在保护模式下的初始化过程中，设置并初始化idt,共256个入口，服务程序均为ignore_int, 该服务程序仅打印“Unknown interruptn”。（源码参见Arch/i386/KERNEL/head.S文件；相关内容可参见 保护模式下的初始化 部分）

在系统初始化完成后运行的第一个内核程序asmlinkage void __init start_kernel(void) (源码在文件init/main.c中) 中，通过调用void __init trap_init(void)函数，把各自陷和中断服务程序的入口地址设置到 idt 表中，即将表一中对应的处理程序入口设置到相应的中断向量表项中；在此版本（2.2.5）的Linux只设置0-17号中断向量。（trap_init(void)函数定义在arch/i386/kernel/traps.c 中； 相关内容可参见 详解系统调用 部分）

在同一个函数void __init trap_init(void)中，通过调用函数set_system_gate(SYSCALL_VECTOR,&system_call)； 把系统调用总控程序的入口挂在中断0x80上。其中SYSCALL_VECTOR是定义在 linux/arch/i386/kernel/irq.h中的一个常量0x80； 而 system_call 即为中断总控程序的入口地址；中断总控程序用汇编语言定义在arch/i386/kernel/entry.S中。（相关内容可参见 详解系统调用 部分）

在系统初始化完成后运行的第一个内核程序asmlinkage void __init start_kernel(void) (源码在文件init/main.c中) 中，通过调用void init_IRQ(void)函数，把地址标号interrupt[i]（i从1-223）设置到 idt 表中的的32-255号中断向量（0x80除外），外部硬件IRQ的触发，将通过这些地址标号最终进入到各自相应的处理程序。（init_IRQ(void)函数定义在arch/i386/kernel/IRQ.c 中；）

interrupt[i](i从1-223)，是在arch/i386/kernel/IRQ.c文件中,通过一系列嵌套的类似如BUILD_16_IRQS(0x0)的宏，定义的一系列地址标号；（这些定义interrupt[i]的宏，全部定义在文件arch/i386/kernel/IRQ.c和arch/i386/kernel/IRQ.H中。这些嵌套的宏的使用，原理很简单，但很烦，限于篇幅，在此省略）

各以interrupt[i]为入口的代码，在进行一些简单的处理后，最后都会调用函数asmlinkage void do_IRQ(struct pt_regs regs),do_IRQ函数调用static void do_8259A_IRQ(unsigned int irq, struct pt_regs * regs) 而do_8259A_IRQ在进行必要的处理后，将调用已与此IRQ建立联系irqaction中的处理函数，以进行相应的中断处理。最后处理机将跳转到ret_from_intr进行必要处理后，整个中断处理结束返回。(相关源码都在文件arch/i386/kernel/IRQ.c和arch/i386/kernel/IRQ.H中。Irqaction结构参见上面的数据结构说明)
三. Bottom_half处理机制

　　在此版本(2.2.5)的Linux中，中断处理程序从概念上被分为上半部分（top half）和下半部分（bottom half）；在中断发生时上半部分的处理过程立即执行，但是下半部分（如果有的话）却推迟执行。内核把上半部分和下半部分作为独立的函数来处理，上半部分决定其相关的下半部分是否需要执行。必须立即执行的部分必须位于上半部分，而可以推迟的部分可能属于下半部分。

　　那么为什么这样划分成两个部分呢？
一个原因是要把中断的总延迟时间最小化。Linux内核定义了两种类型的中断，快速的和慢速的，这两者之间的一个区别是慢速中断自身还可以被中断，而快速中断则不能。因此，当处理快速中断时，如果有其它中断到达；不管是快速中断还是慢速中断，它们都必须等待。为了尽可能快地处理这些其它的中断，内核就需要尽可能地将处理延迟到下半部分执行。

另外一个原因是，当内核执行上半部分时，正在服务的这个特殊IRQ将会被可编程中断控制器禁止，于是，连接在同一个IRQ上的其它设备就只有等到该该中断处理被处理完毕后果才能发出IRQ请求。而采用Bottom_half机制后，不需要立即处理的部分就可以放在下半部分处理，从而，加快了处理机对外部设备的中断请求的响应速度。

还有一个原因就是，处理程序的下半部分还可以包含一些并非每次中断都必须处理的操作；对这些操作，内核可以在一系列设备中断之后集中处理一次就可以了。即在这种情况下，每次都执行并非必要的操作完全是一种浪费，而采用Bottom_half机制后，可以稍稍延迟并在后来只执行一次就行了。
　　由此可见，没有必要每次中断都调用下半部分；只有bh_mask 和 bh_active的对应位的与为1时，才必须执行下半部分(do_botoom_half)。所以，如果在上半部分中（也可能在其他地方）决定必须执行对应的半部分，那么可以通过设置bh_active的对应位，来指明下半部分必须执行。当然，如果bh_active的对应位被置位，也不一定会马上执行下半部分，因为还必须具备另外两个条件：首先是bh_mask的相应位也必须被置位，另外，就是处理的时机，如果下半部分已经标记过需要执行了，现在又再次标记，那么内核就简单地保持这个标记；当情况允许的时候，内核就对它进行处理。如果在内核有机会运行其下半部分之前给定的设备就已经发生了100次中断，那么内核的上半部分就运行100次，下半部分运行1次。

　　bh_base数组的索引是静态定义的，定时器底半处理过程的地址保存在第 0 个元素中，控制台底半处理过程的地址保存在第 1 个元素中,等等。当 bh_mask 和 bh_active 表明第 N 个底半处理过程已被安装且处于活动状态，则调度程序会调用第 N 个底半处理过程，该底半处理过程最终会处理与之相关的任务队列中的各个任务。因为调度程序从第 0 个元素开始依次检查每个底半处理过程，因此，第 0 个底半处理过程具有最高的优先级，第 31 个底半处理过程的优先级最低。

　　内核中的某些底半处理过程是和特定设备相关的，而其他一些则更一般一些。表二列出了内核中通用的底半处理过程。

表二、Linux 中通用的底半处理过程

　　当某个设备驱动程序，或内核的其他部分需要将任务排队进行处理时，它将任务添加到适当的系统队列中（例如，添加到系统的定时器队列中），然后通知内核，表明需要进行底半处理。为了通知内核，只需将 bh_active 的相应数据位置为 1。例如，如果驱动程序在 immediate 队列中将某任务排队，并希望运行 IMMEDIATE 底半处理过程来处理排队任务，则只需将 bh_active 的第 8 位置为 1。在每个系统调用结束并返回调用进程之前，调度程序要检验 bh_active 中的每个位，如果有任何一位为 1，则相应的底半处理过程被调用。每个底半处理过程被调用时，bh_active 中的相应为被清除。bh_active 中的置位只是暂时的，在两次调用调度程序之间 bh_active 的值才有意义，如果 bh_active 中没有置位，则不需要调用任何底半处理过程。

四．中断处理全过程

　　由前面的分析可知，对于0-31号中断向量，被保留用来处理异常事件；0x80中断向量用来作为系统调用的总入口点；而其他中断向量，则用来处理外部设备中断；这三者的处理过程都是不一样的。
异常的处理全过程

对这0-31号中断向量，保留用来处理异常事件；操作系统提供相应的异常的处理程序，并在初始化时把处理程序的入口等级在对应的中断向量表项中。当产生一个异常时，处理机就会自动把控制转移到相应的处理程序的入口，运行相应的处理程序，进行相应的处理后，返回原中断处。当然，在前面已经提到，此版本（2.2.5）的Linux只提供了0-17号中断向量的处理程序。

中断的处理全过程

　　对于0-31号和0x80之外的中断向量，主要用来处理外部设备中断；在系统完成初始化后，其中断处理过程如下：

　　当外部设备需要处理机进行中断服务时，它就会通过中断控制器要求处理机进行中断服务。如果 CPU 这时可以处理中断，CPU将根据中断控制器提供的中断向量号和中断描述符表（IDT）中的登记的地址信息，自动跳转到相应的interrupt[i]地址；在进行一些简单的但必要的处理后，最后都会调用函数do_IRQ , do_IRQ函数调用 do_8259A_IRQ 而do_8259A_IRQ在进行必要的处理后，将调用已与此IRQ建立联系irqaction中的处理函数，以进行相应的中断处理。最后处理机将跳转到ret_from_intr进行必要处理后，整个中断处理结束返回。
　　从数据结构入手，应该说是分析操作系统源码最常用的和最主要的方法。因为操作系统的几大功能部件，如进程管理，设备管理，内存管理等等，都可以通过对其相应的数据结构的分析来弄懂其实现机制。很好的掌握这种方法，对分析Linux内核大有裨益。

方法之四：以功能为中心，各个击破

　　从功能上看，整个Linux系统可看作有一下几个部分组成：
进程管理机制部分；

内存管理机制部分；

文件系统部分；

硬件驱动部分；

系统调用部分等；
　　以功能为中心、各个击破，就是指从这五个功能入手，通过源码分析，找出Linux是怎样实现这些功能的。

　　在这五个功能部件中，系统调用是用户程序或操作调用核心所提供的功能的接口；也是分析Linux内核源码几个很好的入口点之一。对于那些在dos或Uinx、Linux下有过C编程经验的高手尤其如此。又由于系统调用相对其它功能而言，较为简单，所以，我就以它为例，希望通过对系统调用的分析，能使读者体会到这一方法。

　　与系统调用相关的内容主要有：系统调用总控程序，系统调用向量表sys_call_table，以及各系统调用服务程序。下面将对此一一介绍：
保护模式下的初始化过程中，设置并初始化idt,共256个入口，服务程序均为ignore_int, 该服务程序仅打印“Unknown interruptn”。（源码参见/Arch/i386/KERNEL/head.S文件；相关内容可参见 保护模式下的初始化 部分）
在系统初始化完成后运行的第一个内核程序start_kernel中，通过调用 trap_init函数，把各自陷和中断服务程序的入口地址设置到 idt 表中；同时，此函数还通过调用函数set_system_gate 把系统调用总控程序的入口地址挂在中断0x80上。其中：
start_kernel的原型为void __init start_kernel(void) ,其源码在文件 init/main.c中；
trap_init函数的原型为void __init trap_init(void)，定义在arch/i386/kernel/traps.c 中
函数set_system_gate同样定义在arch/i386/kernel/traps.c 中，调用原型为set_system_gate(SYSCALL_VECTOR,&system_call)；
其中，SYSCALL_VECTOR是定义在 linux/arch/i386/kernel/irq.h中的一个常量0x80；
而 system_call 即为系统调用总控程序的入口地址；中断总控程序用汇编语言定义在arch/i386/kernel/entry.S中。
（其它相关内容可参见 中断和中断处理 部分）
系统调用向量表sys_call_table, 是一个含有NR_syscalls=256个单元的数组。它的每个单元存放着一个系统调用服务程序的入口地址。该数组定义在/arch/i386/kernel/entry.S中；而NR_syscalls则是一个等于256的宏，定义在include/linux/sys.h中。
各系统调用服务程序则分别定义在各个模块的相应文件中；例如asmlinkage int sys_time(int * tloc)就定义在kerneltime.c中；另外，在kernelsys.c中也有不少服务程序；