整理了一些网上的linux驱动岗位相关面试题，如果错误，欢迎指正。
1硬件中断号和Linux内核的IRQ号它们是如何映射的？
irq驱动会从dts获取硬件中断号，dts里的interrupts字段，使用gic_irq_domain_translate函数。
然后使用gic_irq_domain_map映射中断号，使用gic_irq_domain_alloc。
具体看自己代码里的irq驱动struct irq_domain_ops这个结构体类型的变量就行了，里面的translate、alloc和free成员。
2当发生硬件中断之后，ARM64处理器架构做哪些工作？
- 中断触发：硬件设备触发中断信号，向处理器发送中断请求。
- 中断服务例程(ISR)的调用：处理器中断控制器（如GIC）接收到中断请求后，会根据中断的优先级和处理器当前状态选择合适的中断服务例程(ISR)。处理器会保存当前的上下文状态，包括寄存器值、程序计数器等，并跳转到相应的ISR代码。
- 中断处理：在ISR中，处理器会执行中断处理代码，处理中断事件。这可能包括读取中断状态、处理数据、更新相关寄存器等操作。
- 中断结束：在中断处理完成后，处理器会进行清理工作，并恢复之前保存的上下文状态。这包括恢复寄存器的值、恢复程序计数器等。
- 中断返回：处理器会返回到被中断的指令处，继续执行被中断的程序。
3为什么中断上下文不能执行睡眠操作？** **
中断上下文（Interrupt Context）是指在中断服务程序（ISR）中执行的代码。中断上下文与正常的进程上下文（Process Context）有一些重要的区别，其中之一就是中断上下文不允许执行睡眠操作。
主要原因包括：
- 可预测性和实时性： 中断通常与实时系统相关，需要对响应时间进行精确的控制。睡眠操作可能导致不确定的延迟，因为操作系统需要切换到其他任务，而这是不可接受的。
- 竞争条件： 中断上下文执行在中断发生时，可能在执行中断服务程序的同时有其他中断也在发生。如果允许中断上下文执行睡眠操作，可能导致竞争条件，破坏系统的稳定性。
- 中断上下文的特殊性： 中断上下文运行在硬件中断的上下文，与正常的进程上下文不同。在中断上下文中，可能无法访问一些内核服务，或者一些内核锁可能已被占用。执行睡眠可能导致死锁或其他不可预测的结果。
虽然中断上下文不能执行真正的睡眠，但通常允许执行一些快速的非阻塞操作。例如，可以使用轮询、忙等待或者使用特殊的睡眠函数，如msleep()，这些函数会在等待一段时间后自动唤醒。
总的来说，中断上下文的主要任务是尽快地响应中断，处理中断服务程序，而不是执行长时间的操作。如果需要执行较长时间的操作，通常会通过工作队列等机制在进程上下文中执行。
4一个硬件中断后，Linux内核如何响应并处理中断？** **
在Linux内核中，硬件中断是由外部设备或处理器产生的一种异步事件，内核需要适时响应并进行处理。以下是Linux内核处理硬件中断的一般步骤：
- 硬件中断触发： 当硬件设备产生一个中断条件时，它向处理器发送一个中断信号。
- 中断控制器： 中断信号被传递给中断控制器，中断控制器会将中断信号转发给相应的中断向量或中断线。
- 中断向量和中断服务程序： 内核使用中断向量来确定触发中断的设备和事件。对应于每个中断向量，内核有一个中断服务程序（Interrupt Service Routine，ISR），这是一个用于处理特定中断的函数。
- 软中断： 在一些情况下，中断服务程序可能会触发软中断，这是一种异步的内核事件。软中断的处理与硬中断略有不同，但同样是通过调用相应的软中断处理程序来处理。
- 上下文切换： 当中断被触发时，内核必须从当前执行的上下文切换到中断服务程序的上下文。这通常涉及将当前进程的上下文保存起来，以便稍后恢复。
- 中断服务程序执行： 中断服务程序执行与特定中断相关的处理。这可能包括处理硬件状态、读取数据、发送信号等。中断服务程序执行期间，内核可能需要禁止其他同级别中断的发生，以避免中断嵌套问题。
- 中断处理完成： 中断服务程序执行完成后，内核会进行必要的清理工作，并将控制返回给先前被中断的上下文。
- 上下文还原： 如果有上下文切换发生，内核需要还原之前保存的上下文，以继续先前被中断的任务的执行。
总体而言，Linux内核通过使用中断向量和中断服务程序的机制，以及上下文切换等技术来响应和处理硬件中断。这确保了对异步事件的及时响应和处理，同时保证内核的正确运行。
5同一类型的软中断是否允许多个CPU并行执行？** **
在Linux内核中，软中断是一种异步事件处理机制，而同一类型的软中断通常是不允许在多个 CPU 上并行执行的。这是因为软中断是共享的，它们是在内核全局范围内注册和管理的。
在 Linux 中，每个软中断都有一个相应的处理函数。当软中断被触发时，内核会检查是否已经有相同类型的软中断正在运行。如果是，内核通常会防止同一类型的软中断在多个 CPU 上同时执行。这是通过中断控制机制（softirq 控制）来实现的。
软中断在内核中被分为多个队列，每个队列对应于一个 CPU。当软中断被触发时，它被放置在发起中断的 CPU 的软中断队列上。因此，同一类型的软中断不会同时在多个 CPU 上运行，而是在每个 CPU 上独立运行。
这种设计有助于避免竞态条件和确保软中断的一致性。如果多个 CPU 同时执行相同类型的软中断，可能导致数据竞争和不一致的状态，从而影响系统的稳定性和可靠性。
需要注意的是，这里讨论的是软中断。对于 Tasklet 和工作队列等机制，情况可能会有所不同，因为它们提供了一些并发执行的能力，但仍然是有序和同步的。软中断的设计主要是为了提供一种轻量级、快速响应的事件处理机制。
6软中断上下文包括哪几种情况？
软中断上下文是指内核中某些代码执行时的上下文，通常是在中断处理的过程中。软中断上下文包括以下几种情况：
- 进程上下文（Process Context）：这是指内核执行代码时处于进程上下文，也就是在内核中执行进程的上下文。在这个上下文中，可以执行阻塞操作，但不能禁止中断。例如，在系统调用或内核线程执行期间。
- 中断上下文（Interrupt Context）：这是指内核执行代码时处于中断上下文。在中断上下文中，不能执行可能会导致睡眠的操作，因为中断上下文是在中断处理程序中执行的，而内核通常不允许中断处理程序睡眠。中断上下文是在硬中断（IRQ）或软中断（SoftIRQ）中执行的。
- 软中断上下文（Softirq Context）：这是一种特殊的中断上下文，用于执行软中断。与硬中断不同，软中断是由内核中的软件机制触发的。在软中断上下文中，同样不能执行可能导致睡眠的操作。
- Tasklet 上下文：Tasklet 是 Linux 内核中用于处理底半部（Bottom Half）工作的机制之一。Tasklet 会以软中断上下文的形式执行，因此也受到睡眠限制。
需要注意的是，软中断上下文是为了执行一些轻量级的异步任务而设计的，因此它们通常不允许执行可能导致阻塞的操作。硬中断上下文和 Tasklet 上下文等也有类似的限制。这是因为在中断上下文中，内核需要保持对硬件的快速响应，而可能导致睡眠的操作会破坏这种快速响应性。
7软中断上下文还是进程上下文的优先级高？为什么？** **
软中断上下文的优先级相对较高，这是因为软中断是用于执行一些轻量级的异步任务，需要在内核中尽快完成。软中断的高优先级主要基于以下几点：
- 快速响应性： 软中断通常是由内核中的软件机制触发的，目的是在发生某些事件时快速响应。这可能包括网络数据包到达、定时器事件等。为了确保系统对这些事件的快速响应，软中断必须具有较高的优先级。
- 轻量级任务： 软中断通常执行轻量级的任务，这些任务不涉及长时间的计算或阻塞操作。因此，为了最小化对整个系统的影响，软中断的执行需要在可能的情况下尽快完成。
- 避免延迟： 在软中断上下文中执行的任务通常是为了避免延迟。例如，在网络数据包到达时，与网络相关的软中断可能会立即处理这些数据包，而不希望因为等待进程上下文而引入不必要的延迟。
进程上下文相对而言是一种更加重量级的上下文，因为它涉及到进程的执行，可能包括长时间运行的任务、文件操作等。进程上下文的任务通常具有较低的优先级，因为它们更容忍一些延迟，而不需要像软中断那样迅速响应。
需要注意的是，虽然软中断上下文具有相对较高的优先级，但它们也受到一些限制，例如不能执行可能导致睡眠的操作。这是因为在中断上下文中，内核需要保持对硬件的快速响应，而可能导致睡眠的操作会破坏这种快速响应性。
8是否允许同一个tasklet在多个CPU上并行执行？ ** **
在Linux内核中，tasklet 是一种用于在软中断上下文中执行的机制，它确保了它自己的同步和序列化。通常情况下，一个 tasklet 是绑定到一个特定的 CPU 核心上的，而不会在多个 CPU 核心上并行执行。
每个 tasklet 有一个关联的处理函数，该函数在软中断上下文中执行。tasklet 在被调度执行之后，会在软中断上下文中运行，而不是在进程上下文中运行。这确保了 tasklet 的快速响应和轻量级执行。
虽然 tasklet 是针对并发执行的一种机制，但它不会在多个 CPU 上并行执行。在 SMP（Symmetric Multiprocessing，对称多处理）系统中，每个 CPU 核心都有自己的 tasklet 队列，因此 tasklet 在一个 CPU 上执行时不会干扰到其他 CPU 上的执行。这种方式确保了对共享资源的同步和避免了竞争条件。
需要注意的是，在新的内核中，tasklet 已经逐渐被 workqueue 取代，workqueue 提供了更灵活的任务调度和处理机制，允许在多个 CPU 上并行执行。
9中断现场保存在什么地方？
在操作系统中，中断现场（interrupt context）是指当中断事件发生时，CPU 保存当前被中断程序的执行状态以及一些其他关键信息的地方。这个信息通常包括以下内容：
- 寄存器状态： 中断现场保存了当前被中断程序使用的寄存器的值。这些寄存器包括通用寄存器、程序计数器（PC）等。
- 程序状态字（PSW）： 包含了一些标志位和状态信息，用于表示被中断程序的状态。
- 栈指针： 指向被中断程序的栈，用于保存函数调用和局部变量等信息。
- 硬件上下文： 包括与中断相关的硬件状态，例如中断向量、中断屏蔽状态等。
中断现场的保存通常是由硬件和操作系统共同完成的。当中断发生时，硬件会触发一些特殊的指令，将当前的寄存器状态、程序计数器等信息保存到内存的某个指定位置。操作系统的中断服务例程（interrupt service routine，ISR）负责在中断处理时将这些信息保存到内核堆栈或其他数据结构中。
总的来说，中断现场的保存在内存中的某个位置，通常是内核堆栈。这确保了在中断处理完成后，被中断程序能够继续执行，并且能够恢复到中断发生前的状态。
10什么是中断现场？中断现场中需要保存哪些内容？ ** **
中断现场（Interrupt Context）是指当一个中断事件发生时，为了保证中断处理的正确性，需要保存和恢复的 CPU 上下文和寄存器状态。中断现场的保存是为了在中断处理完成后，能够正确地返回到被中断的程序继续执行。
中断现场中需要保存的内容包括：
- 程序计数器（PC）： 指向被中断程序正在执行的指令的地址。保存 PC 的值可以确保在中断处理完成后，能够回到正确的执行点。
- 寄存器状态： 包括通用寄存器（如 eax、ebx、ecx 等）的值。这些寄存器中可能保存了被中断程序的局部变量、参数等信息。
- 栈指针（SP）： 指向被中断程序的堆栈。保存栈指针的值是为了确保中断处理过程中对栈的操作不会影响到被中断程序。
- 程序状态字（PSW）： 包含了各种标志位，例如零标志、进位标志等。保存 PSW 的值有助于确保中断处理后能够正确地恢复被中断程序的状态。
- 硬件上下文： 这包括与中断相关的硬件状态，例如中断向量、中断屏蔽状态等。保存硬件上下文是为了确保中断处理的正确性。
这些内容通常被保存在一个被称为中断帧（interrupt frame）的数据结构中，这个数据结构可以是堆栈帧或者其他内存区域。在中断处理过程中，操作系统的中断服务例程会负责保存这些状态，以确保中断处理的正确执行。