0. 引言1. Linux 中断的概念2. Linux 中断相关的源代码分析3. Linux 硬件中断4. Linux 软中断5. 中断优先级6. CPU在关中断状态下编程要注意的事项

1. 程序查询：CPU周期性询问外部设备是否准备就绪。该方式的明显的缺点就是浪费CPU资源，效率低下。但是在特定的场景下这种"程序查询"的方式还有有它的用武之地的例如，在网络驱动中，通常接口(Interface)每接收一个报文，就发出一个中断。而对于高速网络，每秒就能接收几千个报文，在这样的负载下，系统性能会受到极大的损害。为了提高系统性能，内核开发者已经为网络子系统开发了一种可选的基于查询的接口NAPI(代表new API)。当系统拥有一个高流量的高速接口时，系统通常会收集足够多的报文，而不是马上中断CPU 2. 中断方式这是现代CPU最常用的与外围设备通信方式。相对于轮询，该方式不用浪费稀缺的CPU资源，所以高效而灵活。中断处理方式的缺点是每传送一个字符都要进行中断，启动中断控制器，还要保留和恢复现场以便能继续原程序的执行，花费的工作量很大，这样如果需要大量数据交换，系统的性能会很低 3. DMA方式通常用于高速设备，设备请求直接访问内存，不用CPU干涉。但是这种方式需要DMA控制器，增加了硬件成本。在进行DMA数据传送之前，DMA控制器会向CPU申请总线控制 权，CPU如果允许，则将控制权交出，因此，在数据交换时，总线控制权由DMA控制器掌握，在传输结束后，DMA控制器将总线控制权交还给CPU 

http://blog.sina.com.cn/s/blog_5d0e8d0d01019cds.html

http://www.cnblogs.com/LittleHann/p/4111692.html

1. 异步中断(外部中断)外部中断是由外部设备引发的中断，这类中断的特点是中断的发生完全是"瞬发"的，例如    1) 鼠标    2) 键盘2. 同步中断(内部中断)从CPU的角度看，内部中断是一个同步事件，它是执行某条指令时产生的，例如    1) 缺页异常    2) 除零异常    3) 系统调用systemcall trap

1. 可被屏蔽中断：允许延迟响应2. 不可被屏蔽中断：高实时场景需求，必须立即被响应

1. 软件中断    1) Ring3代码中触发的指令中断    2) 操作系统自身触发的缺页中断这是操作系统提供的对CPU中断的一个接口，以中断号的形式进行编号2. 硬件中断    1) 外部硬件设备触发的硬件中断(电平信号)

1. 建立一个适当的环境，即保存现场(entry path)进入路径的关键任务有:    1) 从用户态栈切换到和心态栈(内存栈的切换)    2) 保存用户应用程序当前的寄存器状态，以便在中断活动结束后恢复2. 调用处理程序自身3. 将系统还原，即还原现场(exit path)退出路径的关键任务有:    1) 调度器是否应该选择一个新进程代替旧的进程    2) 是否有信号必须投递到原进程    3) 从中断返回后，只有确认了以上1.)、2.)问题后，内核才能完成其常规任务，即还原寄存器集合、切换到用户态栈、切换到适用于用户应用程序的适当的处理器状态

1. 实现(特别是在禁用其他中断时，即最高中断级情况下)的代码逻辑应该包含尽可能少的代码，已支持快速处理2. 可以在其他ISR执行期间调用的中断处理程序例程，不能彼此干扰(即对全局资源、同步操作的锁操作)

1. 关键操作必须在中断发生后立即执行。否则，无法维持系统的稳定性，或计算机的正确运作，在执行此类操作期间，必须禁用其他中断2. 非关键操作也应该尽快执行，但允许启用中断(因而可能被其他系统事件中断)3. 可延期操作不是特别重要，不必在中断处理程序中实现。内核可以延迟这些操作，在时间充裕时进行。内核提供了tasklet，用于在稍后执行可延期操作

1. 汇编语言代码：与处理器高度相关，用于处理特定平台上相关的底层细节2. 抽象接口：设备驱动程序及其他内核代码安装和管理IRQ处理程序所需的

struct irq_desc irq_desc[NR_IRQS] __cacheline_aligned_in_smp = {    /*    IRQ的最大数量主要取决于辅助CPU管理IRQ的辅助芯片    1. alpha: 32个中断    2. wildfire: 2048个中断    3. IA-64: 256个中断    4. IA-32、8256A控制器: 16个中断    */    [0 ... NR_IRQS-1] =     {        .status = IRQ_DISABLED,        .chip = &no_irq_chip,        //handle_bad_irq对没有安装处理程序的中断进行确认        .handle_irq = handle_bad_irq,        .depth = 1,        .lock = __SPIN_LOCK_UNLOCKED(irq_desc->lock),    }};

1. 高层ISR(high-level interrupt service routines 高层中断服务例程)针对设备驱动程序端(或其他内核组件)的中断，执行由此引起的所有必要的工作。例如，如果设备使用中断通知一些数据已经到达，那么高层ISR的工作应该是将数据复制到适当的位置2. 中断电流处理(interrup flow handling)处理不同的中断电流类型之间的各种差别，如    1) 边沿触发(edge-triggering): 硬件通过感知线路上的点位差来检测中断    2) 电平触发(level-triggering): 根据特定的电势值检测中断，与电势是否改变无关3. 芯片级硬件封装(chip-level hardware encapsultion)需要与在电子学层次上产生中断的底层硬件直接通信，该抽象层可以视为中断控制器的某种"设备驱动程序"

http://www.cnblogs.com/LittleHann/p/3865490.html

1. 电流层ISR: 由handle_irq提供handler_data可以指向任意数据，该数据可以是特定于IRQ或处理程序的。每当发生中断时，特定于体系结构的代码都会调用handle_irq。该函数负责使用chip中提供的特定于控制器的方法，进行处理中断所必需的一些底层操作 2. action提供了一个操作链: 需要在中断发生时执行由中断通知的设备驱动程序，可以将与之相关的处理程序函数放置在此处3. 电流处理和芯片相关操作被封装在chip中chip_data指向可能与chip相关的任意数据4. name指定了电流层处理程序的名称，将显示在/proc/interrupts中。对边沿触发中断，通常是"edge"，对电平触发中断，通常是"level"5. delth: 用于确定IRQ电路是启用的还是禁用的    1) 0: 表示启用    2) 正值: 表示禁用6. irq_count、irq_unhandled字段提供了一些统计量，可用于检测停顿和未处理，但持续发生的中断。即假中断(spurious interrupt)7. status: 描述了IRQ的当前状态IRQ不仅可以在处理程序安装期间改变其状态，而且可以在运行时改变，根据status当前的值，内核很容易获知某个IRQ的状态，而无需了解底层实现的硬件相关特性irq.h中定义了各种表示当前状态的常数，可用于描述IRQ电路当前的状态。每个常数表示位串中的一个置为的标志位(可以同时设置)

http://www.cnblogs.com/LittleHann/p/3865490.html//搜索：struct irq_chip//搜索：struct irqaction

1. 设置控制器硬件内核提供了一系列的标准函数，用于注册irq_chip和设置电流程序    1) extern int set_irq_chip(unsigned int irq, struct irq_chip *chip);    将一个IRQ芯片以irq_chip实例的形式关联到某个特定的中断    2) static inline void set_irq_handler(unsigned int irq, irq_flow_handler_t handle);    3) static inline void set_irq_chained_handler(unsigned int irq, irq_flow_handler_t handle);    为某个给定的IRQ编号设置电流处理程序    4) extern void set_irq_chip_and_handler(unsigned int irq, struct irq_chip *chip, irq_flow_handler_t handle);    5) extern void set_irq_chip_and_handler_name(unsigned int irq, struct irq_chip *chip, irq_flow_handler_t handle, const char *name);    这是一个快捷方式，它相当于连续调用上述的各函数2. 电流处理    1) 边沿触发中断    2) 电平触发中断    3) 其他中断类型

1. 注册IRQ由设备驱动程序动态注册ISR的工作，IRQ注册的过程就是基础数据结构的创建和填充的过程2. 释放IRQ释放IRQ的过程和注册的过程正好相反，即将相关的数据结构从内核的一般数据结构中删除3. 注册中断我们知道，CPU需要响应的中断由两部分引起    1) 系统外设的中断请求所引发的中断    2) 由处理器本身、或用户进程中的软件机制所引发的中断

1. 进入路径从用户态切换到内核态2. 执行实际的处理程序例程3. 从和心态切换回用户态

http://www.cnblogs.com/LittleHann/p/3850655.htmlhttp://www.cnblogs.com/LittleHann/p/3850653.htmlhttp://www.cnblogs.com/LittleHann/p/3871630.htmlhttp://blog.csdn.net/droidphone/article/details/7445825

1. 系统调用(在2.6以后，系统调用不采用中断而是采用sysenter进入内核了)2. 键盘鼠标外设3. 硬盘的数据传输4. 网卡的数据通信...

..common_interrupt:    addl $-0x80,(%esp)    /* Adjust vector into the [-256,-1] range */    SAVE_ALL    TRACE_IRQS_OFF    movl %esp,%eax    call do_IRQ    jmp ret_from_intrENDPROC(common_interrupt)    CFI_ENDPROC..

1. x86\linux-3.15.5\arch\x86\kernel\irq.c__visible unsigned int __irq_entry do_IRQ(struct pt_regs *regs)2. arm\linux-3.15.5\arch\arm\kernel\irq.casmlinkage void __exception_irq_entry asm_do_IRQ(unsigned int irq, struct pt_regs *regs)

1. IA-32 CPU体系结构下，pt_regs通常定义如下\linux-3.15.5\arch\x86\include\asm\ptrace.h struct pt_regs {    unsigned long bx;    unsigned long cx;    unsigned long dx;    unsigned long si;    unsigned long di;    unsigned long bp;    unsigned long ax;    unsigned long ds;    unsigned long es;    unsigned long fs;    unsigned long gs;    unsigned long orig_ax;    unsigned long ip;    unsigned long cs;    unsigned long flags;    unsigned long sp;    unsigned long ss;};#else /* __i386__ */struct pt_regs {    unsigned long r15;    unsigned long r14;    unsigned long r13;    unsigned long r12;    unsigned long bp;    unsigned long bx;/* arguments: non interrupts/non tracing syscalls only save up to here*/    unsigned long r11;    unsigned long r10;    unsigned long r9;    unsigned long r8;    unsigned long ax;    unsigned long cx;    unsigned long dx;    unsigned long si;    unsigned long di;    unsigned long orig_ax;/* end of arguments *//* cpu exception frame or undefined */    unsigned long ip;    unsigned long cs;    unsigned long flags;    unsigned long sp;    unsigned long ss;/* top of stack page */};2. PA-Risc CPU体系结构下\linux-3.15.5\arch\parisc\include\uapi\asm\ptrace.h struct pt_regs {    unsigned long gr[32];    /* PSW is in gr[0] */    __u64 fr[32];    unsigned long sr[ 8];    unsigned long iasq[2];    unsigned long iaoq[2];    unsigned long cr27;    unsigned long pad0;     /* available for other uses */    unsigned long orig_r28;    unsigned long ksp;    unsigned long kpc;    unsigned long sar;    /* CR11 */    unsigned long iir;    /* CR19 */    unsigned long isr;    /* CR20 */    unsigned long ior;    /* CR21 */    unsigned long ipsw;    /* CR22 */};

__visible unsigned int __irq_entry do_IRQ(struct pt_regs *regs){    //将一个指向寄存器集合的指针保存在一个全局的CPU变量中(中断发生之前，变量中保存的旧指针会保留下来，供后续使用)。需要访问寄存器集合的中断处理程序，可以从该变量中访问    struct pt_regs *old_regs = set_irq_regs(regs);    /* high bit used in ret_from_ code  */    unsigned vector = ~regs->orig_ax;    unsigned irq;    /*    irq_enter负责更新一些统计量，对于具备动态时钟周期特性的系统，如果系统已经有很长一段时间没有发生时钟中断，则更新全局计时变量jiffiles    接下来，调用所述IRQ注册的ISR的任务委托给体系结构无关的函数generic_handle_irq，它调用irq_desc[irq]->handle_irq来激活电流控制处理程序    */    irq_enter();    exit_idle();    irq = __this_cpu_read(vector_irq[vector]);    if (!handle_irq(irq, regs))     {        ack_APIC_irq();         if (irq != VECTOR_RETRIGGERED)         {            pr_emerg_ratelimited("%s: %d.%d No irq handler for vector (irq %d)\n", __func__, smp_processor_id(), vector, irq);        }         else         {            __this_cpu_write(vector_irq[vector], VECTOR_UNDEFINED);        }    }    /*    irq_exit负责记录一些统计量，另外还要调用do_softirq来处理任何待决的软件IRQ    */    irq_exit();     set_irq_regs(old_regs);    return 1;}

1. 限制需要注意的是，内核代码的运行会处于两种上下文状态    1) 中断上下文(interrupt context)    2) 常规上下文在实现ISR(interrupt service routines)时，ISR一定是在"中断上下文(interrupt context)"中执行的，为了区分当前内核的这两种情况，内核提供了in_interrupt函数，用于指明当前是否在处理中断/*中断上下文和普通上下文的区别之处在于0x1: 中断是异步执行的，它可以在任何时间发生。因而从用户空间来看，处理程序例程不是在一个明确定义的环境中执行。这种情况下，禁止访问用户空间，特别是与用户空间地址之间来回复制内存数据的行为。例如：网络驱动程序不能将接收到的数据直接转发到等待的应用程序，因为内核无法确定等待数据的应用程序此时是否正在运行(是否获得CPU调度资源)0x2: 中断上下文中不能调用调度器，因而不能自愿地放弃控制权换句话说，这个时候不能使用自旋锁等操作，因为在关中断的情况下，CPU已经不响应外部的中断请求了，这个时候进行CPU调度会直接导致panic0x3: 处理程序例程不能进入睡眠状态。只有在外部事件导致状态改变并唤醒进程时，才能解除睡眠状态。但中断上下文不允许中断，进程睡眠后，内核只能永远等待下去，因为也不能调用调度器，不能选择进程来执行。要特别注意的是：只确保处理程序例程的直接代码不进入睡眠状态这是不够的，其中调用的所有过程和函数(以及这些函数的子函数/子过程，以此类推)都不能进入睡眠状态*/2. 实现处理程序中断处理程序只能使用两种返回值:    1) 正确地处理了IRQ: 返回IRQ_HANDLED    2) ISR不负责该ISR: 返回IRQ_NONE

ENTRY(resume_userspace)    LOCKDEP_SYS_EXIT     DISABLE_INTERRUPTS(CLBR_ANY)    # make sure we don‘t miss an interrupt                    # setting need_resched or sigpending                    # between sampling and the iret    TRACE_IRQS_OFF    movl TI_flags(%ebp), %ecx    andl $_TIF_WORK_MASK, %ecx    # is there any work to be done on                    # int/exception return?    jne work_pending    jmp restore_allEND(ret_from_exception)

深入linux内核架构(中文版).pdf 14章

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1. 来自外设硬件的硬件中断，电气级别的中断触发2. 由CPU自身执行中触发的软中断

1. 产生中断信号2. 维护软中断向量3. 进行中断处理 

1. 初始化: 定义一个新的可延迟函数，这个操作通常在内核自身初始化或加载过模块时进行 2. 激活: 标记一个可延迟函数为"挂起"状态(可延迟函数的下一轮调度中可执行)，激活可以在任何时后进行(即是正在处理中断)3. 屏蔽: 有选择的屏蔽一个可延迟函数，这样，即使它被激活，内核也不执行它 4. 执行: 执行一个挂起的可延迟函数和同类型的其他所有挂起的可延迟函数，执行是在特定的时间内进行的 

enum{        HI_SOFTIRQ=0,        TIMER_SOFTIRQ,        NET_TX_SOFTIRQ,        NET_RX_SOFTIRQ,        BLOCK_SOFTIRQ,        BLOCK_IOPOLL_SOFTIRQ,        TASKLET_SOFTIRQ,        SCHED_SOFTIRQ,        HRTIMER_SOFTIRQ,        RCU_SOFTIRQ,    /* Preferable RCU should always be the last softirq */        NR_SOFTIRQS};

const char * const softirq_to_name[NR_SOFTIRQS] = {    "HI", "TIMER", "NET_TX", "NET_RX", "BLOCK", "BLOCK_IOPOLL",    "TASKLET", "SCHED", "HRTIMER", "RCU"};

struct softirq_action{    //指向处理程序例程的指针，在软中断发生时由内核执行该处理程序例程    void    (*action)(struct softirq_action *);};

void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action *)){    softirq_vec[nr].action = action;}

void __init softirq_init(void){    int cpu;    for_each_possible_cpu(cpu)     {        per_cpu(tasklet_vec, cpu).tail = &per_cpu(tasklet_vec, cpu).head;        per_cpu(tasklet_hi_vec, cpu).tail = &per_cpu(tasklet_hi_vec, cpu).head;    }    open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action);    open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action);}

asmlinkage __visible void __do_softirq(void){    unsigned long end = jiffies + MAX_SOFTIRQ_TIME;    unsigned long old_flags = current->flags;    int max_restart = MAX_SOFTIRQ_RESTART;    struct softirq_action *h;    bool in_hardirq;    __u32 pending;    int softirq_bit;    int cpu;    /*     * Mask out PF_MEMALLOC s current task context is borrowed for the     * softirq. A softirq handled such as network RX might set PF_MEMALLOC     * again if the socket is related to swap     */    current->flags &= ~PF_MEMALLOC;    /*    首先要确认当前不处于中断上下文中，如果处于中断上下文，则立即结束，因为软中断用于执行ISR中非时间关键部分，所以其代码本身一定不能在中断处理程序内调用    通过local_softirq_pending，确定当前CPU软中断位图中所置位的比特位    */    pending = local_softirq_pending();    account_irq_enter_time(current);    __local_bh_disable_ip(_RET_IP_, SOFTIRQ_OFFSET);    in_hardirq = lockdep_softirq_start();    cpu = smp_processor_id();restart:    /* Reset the pending bitmask before enabling irqs */    set_softirq_pending(0);    local_irq_enable();    h = softirq_vec;    while ((softirq_bit = ffs(pending))) {        unsigned int vec_nr;        int prev_count;        h += softirq_bit - 1;        vec_nr = h - softirq_vec;        prev_count = preempt_count();        kstat_incr_softirqs_this_cpu(vec_nr);        trace_softirq_entry(vec_nr);        h->action(h);        trace_softirq_exit(vec_nr);        if (unlikely(prev_count != preempt_count())) {            pr_err("huh, entered softirq %u %s %p with preempt_count %08x, exited with %08x?\n",                   vec_nr, softirq_to_name[vec_nr], h->action,                   prev_count, preempt_count());            preempt_count_set(prev_count);        }        rcu_bh_qs(cpu);        h++;        pending >>= softirq_bit;    }    local_irq_disable();    pending = local_softirq_pending();    if (pending) {        if (time_before(jiffies, end) && !need_resched() &&            --max_restart)            goto restart;        wakeup_softirqd();    }    lockdep_softirq_end(in_hardirq);    account_irq_exit_time(current);    __local_bh_enable(SOFTIRQ_OFFSET);    WARN_ON_ONCE(in_interrupt());    tsk_restore_flags(current, old_flags, PF_MEMALLOC);}

http://rock3.info/blog/2013/11/20/%E8%BD%AF%E4%B8%AD%E6%96%AD%E5%8E%9F%E7%90%86/http://blog.csdn.net/droidphone/article/details/7518428http://www.crashcourse.ca/wiki/index.php/Softirqs

1. 对内核来说，假设当前有两个设备同时发出中断请求 2. CPU首先处理优先级最高的中断3. 中断控制器向CPU报告优先级高的中断(中断A)，低优先级的中断(中断B)被延迟4. 内核把当前运行级别提升到高优先级的IRQL5. 在高优先级的中断处理例程中，如果出现了一个比当前优先级更高优先级的IRQL请求(中断C)，则将当前中断处理例程(中断A)放入就绪队列挂起6. 当最高优先级的中断处理例程(中断C)处理完毕之后，然后处理延迟的调度请求(中断A、中断B)/*中断A->中断C->中断A->中断B*/7. 当全部中断都处理完毕后，就会处理延迟的软件中断(即在do_IRQ的末尾检测是否有软中断需要处理)8. 最后再返回用户态

详细的信息请参阅《Intel® 64 and IA-32 Architectures Developer‘s Manual: Vol. 3A》http://www.intel.com/content/www/us/en/architecture-and-technology/64-ia-32-architectures-software-developer-vol-3a-part-1-manual.html

void __init default_find_smp_config(void){    unsigned int address;    /*     * FIXME: Linux assumes you have 640K of base ram..     * this continues the error...     *     * 1) Scan the bottom 1K for a signature     * 2) Scan the top 1K of base RAM     * 3) Scan the 64K of bios     */    if (smp_scan_config(0x0, 0x400) ||        smp_scan_config(639 * 0x400, 0x400) ||        smp_scan_config(0xF0000, 0x10000))        return;    /*     * If it is an SMP machine we should know now, unless the     * configuration is in an EISA bus machine with an     * extended bios data area.     *     * there is a real-mode segmented pointer pointing to the     * 4K EBDA area at 0x40E, calculate and scan it here.     *     * NOTE! There are Linux loaders that will corrupt the EBDA     * area, and as such this kind of SMP config may be less     * trustworthy, simply because the SMP table may have been     * stomped on during early boot. These loaders are buggy and     * should be fixed.     *     * MP1.4 SPEC states to only scan first 1K of 4K EBDA.     */    address = get_bios_ebda();    if (address)        smp_scan_config(address, 0x400);}

/* * Returns physical address of EBDA.  Returns 0 if there is no EBDA. */static inline unsigned int get_bios_ebda(void){    /*     * There is a real-mode segmented pointer pointing to the     * 4K EBDA area at 0x40E.     */    unsigned int address = *(unsigned short *)phys_to_virt(0x40E);    address <<= 4;    return address;    /* 0 means none */}

static void __init apic_intr_init(void){    smp_intr_init();#ifdef CONFIG_X86_THERMAL_VECTOR    alloc_intr_gate(THERMAL_APIC_VECTOR, thermal_interrupt);#endif#ifdef CONFIG_X86_MCE_THRESHOLD    alloc_intr_gate(THRESHOLD_APIC_VECTOR, threshold_interrupt);#endif#if defined(CONFIG_X86_64) || defined(CONFIG_X86_LOCAL_APIC)    /* self generated IPI for local APIC timer */    alloc_intr_gate(LOCAL_TIMER_VECTOR, apic_timer_interrupt);    /* IPI for X86 platform specific use */    alloc_intr_gate(X86_PLATFORM_IPI_VECTOR, x86_platform_ipi);#ifdef CONFIG_HAVE_KVM    /* IPI for KVM to deliver posted interrupt */    alloc_intr_gate(POSTED_INTR_VECTOR, kvm_posted_intr_ipi);#endif    /* IPI vectors for APIC spurious and error interrupts */    alloc_intr_gate(SPURIOUS_APIC_VECTOR, spurious_interrupt);    alloc_intr_gate(ERROR_APIC_VECTOR, error_interrupt);    /* IRQ work interrupts: */# ifdef CONFIG_IRQ_WORK    alloc_intr_gate(IRQ_WORK_VECTOR, irq_work_interrupt);# endif#endif}

1. 不能使用vmalloc    1) vmalloc可能导致缺页中断    2) vmalloc在内部使用了kmalloc(.., PAGE_KERNEL)，这可能导致在申请内存的时候的睡眠，因为这个使用CPU无法响应中断，随机导致kernel panic2. 如果使用kmalloc    1) 不能使用PAGE_KERNEL，原因和vmalloc的"2)"是相同的    2) 必须使用GFP_ATOMIC

http://www.cnblogs.com/LittleHann/p/4113830.html

http://www.cnblogs.com/LittleHann/p/4116368.html

1. copy_from_user、strncpy_from_user都是在进行从用户态到内核态的内存复制2. 内核无法确定等待数据的应用程序此时是否正在运行(是否获得CPU调度资源)3. 在copy_from_user、strncpy_from_user运行中，有一定概率发生当前正在复制的UserSpace内存被Page Out，这个时候进行内存复制就会触发缺页中断(Page Fault)，缺页中断会引发一个CPU中断4. 在Kprobe关中断情况下，回调Handler函数中引发的CPU中断是无法得到响应的5. copy_from_user、strncpy_from_user在复制过程中引发的Page Fault，不能得到响应，只会被自身汇编代码中的.fixup函数段捕获，并打印:  do_page_fault....，但其实这个时候已经是不正常现象了6. Linux在发生了Page Fault之后，不会立刻Kernel Panic，而是继续运行，但是此时系统已经处于不正常状态了，如果继续运行，最终可能导致Panic

1. http://lxr.free-electrons.com/source/arch/x86/include/asm/uaccess.h#L6882. http://lxr.free-electrons.com/source/arch/x86/lib/usercopy_32.c#L6813. http://lxr.free-electrons.com/source/arch/x86/include/asm/uaccess.h#L884. http://lxr.free-electrons.com/source/arch/x86/lib/usercopy_32.c#L5835. http://lxr.free-electrons.com/source/arch/x86/lib/usercopy_32.c#L531

http://www.cs.fsu.edu/~baker/devices/lxr/http/source/2.6.25.8/linux/arch/x86/lib/usercopy_64.c?v=.http://www.verydemo.com/demo_c378_i61436.htmlhttp://www.tuicool.com/articles/uYzAzyhttp://www.hep.by/gnu/kernel/kernel-api/API-strncpy-from-user.htmlhttp://blog.csdn.net/justlinux2010/article/details/8972754https://www.kernel.org/doc/htmldocs/device-drivers/API-might-sleep.html

http://blog.csdn.net/yangdelong/article/details/5491097http://oss.org.cn/kernel-book/ldd3/ch06s02.htmlhttp://blog.csdn.net/eroswang/article/details/3529750http://blog.csdn.net/ce123_zhouwei/article/details/8454226