步骤

1.写出框架
2.硬件操作(操作虚拟地址ioremap

linux中断处理体系架构

1.重要函数 trap_init() init_IRQ(); asm_do_IRQ中断总入口: 分辨中断,处理中断,清中断。

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，比如清楚中断，禁止中断，重新使能中断等。

5）handle_irq逐个调用用户在action链表中注册的处理函数。

6)request_irq(irq，handler，flags，name，dev_id)请求注册中断 free_irq(irq,dev_id)卸载中断

1. 关于 wait_event_interruptible() 和 wake_up()的使用

读一下wait_event_interruptible()的源码，不难发现这个函数先将
当前进程的状态设置成TASK_INTERRUPTIBLE，然后调用schedule()，
而schedule()会将位于TASK_INTERRUPTIBLE状态的当前进程从runqueue
队列中删除。从runqueue队列中删除的结果是，当前这个进程将不再参
与调度，除非通过其他函数将这个进程重新放入这个runqueue队列中，
这就是wake_up()的作用了。 由于这一段代码位于一个由condition控制的for(;;)循环中，所以当由
shedule()返回时(当然是被wake_up之后，通过其他进程的schedule()而
再次调度本进程)，如果条件condition不满足，本进程将自动再次被设
置为TASK_INTERRUPTIBLE状态，接下来执行schedule()的结果是再次被
从runqueue队列中删除。这时候就需要再次通过wake_up重新添加到
runqueue队列中。 如此反复，直到condition为真的时候被wake_up. 可见，成功地唤醒一个被wait_event_interruptible()的进程，需要满足： 在 1)condition为真的前提下，2) 调用wake_up()。 所以，如果你仅仅修改condition，那么只是满足其中一个条件，这个时候，
被wait_event_interruptible()起来的进程尚未位于runqueue队列中，因
此不会被 schedule。这个时候只要wake_up一下就立刻会重新进入运行调度。

1. 关于wait_event_interruptible的返回值

根据 wait_event_interruptible 的宏定义知： 1) 条件condition为真时调用这个函数将直接返回0，而当前进程不会
被 wait_event_interruptible和从runqueue队列中删除。 2) 如果要被wait_event_interruptible的当前进程有nonblocked pending
signals, 那么会直接返回-ERESTARTSYS(i.e. -512)，当前进程不会
被wait_event_interruptible 和从runqueue队列中删除。 3) 其他情况下，当前进程会被正常的wait_event_interruptible，并从
runqueue队列中删除，进入TASK_INTERRUPTIBLE状态退出运行调度，
直到再次被唤醒加入runqueue队列中后而参与调度，将正常返回0。 附1：wait_event_interruptible 宏

define wait_event_interruptible(wq, condition)

({
int __ret = 0;
if (!(condition))
__wait_event_interruptible(wq, condition, __ret);
__ret;
}) 注: C语言中{a,b, …, x}的的值等于最后一项，即x，因此上述
宏的值是 __ret。