當(dāng)驅(qū)動程序處理IRP的時候，它可能立刻完成，也可能在中斷里才能完成，比如說，往硬件設(shè)備發(fā)出一個請求（通常可以是寫I/O port），當(dāng)設(shè)備完成操作的時候會觸發(fā)一個中斷，然后在中斷處理函數(shù)里得到操作結(jié)果。Windows有兩類中斷，硬件設(shè)備的中斷和軟中斷，分成若干個不同的優(yōu)先級（IRQL）。軟中斷主要有兩種：DPC(Delayed Procedure Call)和APC(Asynchronous Procedure Call)，都處于較低的優(yōu)先級。驅(qū)動程序可以為硬件中斷注冊ISR(Interrupt Service Routine)，一般就是修改IDT某個條目的入口。同樣，操作系統(tǒng)也會為DPC和APC注冊適當(dāng)?shù)闹袛嗵幚砝蹋ㄒ彩窃贗DT中）。值得指出的是，DPC是跟處理器相關(guān)的，每個處理器會有一個DPC隊(duì)列，而APC是跟線程相關(guān)的，每個線程會有它的APC隊(duì)列（實(shí)際上包括一個Kernel APC隊(duì)列和User APC隊(duì)列，它們的調(diào)度策略有所區(qū)別），可以想象，APC并不算嚴(yán)格意義上的中斷，因?yàn)橹袛嗫赡馨l(fā)生在任何一個線程的上下文中，它被稱為中斷，主要是因?yàn)镮RQL的提升（從PASSIVE到APC），APC的調(diào)度一般在線程切換等等情形下進(jìn)行。當(dāng)中斷發(fā)生的時候，操作系統(tǒng)會調(diào)用中斷處理例程，對于硬件設(shè)備的ISR，一般處理是關(guān)設(shè)備中斷，發(fā)出一個DPC請求，然后返回。不在設(shè)備的中斷處理中使用太多的CPU時間，主要考慮是否則可能丟失別的中斷。由于硬件設(shè)備中斷的IRQL比DPC中斷的高，所以在ISR里面DPC會阻塞，直到ISR返回IRQL回到較低的水平，才會觸發(fā)DPC中斷，在DPC中斷里執(zhí)行從硬件設(shè)備讀取數(shù)據(jù)以及重新請求、開中斷等操作。ISR或者DPC可能在任何被中斷的線程上下文（arbitrary thread context）執(zhí)行，事實(shí)上線程的上下文是不可見的，可以認(rèn)為是系統(tǒng)借用一下時間片而已。
總的來說，Windows的異步I/O架構(gòu)中，主要有兩種動力，一是發(fā)起請求的線程，一部分內(nèi)核代碼會在這個線程上下文執(zhí)行，二是ISR和DPC，這部分內(nèi)核代碼會在中斷里完成，可能使用任何一個線程的上下文。而調(diào)度常見使用回調(diào)和事件（KEVENT），比如說在往下一層的驅(qū)動程序發(fā)出請求的時候，可以指定一個完成例程Completion Routine，當(dāng)下層的驅(qū)動完成這個請求的時候會調(diào)用這個例程，而往往在這個例程里，就是簡單的觸發(fā)一下一個事件。
另外可以順便提一下Linux。Linux 2.6也有類似的中斷機(jī)制，它有更多的軟中斷優(yōu)先級，即不同優(yōu)先級的softirq，而類似于DPC，Linux也提供了專門的軟中斷，對應(yīng)DPC的就是tasklet。Linux沒有一個像windows這么一致的層次驅(qū)動程序架構(gòu)，所以它的異步I/O稍微粗糙一些，主要是通過以前的一些阻塞點(diǎn)，現(xiàn)在直接返回-EIOCBRETRY，而讓調(diào)用者在合適的時機(jī)繼續(xù)重試。在這個方法中，可以認(rèn)為整個操作由一個函數(shù)完成，每次操作有進(jìn)展時，都把這個函數(shù)從頭執(zhí)行一遍，當(dāng)然已經(jīng)完成的部分就不會再有實(shí)際的I/O。這樣的最大好處是原有的文件系統(tǒng)和驅(qū)動程序不用完全重寫。而對于同步調(diào)用，只要阻塞就可以了，這樣對系統(tǒng)的修改較小。這時候，要提供POSIX aio的語義，就可能需要提供一些用戶線程來完成重試的過程了（回想Windows可以通過中斷和DPC完成的）。而對于Solaris，也是類似的處理，如果設(shè)備支持異步I/O，那就通過中斷可以完成，否則就使用內(nèi)部的LWP來模擬。
以上內(nèi)容摘自
http://blog.csdn.net/emag_cpp/archive/2005/02/01/276301.aspx