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在 Linux C 程序開(kāi)發(fā)的過(guò)程中，信號(hào)的處理是一個(gè)非常重要的話題。信號(hào)的正確處理能夠保證程序的正常運(yùn)行，也能幫助開(kāi)發(fā)者找出程序中的一些潛在問(wèn)題。在信號(hào)處理中，信號(hào)屏蔽是一個(gè)非常重要的概念。它能夠保護(hù)程序在信號(hào)處理期間不被打斷，從而保證程序的穩(wěn)定運(yùn)行。
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一、信號(hào)的基本概念
在 Linux 系統(tǒng)中，信號(hào)是進(jìn)程之間通信的一種手段。當(dāng)一個(gè)進(jìn)程需要通知另一個(gè)進(jìn)程某個(gè)事件已經(jīng)發(fā)生時(shí)，就可以通過(guò)發(fā)送信號(hào)的方式來(lái)通知。另外，信號(hào)也是操作系統(tǒng)向進(jìn)程通知系統(tǒng)事件的一種方式。
當(dāng)一個(gè)進(jìn)程收到一個(gè)信號(hào)時(shí)，它需要對(duì)該信號(hào)進(jìn)行處理。通常，進(jìn)程可以選擇忽略該信號(hào)，使用默認(rèn)方式處理該信號(hào)，或者將信號(hào)交給處理程序進(jìn)行處理。處理程序需要在接收到信號(hào)時(shí)執(zhí)行一些指定的操作，例如關(guān)閉文件，釋放資源等。
在 Linux C 中，信號(hào)可以通過(guò)調(diào)用 signal() 系列函數(shù)來(lái)設(shè)置。例如，可以通過(guò)下面的代碼將 SIGINT 信號(hào)指向處理函數(shù)：
“`
#include
void handler(int sig)
{
printf(“Received signal %d\n”, sig);
}
int mn()
{
signal(SIGINT, handler);
printf(“Press Ctrl+C to send SIGINT signal\n”);
while(1);
return 0;
}
“`
該程序設(shè)置了 SIGINT 的處理程序?yàn)?handler() 函數(shù)。當(dāng)程序運(yùn)行時(shí)，如果用戶按下 Ctrl+C，就會(huì)發(fā)送一個(gè) SIGINT 信號(hào)，程序?qū)?huì)執(zhí)行 handler() 函數(shù)。
二、信號(hào)的屏蔽
在信號(hào)處理期間，有些信號(hào)可能會(huì)中斷當(dāng)前任務(wù)的執(zhí)行。為了確保程序的穩(wěn)定運(yùn)行，我們需要將一些信號(hào)屏蔽掉，這將會(huì)使它們?cè)谛盘?hào)處理期間不會(huì)打斷當(dāng)前任務(wù)的執(zhí)行。
在 Linux C 中，通過(guò) sigprocmask() 函數(shù)來(lái)設(shè)置信號(hào)屏蔽。該函數(shù)的原型為：
“`
int sigprocmask(int how, const sigset_t *set, sigset_t *oldset);
“`
該函數(shù)有三個(gè)參數(shù)：
1. how：表示信號(hào)屏蔽方式，可以是以下三種取值：
– SIG_BLOCK：將 set 指向信號(hào)集中的信號(hào)添加到進(jìn)程的信號(hào)屏蔽字中；
– SIG_UNBLOCK：將 set 指向信號(hào)集中的信號(hào)從進(jìn)程的信號(hào)屏蔽字中刪除；
– SIG_SETMASK：用 set 指向信號(hào)集中的信號(hào)替換進(jìn)程的信號(hào)屏蔽字；
2. set：指向要設(shè)置的信號(hào)；
3. oldset：用來(lái)保存之前屏蔽的信號(hào)的。
該函數(shù)的具體用法可以參考下面的例子：
“`
#include
int mn()
{
sigset_t mask;
sigemptyset(&mask);
sigaddset(&mask, SIGINT);
sigprocmask(SIG_BLOCK, &mask, NULL);
printf(“SIGINT signal is blocked.\n”);
while (1);
return 0;
}
“`
該程序?qū)⑵帘?SIGINT 信號(hào)。運(yùn)行該程序后，按下 Ctrl+C 并不會(huì)觸發(fā) SIGINT 信號(hào)的處理，因?yàn)樵撔盘?hào)已經(jīng)被屏蔽了。
三、信號(hào)的處理函數(shù)中的信號(hào)屏蔽
在信號(hào)處理函數(shù)中，除了需要對(duì)信號(hào)進(jìn)行處理外，還需要考慮信號(hào)的屏蔽問(wèn)題。一些信號(hào)，在信號(hào)處理期間可能會(huì)被再次觸發(fā)。如果在信號(hào)處理函數(shù)中沒(méi)有進(jìn)行信號(hào)屏蔽，就可能會(huì)導(dǎo)致棧溢出和無(wú)限循環(huán)等問(wèn)題。
解決該問(wèn)題的方法是在信號(hào)處理函數(shù)的開(kāi)頭對(duì)信號(hào)進(jìn)行屏蔽操作，在函數(shù)結(jié)束時(shí)取消屏蔽。這個(gè)過(guò)程可以通過(guò) sigaction() 函數(shù)中的 sa_mask 字段來(lái)實(shí)現(xiàn)。例如：
“`
#include
void handler(int sig)
{
sigset_t mask;
sigemptyset(&mask);
sigaddset(&mask, sig);
sigprocmask(SIG_BLOCK, &mask, NULL);
printf(“Received signal %d\n”, sig);
sigprocmask(SIG_UNBLOCK, &mask, NULL);
}
int mn()
{
struct sigaction sa;
sigemptyset(&sa.sa_mask);
sigaddset(&sa.sa_mask, SIGINT);
sa.sa_flags = 0;
sa.sa_handler = handler;
sigaction(SIGINT, &sa, NULL);
while(1);
return 0;
}
“`
該程序中，handler() 函數(shù)在開(kāi)頭將 SIGINT 信號(hào)屏蔽，然后進(jìn)行信號(hào)處理，最后再將 SIGINT 信號(hào)取消屏蔽。這樣就可以保證在信號(hào)處理中不會(huì)再次收到該信號(hào)。
四、
相關(guān)問(wèn)題拓展閱讀：
- linux 內(nèi)核中斷 用什么鎖
- LINUX軟中斷通信
linux 內(nèi)核中斷 用什么鎖
首先我闡明一下，用鎖的情況只有兩種：
線程
文件
內(nèi)核程序在使用的時(shí)候也脫離不了這兩種鎖的概念。
中斷，是信號(hào)，是否要處理中斷信號(hào)喚茄？或者產(chǎn)生中斷信號(hào)仔核？
對(duì)信號(hào)來(lái)說(shuō)只有：
信號(hào)屏蔽、信號(hào)捕捉、信號(hào)排隊(duì)、可重如函數(shù)等概念。
你想問(wèn)的念鏈掘問(wèn)題，我沒(méi)猜測(cè)，在處理某個(gè)信號(hào)時(shí)，不想讓其他信號(hào)中斷，那么使用信號(hào)屏蔽字：
先設(shè)置要屏蔽的信號(hào)集，要保存的信號(hào)集，初始信號(hào)集，可供協(xié)調(diào)使用的函數(shù)有幾個(gè)：
#include
signal(這個(gè)不建議使用，應(yīng)為有些老的實(shí)現(xiàn)是有問(wèn)題的)，設(shè)置信號(hào)處理程序
sig_atomic_t 數(shù)據(jù)類型
sigprocmask，設(shè)置信號(hào)屏蔽字
sigaction，設(shè)置信號(hào)處理程序，功能跟強(qiáng)悍，可控性更好
sigsuspend，以原子性方式，等待某些信號(hào)發(fā)生，然后返回
你具體要做啥不清楚，但使用上面的信號(hào)相關(guān)的函數(shù)，肯定能實(shí)現(xiàn)你的功能。參考APUE的論述。
LINUX軟中斷通信
我驗(yàn)證下阿…一不小心就fork多了..
剛開(kāi)始我把kill的參數(shù)弄反了，信號(hào)和pid位置弄錯(cuò)了，調(diào)了半個(gè)小時(shí)，很郁悶..
你只是忽略了一點(diǎn)…，我也給忽略了。。。后來(lái)才想起來(lái)
你按下ctrl+C的時(shí)候，另外兩個(gè)fork出來(lái)的進(jìn)程，他們也會(huì)接到SIGINT。伍搭橡。。就退出了。。所以你要先在子進(jìn)程里面忽略這個(gè)SIGINT信號(hào)，用枝或signal(SIGINT,SIG_IGN)就OK了….
程序如下…
有解釋，你可以自己看腔旁看…
#include”stdio.h”
#include”unistd.h”
#include”signal.h”
#include”sys/types.h”
#include”stdlib.h”
int k=0;
pid_t child1=0,child2=0;
void func_main(int sig);
void func_child1(int sig);
void func_child2(int sig);
int main()
{
while((child1=fork())==-1);
if(child1==0)
{
printf(“child1 OK\n”);
signal(SIGINT,SIG_IGN);
signal(SIGUSR1,func_child1);
sleep(60);
}
else if(child1 >0)
{
while((child2=fork())==-1);
if(child2==0)
{
printf(“child 2 OK\n”);
signal(SIGINT,SIG_IGN);//你按下ctrl+C，子進(jìn)程也會(huì)接受到ctrl的信號(hào)…所以，子進(jìn)程忽略
//所提子進(jìn)程要忽略掉這個(gè)SIGINT信號(hào)
signal(SIGUSR2,func_child2);
sleep(60); //這里為了驗(yàn)證，如果進(jìn)程沒(méi)退出，40妙之后自動(dòng)會(huì)退出的
//不然就得手動(dòng)在終端里面kill掉這個(gè)進(jìn)程了…
//有時(shí)候成了僵尸進(jìn)程需要kill -9 才能殺死
}
else if(child2 >0)
{
signal(SIGINT,func_main);
printf(“children forked OK…\n”);
wait(0);
printf(“child return…\n”);
sleep(100);
return 0;
}
}
}
void func_main(int sig)
{
k++;
printf(“to send signal\n”);
//printf(“child1=%d,child2=%d\n”,child1,child2);
//if(k==1)
kill(child1,SIGUSR1);
//if(k==2)加上這句，再按一次ctrl C，子進(jìn)程2才會(huì)退出
就是你想要的效果了
kill(child2,SIGUSR2);
signal(SIGINT,SIG_DFL); //這里恢復(fù)ctrl+C的效果
//子進(jìn)程退出之后，我們?cè)侔匆淮蝐trl+C，當(dāng)前的父進(jìn)程就會(huì)像平常一樣，退出。
}
void func_child1(int sig)
{
printf(“child1 is killed by parent!\n”);
exit(0);
}
void func_child2(int sig)
{
printf(“child2 is killed by parent!\n”);
exit(0);
}
我也是初學(xué)者，這里抄一段《Linux設(shè)備驅(qū)動(dòng)程序》書上的給你：
Linux的中斷宏觀分為兩種：軟中斷和硬中斷。聲明一橘啟數(shù)下，這里的軟和硬的意思是指和軟件相關(guān)以及和硬件相關(guān)，而不是軟件實(shí)現(xiàn)的中斷或硬件實(shí)現(xiàn)的中斷。軟中斷就是“信號(hào)機(jī)制”。軟中斷不是軟件中斷。Linux通過(guò)信號(hào)來(lái)產(chǎn)生對(duì)進(jìn)程的各種中斷操作，我們現(xiàn)在知道的信號(hào)共有31個(gè)，其具體內(nèi)容這里略過(guò)。
一般來(lái)說(shuō)，軟中斷是由內(nèi)核機(jī)制的觸發(fā)事件引起的（例如進(jìn)程運(yùn)行超時(shí)），但是不可忽視有大量的軟中斷也是由于和硬件有關(guān)的中斷引起的，例如當(dāng)打印機(jī)端口產(chǎn)生一個(gè)硬件中斷時(shí)，會(huì)通知和硬件相關(guān)的硬中斷，硬中斷就會(huì)產(chǎn)生一個(gè)軟中斷并送到操作系統(tǒng)內(nèi)核里，這樣內(nèi)核就會(huì)根據(jù)這個(gè)軟中斷喚醒睡眠在打印機(jī)任務(wù)隊(duì)列中的處理進(jìn)程。
硬中斷就是通常意義上的“中斷處理程序”，它是直接處理由硬件發(fā)過(guò)來(lái)的中斷信號(hào)的。當(dāng)硬中斷收到它應(yīng)當(dāng)處理的中斷信號(hào)以后，就回去自己驅(qū)動(dòng)的設(shè)備上去看看設(shè)備的狀態(tài)寄存器以了解發(fā)生了什么事情，并進(jìn)行相應(yīng)的操作。
對(duì)于軟中斷，我們不做討論，那是進(jìn)程調(diào)度里要考慮的事情。由于我們討論的是設(shè)備驅(qū)動(dòng)程序的中斷問(wèn)題，所以焦點(diǎn)集中在硬中斷里。我們這里討論的是硬中斷，即和硬件相關(guān)的中斷。
要中斷，是因?yàn)橥庠O(shè)需要通知操作系統(tǒng)她那里發(fā)生了一些事情，但是中斷的功能僅僅是一個(gè)設(shè)備報(bào)警燈，當(dāng)燈亮的時(shí)候中斷處理程序只知道有事情發(fā)生了，但發(fā)生了什么事情還要親自到設(shè)備那里去看才行。也就是說(shuō)，當(dāng)中斷處理程序得知設(shè)備發(fā)生了一個(gè)中斷的時(shí)候，它并不知道設(shè)備發(fā)生了什么事情，只有當(dāng)它訪問(wèn)了設(shè)備上的一些狀態(tài)寄存器以后，才能知道具體發(fā)生了什么，要怎么去處理。
設(shè)備通過(guò)中斷線向中斷控制器發(fā)送高電平告訴操作系統(tǒng)它產(chǎn)生了一個(gè)中斷，而操作系統(tǒng)會(huì)從中斷控制器的狀態(tài)位知道是哪條中斷線上產(chǎn)生了中斷。PC機(jī)上使用的中斷控制器是8259，這種控制器每一個(gè)可以管理8條中斷線，當(dāng)兩個(gè)8259級(jí)聯(lián)的時(shí)候共可以控制15條中斷線。這里的中斷線是實(shí)實(shí)在在的電路，他們通過(guò)硬件接口連接到CPU外的設(shè)備控制器上。
并不是每個(gè)設(shè)備都可以向中斷線上發(fā)中斷信號(hào)的，只有對(duì)某一條確定的中斷線勇有了控制權(quán)，才可以向這條中斷線上發(fā)送信號(hào)。由于計(jì)算機(jī)的外部設(shè)備越來(lái)越多，所以15條中斷線已經(jīng)不夠用了，中斷線是非常寶貴的資源。要使用中斷線，就得進(jìn)行中斷線的申請(qǐng)，就是IRQ(Interrupt Requirement)，我們也常把申請(qǐng)一條中斷線成為申請(qǐng)一個(gè)IRQ或者是申請(qǐng)一個(gè)中圓首斷號(hào)。
IRQ是非常寶貴的，所以我們建議只有當(dāng)設(shè)備需要中斷的時(shí)候才申請(qǐng)占用一個(gè)IRQ，或者是在申請(qǐng)IRQ時(shí)采用共享中斷的方式，這樣可以讓更多的設(shè)備使用中斷。無(wú)論對(duì)IRQ的使用方式是獨(dú)占還是共享，申請(qǐng)IRQ的過(guò)程都是一樣的，分為3步：
1．將所有的中斷線探測(cè)一遍，看看哪些中斷還沒(méi)有被占用。從這些還沒(méi)有被占用的中斷中選一個(gè)作為該設(shè)備的IRQ。
2．通過(guò)中斷申請(qǐng)函數(shù)申請(qǐng)選定的IRQ，這是要指定申請(qǐng)的方式是獨(dú)占還是共享。
3．根據(jù)中斷申請(qǐng)函數(shù)的返回值決定怎么做：如果成功了萬(wàn)事大吉，如果沒(méi)成功則或者重新申請(qǐng)或者放棄申請(qǐng)并返回錯(cuò)誤。
Linux中的中斷處理程序很有特色，它的一個(gè)中斷處理程序分為兩個(gè)部分：上半部（top half）和下半部(bottom half)。之所以會(huì)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(dāng)一個(gè)中斷發(fā)生時(shí)，他就把設(shè)備驅(qū)動(dòng)程序中中斷例程的下半部掛到該設(shè)備的下半部執(zhí)行隊(duì)列中去，然后就沒(méi)事情了–等待新的中斷的到來(lái)。這樣旁薯一來(lái)，上半部執(zhí)行的速度就會(huì)很快，他就可以接受更多她負(fù)責(zé)的設(shè)備產(chǎn)生的中斷了。上半部之所以要快，是因?yàn)樗峭耆帘沃袛嗟?，如果她不?zhí)行完，其它的中斷就不能被及時(shí)的處理，只能等到這個(gè)中斷處理程序執(zhí)行完畢以后。所以，要盡可能多得對(duì)設(shè)備產(chǎn)生的中斷進(jìn)行服務(wù)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(fù)雜的，所以中斷處理程序必須多花一點(diǎn)時(shí)間才能夠把事情做完?？稍趺礃踊庠诙虝r(shí)間內(nèi)完成復(fù)雜處理的矛盾呢，這時(shí)候 Linux引入了下半部的概念。下半部和上半部更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?yàn)樯习氩恐皇菍⑾掳氩颗诺搅怂麄兯?fù)責(zé)的設(shè)備的中斷處理隊(duì)列中去，然后就什么都不管了。下半部一般所負(fù)責(zé)的工作是察看設(shè)備以獲得產(chǎn)生中斷的事件信息，并根據(jù)這些信息（一般通過(guò)讀設(shè)備上的寄存器得來(lái)）進(jìn)行相應(yīng)的處理。如果有些時(shí)間下半部不知道怎么去做，他就使用著名的鴕鳥(niǎo)算法來(lái)解決問(wèn)題–說(shuō)白了就是忽略這個(gè)事件。
由于下半部是可中斷的，所以在它運(yùn)行期間，如果其它的設(shè)備產(chǎn)生了中斷，這個(gè)下半部可以暫時(shí)的中斷掉，等到那個(gè)設(shè)備的上半部運(yùn)行完了，再回頭來(lái)運(yùn)行它。但是有一點(diǎn)一定要注意，那就是如果一個(gè)設(shè)備中斷處理程序正在運(yùn)行，無(wú)論她是運(yùn)行上半部還是運(yùn)行下半部，只要中斷處理程序還沒(méi)有處理完畢，在這期間設(shè)備產(chǎn)生的新的中斷都將被忽略掉。因?yàn)橹袛嗵幚沓绦蚴遣豢芍厝氲模粋€(gè)中斷處理程序是不能并行的。
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(zhí)行的快一點(diǎn)。但是由于現(xiàn)在硬件水平不斷上升，快中斷和慢中斷的運(yùn)行速度已經(jīng)沒(méi)有什么差別了，所以為了提高中斷例程事務(wù)處理的效率，從Linux kernel 2.0以后，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(jìn)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(lái)實(shí)現(xiàn)你的想法。
在處理中斷的時(shí)候，中斷控制器會(huì)屏蔽掉原先發(fā)送中斷的那個(gè)設(shè)備，直到她發(fā)送的上一個(gè)中斷被處理完了為止。因此如果發(fā)送中斷的那個(gè)設(shè)備載中斷處理期間又發(fā)送了一個(gè)中斷，那么這個(gè)中斷就被永遠(yuǎn)的丟失了。
之所以發(fā)生這種事情，是因?yàn)橹袛嗫刂破鞑⒉荒芫彌_中斷信息，所以當(dāng)前一個(gè)中斷沒(méi)有處理完以前又有新的中斷到達(dá)，他肯定會(huì)丟掉新的中斷的。但是這種缺陷可以通過(guò)設(shè)置主處理器(CPU)上的“置中斷標(biāo)志位”（sti）來(lái)解決，因?yàn)橹魈幚砥骶哂芯彌_中斷的功能。如果使用了“置中斷標(biāo)志位”，那么在處理完中斷以后使用sti函數(shù)就可以使先前被屏蔽的中斷得到服務(wù)。
有時(shí)候需要屏蔽中斷，可是為什么要將這個(gè)中斷屏蔽掉呢？這并不是因?yàn)榧夹g(shù)上實(shí)現(xiàn)不了同一中斷例程的并行，而是出于管理上的考慮。之所以在中斷處理的過(guò)程中要屏蔽同一IRQ來(lái)的新中斷，是因?yàn)橹袛嗵幚沓绦蚴遣豢芍厝氲?，所以不能并行?zhí)行同一個(gè)中斷處理程序。在這里我們舉一個(gè)例子，從這里子例中可以看出如果一個(gè)中斷處理程序是可以并行的話，那么很有可能會(huì)發(fā)生驅(qū)動(dòng)程序鎖死的情況。當(dāng)驅(qū)動(dòng)程序鎖死的時(shí)候，你的操作系統(tǒng)并不一定會(huì)崩潰，但是鎖死的驅(qū)動(dòng)程序所支持的那個(gè)設(shè)備是不能再使用了–設(shè)備驅(qū)動(dòng)程序死了，設(shè)備也就死了。
A是一段代碼，B是操作設(shè)備寄存器R1的代碼，C是操作設(shè)備寄存器R2的代碼。其中激發(fā)PS1的事件會(huì)使A1產(chǎn)生一個(gè)中斷，然后B1去讀R1中已有的數(shù)據(jù)，然后代碼C1向R2中寫數(shù)據(jù)。而激發(fā)PS2的事件會(huì)使A2產(chǎn)生一個(gè)中斷，然后B2刪除R1中的數(shù)據(jù)，然后C2讀去R2中的數(shù)據(jù)。
如果PS1先產(chǎn)生，且當(dāng)他執(zhí)行到A1和B1之間的時(shí)候，如果PS2產(chǎn)生了，這是A2會(huì)產(chǎn)生一個(gè)中斷，將PS2中斷掉（掛到任務(wù)隊(duì)列的尾部），然后刪除了 R1的內(nèi)容。當(dāng)PS2運(yùn)行到C2時(shí)，由于C1還沒(méi)有向R2中寫數(shù)據(jù)，所以C2將會(huì)在這里被掛起，PS2就睡眠在代碼C2上，直到有數(shù)據(jù)可讀的時(shí)候被信號(hào)喚醒。這是由于PS1中的B2原先要讀的R1中的數(shù)據(jù)被PS2中的B2刪除了，所以PS1頁(yè)會(huì)睡眠在B1上，直到有數(shù)據(jù)可讀的時(shí)候被信號(hào)喚醒。這樣一來(lái)，喚醒PS1和PS2的事件就永遠(yuǎn)不會(huì)發(fā)生了，因此PS1和PS2之間就鎖死了。
由于設(shè)備驅(qū)動(dòng)程序要和設(shè)備的寄存器打交道，所以很難寫出可以重入的代碼來(lái)，因?yàn)樵O(shè)備寄存器就是全局變量。因此，最簡(jiǎn)潔的辦法就是禁止同一設(shè)備的中斷處理程序并行，即設(shè)備的中斷處理程序是不可重入的。
有一點(diǎn)一定要清楚：在2.0版本以后的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(shè)備的下半部可以互相中斷，但一個(gè)特定的下半部不能被它自己所中斷（即同一個(gè)下半部不能并）。
由于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(shè)備驅(qū)動(dòng)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(jìng)爭(zhēng)條件出現(xiàn)了，就有可能會(huì)發(fā)生死鎖的情況，嚴(yán)重時(shí)可能會(huì)將整個(gè)系統(tǒng)鎖死。所以一定要避免競(jìng)爭(zhēng)條件的出現(xiàn)。只要注意一點(diǎn)：絕大多數(shù)由于中斷產(chǎn)生的競(jìng)爭(zhēng)條件，都是在帶有中斷的
內(nèi)核進(jìn)程被睡眠造成的。所以在實(shí)現(xiàn)中斷的時(shí)候，一定要相信謹(jǐn)慎的讓進(jìn)程睡眠，必要的時(shí)候可以使用cli、sti或者save_flag、restore_flag。
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