQ_EINT4t7, s3c_irq_demux_extint4t7);
set_irq_chained_handler(IRQ_EINT8t23, s3c_irq_demux_extint8);

set_irq_chained_handler(IRQ_UART0, s3c_irq_demux_uart0);
set_irq_chained_handler(IRQ_UART1, s3c_irq_demux_uart1);
set_irq_chained_handler(IRQ_UART2, s3c_irq_demux_uart2);
set_irq_chained_handler(IRQ_ADCPARENT, s3c_irq_demux_adc);

..........
irqdbf("s3c2410: registered interrupt handlers\n");
}



在10行set_irq_chip函数的作用就是“irq_desc[irno].chip = &s3c_irqext_chip”,以后就可能通过irq_desc[irqno].chip结构中的函数指针设置这些外部中断的触发方式（电平触发，边沿触发），使能中断，禁止中断。
在11行设置这些中断的处理函数入口为handle_edge_irq，即“irq_desc[irqno].handle_irq =handle_edge_irq”.发生中断时，handle_edge_irq函数会调用用户注册的具体处理函数； 在12行设置中断标志为“IRQF_VALID”，表示可以使用它们。init_IRQ函数执行完后，irq_desc数组项的chip,handl_irq成员都被设置
用户注册中断处理函数的过程
用户驱动程序通过request_irq函数向内核注册中断处理函数，request_irq函数根据中断号找到irq_desc数组项，然后在它的action链表添加一个表项。原先的内核中requset_irq函数在kernel/irq/manage.c中定义，而现在2.6.32版本中，进行了改变，在2.6.32内核中我们可以看到找不到了request_irq函数的实现，而是用request_threaded_irq()函数给替换了。我们可以在inclue/linux/interrupt.h中找到这个函数的原型。
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#ifdef CONFIG_GENERIC_HARDIRQS
extern int __must_check
request_threaded_irq(unsigned int irq, irq_handler_t handler,
irq_handler_t thread_fn,
unsigned long flags, const char *name, void *dev);

static inline int __must_check
request_irq(unsigned int irq, irq_handler_t handler, unsigned long flags,
const char *name, void *dev)
{
return request_threaded_irq(irq, handler, NULL, flags, name, dev);
}
extern void exit_irq_thread(void);
#else
extern int __must_check
request_irq(unsigned int irq, irq_handler_t handler, unsigned long flags,
const char *name, void *dev);
static inline int __must_check
request_threaded_irq(unsigned int irq, irq_handler_t handler,
irq_handler_t thread_fn,
unsigned long flags, const char *name, void *dev)
{
return request_irq(irq, handler, flags, name, dev);
}

static inline void exit_irq_thread(void) { }
#endif



其实具体的实现在request_threaded_irq函数中，也是在/kernel/irq/manage.c中定义，requset_threaded_irq函数首先使用这4个参数构造一个irqaction结构，然后调用setup_irq函数将它链入链表中，
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int request_threaded_irq(unsigned int irq, irq_handler_t handler,
irq_handler_t thread_fn, unsigned long irqflags,
const char *devname, void *dev_id)
.............
action->handler = handler;
action->thread_fn = thread_fn;
action->flags = irqflags;
action->name = devname;
action->dev_id = dev_id;

chip_bus_lock(irq, desc);
local_irq_restore(flags);
enable_irq(irq);
...........
return retval;
}
EXPORT_SYMBOL(request_threaded_irq);



setup_irq函数也是在kernel/irq.manage.c中定义，它完成如下3个主要功能
（1）将新建的irqaction结构链入irq_desc[irq]结构的action链表中，这有两种可能。
如果action链表为空，则直接链入,否则先判断新建的irqaction结构和链表中的irqaction结构所表示的中断类型是否一致，即是否都声明为"可共享的"（IRQF_SHARED)、是否都使用相同的触发方式，如果一致，则将新建的irqation结构链入
(2)设置irq_desc[irq]结构中chip成员的还没设置的指针，让它们指向一些默认函数
chip成员在init_IRQ函数初始化中断体系结构的时候已经设置了，这里只是设置其中还没设置的指针这通过irq_chip_set_defaults函数来完成，它在kernel/irq/chip.c中定义
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void irq_chip_set_defaults(struct irq_chip *chip)
{
if (!chip->enable)
chip->enable = default_enable;//调用chip->unmask
if (!chip->disable)
chip->disable = default_disable;//此函数为空
if (!chip->startup)
chip->startup = default_startup;//调用chip->enable
if (!chip->shutdown)
chip->shutdown = chip->disable != default_disable ?
chip->disable : default_shutdown;
if (!chip->name)
chip->name = chip->typename;
if (!chip->end)
chip->end = dummy_irq_chip.end;
}



(3)启动中断
如果irq_desc[irq]结构中status成员没有被指明IRQ_NOAUTOEN（表示注册中断时不要使用中断），还要调用chip->startup或chip->enable来启动中断，所谓启动中断通常就是使用中断。一般情况下，只有那些“可以自动使能的”中断对应的irq_desc[irq].status才会被指明为IRQ_NOAUTOEN，所以，无论哪种情况，执行request_irq注册中断之后，这个中断就已经被使能了。
总结一下request_irq函数注册
(1)irq_des[irq]结构中的action链表中已经链入了用户注册的中断处理函数
(2)中断的触发方式已经被设好
(3)中断已经被使能
中断的处理过程
asm_do_IRQ是中断的C语言总入口函数，它在/arch/arm/kernel/irq.c中定义，
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asmlinkage void __exception asm_do_IRQ(unsigned int irq, struct pt_regs *regs)
{
struct pt_regs *old_regs = set_irq_regs(regs);
struct irq_desc *desc = irq_desc + irq;

/*
* Some hardware gives randomly wrong interrupts. Rather
* than crashing, do something sensible.
*/
if (irq >= NR_IRQS)
desc = &bad_irq_desc;

irq_enter();

desc_handle_irq(irq, desc);

/* AT91 specific workaround */
irq_finish(irq);

irq_exit();
set_irq_regs(old_regs);
}



desc_hand_irq函数直接调用desc结构中的hand_irq成员函数，它就是irq_desc[irq].handle.irq
asm_do_IRQ函数中参数irq的取值范围为IRQ_EINT0~（IRQ_EINT0 + 31）,只有32个取值。它可能是一个实际的中断号，也可能是一组中断的中断号。这里有S3C2440的芯片特性决定的：发生中断时，INTPND寄存器的某一位被置1，INTOFFSET寄存器中记录了是哪一位（0--31），中断向量调用asm_do_IRQ之前要把INTOFFSET寄存器的值确定irq参数。每一个实际的中断在irq_desc数组中都有一项与它对应，它们的数目不止32.当asm_do_IRQ函数参数irq表示的是“一组”中断时，irq_desc[irq].handle_irq成员函数还需要先分辨出是哪一个中断，然后调用irq_desc[irqno].handle_irq来进一步处理。
以外部中断EINT8—EINT23为例，它们通常是边沿触发
(1) 它们被触发里，INTOFFSET寄存器中的值都是5，asm_do_IRQ函数中参数irq的值为（IRQ_EINTO+5）,即IRQ_EINT8t23，
(2)irq_desc[IRQ_EINT8t23].handle_irq在前面init_IRQ函数初始化中断体系结构的时候被设为s3c_irq_demux_extint8.
(3)s3c_irq_demux_extint8函数的代码在arch/arm/plat-s3c24xx/irq.c中，它首先读取EINTPEND、EINTMASK寄存器，确定发生了哪些中断，重新计算它们的中断号，然后调用irq_desc数组项中的handle_irq成员函数
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static void s3c_irq_demux_extint8(unsigned int irq,
struct irq_desc *desc)
{
unsigned long eintpnd = __raw_readl(S3C24XX_EINTPEND);
unsigned long eintmsk = __raw_readl(S3C24XX_EINTMASK);

eintpnd &= ~eintmsk;
eintpnd &= ~0xff; /* ignore lower irqs */

/* we may as well handle all the pending IRQs here */

while (eintpnd) {
irq = __ffs(eintpnd);
eintpnd &= ~(1<<irq);

irq += (IRQ_EINT4 - 4);
desc_handle_irq(irq, irq_desc + irq);
}

}



(4)IRQ_EINT8--IRQ_EINT23这几个中断的处理函数入口，在init_IRQ函数初始化中断体系结构的时候已经被设置为handle_edge_irq函数，desc_handle_irq(irq,irq_desc+irq)就是调用这个函数，它在kernel/irq/chip.c中定义，它用来处理边沿触发的中断，
中断发生的次数统计
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void fastcall handle_edge_irq(unsigned int irq, struct irq_desc *desc)
{
const unsigned int cpu = smp_processor_id();

spin_lock(&desc->lock);

desc->status &= ~(IRQ_REPLAY | IRQ_WAITING);

/*
* If we're currently running this IRQ, or its disabled,
* we shouldn't process the IRQ. Mark it pending, handle
* the necessary masking and go out
*/
if (unlikely((desc->status & (IRQ_INPROGRESS | IRQ_DISABLED)) ||
!desc->action)) {
desc->status |= (IRQ_PENDING | IRQ_MASKED);
mask_ack_irq(desc, irq);
goto out_unlock;
}

kstat_cpu(cpu).irqs[irq]++;

/* Start handling the irq */
desc->chip->ack(irq);

/* Mark the IRQ currently in progress.*/
desc->status |= IRQ_INPROGRESS;

do {
struct irqaction *action = desc->action;
irqreturn_t action_ret;

if (unlikely(!action)) {
desc->chip->mask(irq);
goto out_unlock;
}

/*
* When another irq arrived while we were handling
* one, we could have masked the irq.
* Renable it, if it was not disabled in meantime.
*/
if (unlikely((desc->status &
(IRQ_PENDING | IRQ_MASKED | IRQ_DISABLED)) ==
(IRQ_PENDING | IRQ_MASKED))) {
desc->chip->unmask(irq);
desc->status &= ~IRQ_MASKED;
}

desc->status &= ~IRQ_PENDING;
spin_unlock(&desc->lock);
action_ret = handle_IRQ_event(irq, action);
if (!noirqdebug)
note_interrupt(irq, desc, action_ret);
spin_lock(&desc->lock);

} while ((desc->status & (IRQ_PENDING | IRQ_DISABLED)) == IRQ_PENDING);

desc->status &= ~IRQ_INPROGRESS;
out_unlock:
spin_unlock(&desc->lock);
}



响应中断，通常是清除当前中断使得可以接收下一个中断，对于IRQ_EINT8~IRQ_EINT23这几个中断，desc->chip在前面init_IRQ函数初始化中断体系结构的时候被设为s3c_irqext_chip.desc->chip->ack就是s3c_irqext_ack函数，（arch/armplat-s3c24xx/irq.c）它用来清除中断
handle_IRQ_event函数来逐个执行action链表中用户注册的中断处理函数，它在kernel/irq/handle.c中定义。
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irqreturn_t handle_IRQ_event(unsigned int irq, struct irqaction *action)
{
irqreturn_t ret, retval = IRQ_NONE;
unsigned int status = 0;

handle_dynamic_tick(action);

if (!(action->flags & IRQF_DISABLED))
local_irq_enable_in_hardirq();

do {
ret = action->handler(irq, action->dev_id);
if (ret == IRQ_HANDLED)
status |= action->flags;
retval |= ret;
action = action->next;
} while (action);

if (status & IRQF_SAMPLE_RANDOM)
add_interrupt_randomness(irq);
local_irq_disable();

return retval;
}



用户注册的中断处理函数的参数为中断号irq,action->dev_id。后一个参数是通过request_irq函数注册中断时传入的dev_id参数，它由用户自己指定、自己使用，可以为空，当这个中断是“共享中断”时除外。
对于电平触发的中断，它们的irq_desc[irq].handle_irq通常是handle_level_irq函数。它也是在kernel/irq/chip.c中定义，其功能与上述handle_edge_irq函数相似，
对于handle_level_irq函数已经清除了中断，但是它只限于清除SoC内部的的信号，如果外设输入到SoC的中断信号仍然有效，这就会导致当前中断处理完成后，会误认为再次发生了中断，对于这种情况，需要用户注册的中断处理函数中清除中断，先清除外设的中断，然后再清除SoC内部的中断号。
中断的处理流程可以总结如下
(1)中断向量调用总入口函数asm_do_IRQ，传入根据中断号irq
(2)asm_do_IRQ函数根据中断号irq调用irq_desc[irq].handle_irq，它是这个中断的处理函数入口，对于电平触发的中断，这个入口函数通常为handle_level_irq,对于边沿触发的中断，这个入口通常为handle_edge_irq
(3)入口函数首先清除中断，入口函数是handle_level_irq时还要屏蔽中断
(4)逐个调用用户在irq_desc[irq].aciton链表中注册的中断处理函数
(5) 入口函数是handle_level_irq时还要重新开启中断
卸载中断处理函数这通过free_irq函数来实现，它与request_irq一样，也是在kernel/irq/mangage.c中定义。
它需要用到两个参数：irq和dev_id,它们与通过request_irq注册中断函数时使用的参数一样，使用中断号irq定位action链表，再使用dev_id在action链表中找到要卸载的表项。同一个中断的不同中断处理函数必须使用不同的dev_id来区分，在注册共享中断时参数dev_id必惟一。
free_irq函数的处理过程与request_irq函数相反
(1)根据中断号irq，dev_id从action链表中找到表项，将它移除
(2)如果它是惟一的表项，还要调用IRQ_DESC[IRQ].CHIP->SHUTDOWN 或IRQ_DESC[IRQ].CHIP->DISABLW来关闭中断。
在响应一个特定的中断的时候，内核会执行一个函数，该函数叫做中断处理程序（interrupt handler）或中断服务例程（interrupt service routine ,ISP）.产生中断的每个设备都有一个相应的中断处理程序，中断处理程序通常不和特定的设备关联，而是和特定的中断关联的，也就是说，如果一个设备可以产生多种不同的中断，那么该就可以对应多个中断处理程序，相应的，该设备的驱动程序也就要准备多个这样的函数。在Linux内核中处理中断是分为上半部（top half），和下半部（bottom half）之分的。上半部只做有严格时限的工作，例如对接收到的中断进行应答或复位硬件，这些工作是在所有的中断被禁止的情况下完成的，能够被允许稍后完成的工作会推迟到下半部去。