操作系统的系统调用、硬件设备的事件处理都不开中断机制。XV6 在进入内核态后将切换到内核堆栈，从而与用户进程的执行流脱离关系。XV6 自带的英文文献使用 trap 来指代软中断 （INT 指令）、硬件中断和异常，这源于 Unix 系统中的术语。我们则使用中断一词来指代其他三者更符合中文资料的习惯，这有别于 XV6 的英文资料中使用 trap 来统一指代其他三者。而 X86 硬件相关的文献可能会将三者做明显区分。因此后续内容会混合使用陷阱、中断和异常三个术语，必要时请读者自行区分。
中断涉及到进入服务程序、执行服务代码以及返回三个环节。与函数的调用和返回有相似之处，但还涉及到保护级的改变、堆栈的切换等特有的问题。
在实地址模式中，CPU 把内存中从 0 开始的 1 K 字节作为一个中断向量表。表中的每个表项占 4 个字节，由两个字节（16 bit）的段基址和两个字节（16 bit）的偏移量组成，这样构成的地址便是相应中断处理程序的（20 bit）入口地址。在保护模式下，中断向量表中的表项由 8 个字节组成，中断向量表也改称为中断描述符表 IDT （Interrupt Descriptor Table）。其中的每个表项叫做一个门描述符（Gate Descriptor），“门” 的含义是当中断发生时必须先通过这些门，然后才能进入相应的处理程序。
有了 IDT 的概念后，我们可以给出 X86 保护模式下的地址相关的比较完整的系统框图，包含了 GDT、LDT、IDT，以及被它们所描述的代码段、数据段、堆栈段、TSS 段等。
处理器硬件根据中断号在中断向量表中查找相应的处理程序的入口，从而做出相应的响应。X86 架构上的中断向量表称为中断描述符表（IDT，Interrupt Descriptor Table），中断描述符表是一个系统表，由 X86 处理器的 IDT 寄存器（IDTR，Interrupt Descriptor Table Register）给出具体信息。与 GDTR 的作用类似（结构也相同），IDTR 寄存器用于存放中断描述符表 IDT 的 32 位线性基地址和 16 位表长度值。指令 LIDT 和 SIDT 分别用于加载和保存 IDTR 寄存器的内容。在机器刚加电或处理器复位后，基地址被默认地设置为 0，而长度值被设置成 0xFFFF。
从 X86 硬件体系结构上说，中断描述符表 IDT 中的描述符可以有三种类型：任务门描述符、中断门描述符和陷阱门描述符。Linux 利用中断门描述符记录中断入口，利用陷阱门描述符记录异常处理代码入口，用任务门描述符记录 Double Fault 处理代码入口。
IDT 表的每一项都和一个中断（中断及异常）向量一一对应，发生中断或异常时 CPU 硬件将中断号作为访问该表的索引，自动找到相应的 “中断处理程序入口地址” 及相关的 “访问特权级” 有关的信息等，即中断描述符。每个描述符需要 8 个字 节，所以该表最多 256*8=2048 字节那么长。
在 i8086 中断系统中的前 5 个中断，系统已经给出了固定的定义和处理功能，故又称它们为专用中断，其中除了非屏蔽中断而外，其余的 4 个都属于内部中断。
| 0~5 | 6~31 | 32~255 |
|---|---|---|
| 专用中断 | 系统保留 | 用户自定义 |
除数为零中断：类型码 0；当执行除法时，如果除数为零，CPU 自动产生一个类型 0 中断。
单步中断 类型码 1；受 TF 为控制，当 TF 为 1 时，每执行一条指令，就产生一个单步中断，主要使用于程序调试过程中。
断点中断：类型码 3；主要用于程序调试中，即在指定位置设置断点，当 CPU 执行到此断点位置时将转入到断点服务子程序。
溢出中断（INTO）：类型码 4；当 CPU 执行加 / 减操作时，如果有溢出产生，并且其后执行该指令时则会作出相应的处理操作。
在 IDT 表中存放的不是段描述符（存储段描述符和系统段描述符），而是四种门描述符。门描述符并不描述某种内存段，而是描述控制转移的入口点。这种描述符好比一个通向另一代码段的门。通过这种门，可实现任务内特权级的变换和任务间的切换。所以这种门描述符也称为控制门。
描述符的 s=0 时表示的不是代码或数据，而是系统相关的 LDT 或 4 种门描述符。其中 TSS 的 TYPE=1001 或 1011、LDT 的 TYPE=0010。 可以出现在 IDT 表中的有中断门（s=0，TYPE=D110）、陷阱门（s=0，TYPE=D111）和任务门（s=0，TYPE=0101），其中的中断门和陷阱门当 D=0 是 16 位而 D=1 是 32 位。
调用门不能出现在 IDT 表中，只能出现在 GDT 或 LDT 中。
IDT中的门（中断门、陷阱门、任务门）
X86 的四种门中，有三种可以出现在 IDT 表，和中断机制相联系，它们是中断门、陷阱门和任务门。
任务门
任务门（Task Gate）用于指示某个任务，利用段间转移指令 JMP 和段间调用指令 CALL， 通过任务门可实现任务切换。任务门内的选择子必须指向 GDT 中的任务状态段 TSS 描述符，门中的偏移（低 16 bit）无意义。任务的入口点保存在 TSS 中，XV6 和 Linux 都不使用这种方式来进入内核代码。 Linux 利用 TSS 来进行不同运行级别的堆栈切换。
任务门结构如下（63~32，31~0）
| 31~16 | 15 | 14~13 | 12~8 | 7~0 |
|---|---|---|---|---|
| Reserved | P | DPL | 00101 | Reserved |
| 31~16 | 15~0 |
|---|---|
| TSS Segment Selector | Reserved |
中断门和陷阱门
中断门（Interrupt Gate）和陷阱门（Trap Gate）描述中断和异常处理程序的人口点。中断门和陷阱门内的选择子必须指向代码段描述符，门内的偏移就是对应代码段的入口点的偏移。 中断门和陷阱门只有在中断描述符表 IDT 中才有效。Linux 的系统调用机制使用 INT 指令通过中断门来完成系统调用并进入内核态。
中断门与陷阱门相似，不同之处在于，通过中断门后，处理器将清除 IF 标志从而屏蔽可屏蔽中断，但是不清除 IF。
中断门结构如下（63~32，31~0），D=0 是 16 位，D=1 是 32 位
| 31~16 | 15 | 14~13 | 12~8 | 7~5 | 4~0 |
|---|---|---|---|---|---|
| Offset 31:16 | P | DPL | 0D110 | 000 | Reserved |
| 31~16 | 15~0 |
|---|---|
| Segment Selector | Offset 15:0 |
任务门结构如下（63~32，31~0），D=0 是 16 位而 D=1 是 32 位
| 31~16 | 15 | 14~13 | 12~8 | 7~5 | 4~0 |
|---|---|---|---|---|---|
| Offset 31:16 | P | DPL | 0D111 | 000 | Reserved |
| 31~16 | 15~0 |
|---|---|
| Segment Selector | Offset 15:0 |
GDT/LDT 中的门（调用门）
调用门用于在不同特权级之间实现受控的程序控制转移，通常仅用于使用特权级保护机制的操作系统中。本质上，它只是一个描述符，一个不同于代码段和数据段的描述符，可以出现在 GDT 或者 LDT 中，但是不能出现在 IDT（中断描述符表）中。XV6 和 Linux 都没有用到调用门，读者如不感兴趣可以跳过本小节内容。
调用门描述某个子程序的入口。调用门内的选择子必须实现代码段描述符，调用门内的偏移是对应代码段内的偏移。利用段间调用指令 CALL，通过调用门可实现任务内从外层特权级变换到内层特权级。 XV6 和 Linux 并不使用 CALL 指令和调用门来执行内核代码（完成用户态到内核态的转换）。
门描述符内偏移 4 字节的位 0 至位 4 是双字计数字段，该字段只在调用门描述符中有效，在其它门描述符中无效。主程序通过堆栈把入口参数传递给子程序，如果在利用调用门调用子程序时引起特权级的转换和堆栈的改变，那么就需要将外层堆栈中的参数复制到内层堆栈。该双字计数字段就是用于说明这种情况发生时，要复制的双字参数的数量。
同一任务内部的代码分成不同的运行级别，这在常见的操作系统实现中并没有对应的模式和机制。也就是说现在商用的各种常见处理器和操作系统上，一个程序内部的优先级是固定且唯一的。因此 Linux 和 XV6 都没有使用调用门。
调用门的结构如下（63~32，31~0）
| 31~16 | 15 | 14~13 | 12 | 11~8 | 7~5 | 4~0 |
|---|---|---|---|---|---|---|
| Offset 31:16 | P | DPL | 0 | 1110 | 000 | Param Count |
| 31~16 | 15~0 |
|---|---|
| Segment Selector | Offset 15:0 |
四种门的区别和联系
XV6 对门的处理比较简单，直接根据需要填写。而 Linux 代码则对这三类硬件类型的门进 一步细分（根据所填写的内容再作区分），分成了以下五种软件概念上的门：中断门（Interrupt Gate）、系统门（System Gate）、系统中断门（System Interrupt Gate）、陷阱门（Trap Gate）、 任务门（Task Gate）。
所有通过这些门进行的跳转都需经过严格的权限检查，否则用户态通过 INT 指令可以触发并执行中断向量号为 0~255 的任意一个中断。这正是 “门” 的本义，所以中断描述符不能简单看成跳转地址，还必须认识到它起到权限检查的关卡作用。
首先是发起调用的时候 CPU 特权级 CPL（其 CS 中最低 2 bit）不得低于（数值小于或等于） 门的特权级 DPL。例如外设中断的中断门描述符 DPL 为 0，从用户态 CPL=3 是无法直接调用中断处理代码的，因为此时 CPL 大于门描述符 DPL，即特权级不够高（特权级越高数值越小）。只有硬件中断发生后，CPU 特权级提升（提升到 0 级）后才能跳转去执行中断处理代码。而系统调用则可以在用户态发生，因为系统调用所使用的陷阱门的 DPL=3，因此 CPL 为任何特权级的代码都可以发出系统调用。
其次，即使通过了上面的检查，还需要检查跳转目标的代码段描述符的 DPL，如果目标代码段描述符 DPL 高于（数值小于或等于）被中断的代码 CPL，才可以执行。也就是中断代码可以打断用户代码，否则意味着不合理的，因为低优先级（CPL 数值大）的代码不可以打断高优先级 （CPL 数值小）的代码。
简单说，门的 DPL 用于控制是否允许执行这个门所对应的代码，而目标代码的 DPL 用于控制它所描述的代码能否打断现有任务。CPL 是当前进程的权限级别 （Current Privilege Level），是当前正在执行的代码所在的段的特权级，存在于 CS 寄存器的低两位。
如果有优先级提升，则需要设置 TSS（task segment descriptor）指定内核堆栈 %esp + 堆栈段选择子。
如果有优先级提升（从用户态进入到内核态），硬件自动地从 TSS（task segment descriptor）中获取相应运行级别的 ss / esp 值，并将当前进程的 ss / esp 保存到新堆栈里，从而完成堆栈切换。 否则，如果优先级不发生变化则不需要切换堆栈。如果优先级降低，也需要切换堆栈。
CPL、DPL 和 RPL
CPL 是当前进程的权限级别（Current Privilege Level），是当前正在执行的代码所在的段的特权级，存在于 cs 寄存器的低两位。
RPL 说明的是进程对段访问的请求权限（Request Privilege Level），是对于段选择子而言的， 每个段选择子有自己的 RPL，它说明的是进程对段访问的请求权限，有点像函数参数。而且 RPL 对每个段来说不是固定的，两次访问同一段时的 RPL 可以不同（用不同的选择子，例如 DS）。RPL 可能会削弱 CPL 的作用，例如当前 CPL=0 的进程要访问一个数据段，它把段选择符 （DS）中的 RPL 设为 3，这样虽然它对该段仍然只有特权为 3 的访问权限。
DPL 存储在段描述符中，规定访问该段的权限级别（Descriptor Privilege Level），每个段的 DPL 固定。
一个段描述符的 DPL 是固定的，由段描述符的低 2 bit 指出。但是我们可以用不同的 RPL 来访问这个段，使用不同的段选择子。例如，内核代码是 0 级，可以同过 1 级或 3 级的 ds / es 去访问一个 3 级的数据。但是内核代码 0 级，不能通过 1 级或 3 级 的 ds 去访问内核数据区。
CPL
CPL 是当前执行的程序或任务的特权级，有当前执行代码的 CS 低 2 bit 指出。它被存储在 CS 和 SS 的第 0 位和第 1 位上。通常情况下，CPL 代表代码所在的段的特权级。当程序转移到不同特权级的代码段时，处理器将改变 CPL。XV6 和 Linux 一样都只有 0 和 3 两个值，分别表示用户态和内核态。
DPL
DPL 是段描述符或门描述符中给出的特权级。它被存储在段描述符或者门描述符的 DPL 字段中，如果当前代码段试图 CALL 访问一个段（调用门）或者 INT（中断门、陷阱门、任 务门），DPL 将会和 CPL 以及段或者门选择子的 RPL 相比较，根据段或者门类型的不同，DPL 将会区别对待。
RPL
RPL 是 “将要被访问” 的代码或数据的段选择子的第 0 和第 1 位表现出来的。RPL 是代码中根据不同段跳转而确定，以动态刷新 CS 里的 CPL，在代码段选择符中。而且 RPL 对每个段来说不是固定的，两次访问同一段时的 RPL 可以不同。操作系统往往用 RPL 来避免低特权级应用程序访问高特权级段内的数据，即便提出访问请求的段有足够的特权级，如果 RPL 不够也是不行的，当 RPL 的值比 CPL 大的时候，RPL 将起决定性作用。也就是说，RPL 相当于附加的一 个权限控制，只有当 RPL>DPL 的时候，才起到实际的限制作用。
Intel 设置 DPL、RPL、CPL 以实现分级和权限检查。
DPL：描述符特权（Descriptor Privilege Level）
存储在描述符中的权限位，用于描述代码的所属的特权等级，也就是代码本身真正的特权级。一个程序可以使用多个段（Data，Code，Stack），也可以只用一个 code 段等。正常的情况下， 当程序的环境建立好后，段描述符都不需要改变，当然 DPL 也不需要改变，因此每个段的 DPL 值是固定的。
RPL：请求特权级 RPL（Request Privilege Level）
RPL 保存在选择子的最低两位。 RPL 说明的是进程对段访问的请求权限，意思是当前进程想要的请求权限。RPL 的值由程序员自己来自由的设置，并不一定 RPL>=CPL，但是当 RPL<CPL 时，实际起作用的就是 CPL 了，因为访问时的特权检查是判断：EPL=max(RPL,CPL)<=DPL 是否 成立，所以 RPL 可以看成是每次访问时的附加限制，RPL=0 时附加限制最小，RPL=3 时附加限制最大。所以你不要想通过来随便设置一个 RPL 来访问一个比 CPL 更内层的段。
因为你不可能得到比自己更高的权限，你申请的权限一定要比你实际权限低才能通过 CPU 的审查，才能对你放行。所以实际上 RPL 的作用是程序员可以把自己的程序降级运行，有些时候为了更好的安全性，程序可以在适当的时机把自身降低权限（RPL 设成更大的值）。
网上许多人都说在问 RPL 的作用，我也很晕。Intel 的手册中对 RPL 的作用只是这样做的简短解释的：
The RPL can be used to insure that privileged code does not access a segment on behalf of an application program unless the program itself has access privileges for that segment.
后来找到了一些资料对这段话进行了扩充和举例，我才明白一些：
对于特权级高的进程 RPL 是作用是防止自己不小心访问到一些资料段。比方说，如果进程 A 的 CPL=0，它知道它的委托进程 B 的 DPL=3，也知道数据段 C 的 DPL=2，而这数据段是不能让 CPL>2 的进程访问的。
那么如果你是进程 A 的程序员根本不需要 RPL 的帮助，也不会试图让进程 A 访问数据段 C 的数据，因为这样做只会浪费时间。当然如果你一定要访问数据段 C 的数据然后把数据传给委托进程 B，这就是你的选择，你真的可以这样做，但后果自负。只是有时候要访问的数据段我们不知道它的 DPL 是什么，也不知道能不能让进程 B 访问，其中的一个解决方法就是把委托进程 B 的 DPL 以 RPL 的方法告诉数据段 C 让它决定接受或不接受。（我想应该是通过程序把 B 的 DPL 装入到 A 的选择子中，然后再由 A 去访问数据段 C）
CPL：当前任务特权（Current Privilege Level）
表示当前正在执行的代码所处的特权级。CPL 保存在 CS 中的最低两位，是针对 CS 而言的。 当选择子成功装入 CS 寄存器后，相应的选择子中的 RPL 就变成了 CPL。因为它的位置变了， 已经被装入到 CS 寄存器中了，所表达的意思也发生了变，原来的要求等级已经得到了满足， 就是当前自己的等级。
选择子可以有许多个，因此 RPL 也就有许多个。而 CPL 就不同了，正在执行的代码在某一时刻就只有这个值唯一的代表程序的 CPL。
另外特别要求 CS 与 SS 的特权级必须保持一致。对于装入 DS、ES、FS、GS 的选择子 INTEL 没有给它们起什么特殊的名称，我也不知道应该叫它们什么，也许可以仍然称它为 RPL。