linux总结-第一讲-中断和异常

中断与异常

一、中断（广义）：会改变处理器执行指令的顺序，通常与CPU芯片内部或外部硬件电路产生的电信号相对应

1. 中断——异步的：由硬件随机产生，在程序执行的任何时候可能出现
2. 异常——同步的：在（特殊的或出错的）指令执行时由CPU控制单元产生
3. 我们用“中断信号”来通称这两种类型的中断

二、中断信号的作用

1. 中断信号提供了一种特殊的方式，使得CPU转去运行正常程序之外的代码
2. 当一个中断信号到达时，CPU必须停止它当前正在做的事，并且切换到一个新的活动
   
   1. 在进程的内核态堆栈保存程序计数器的当前值(即eip和cs寄存器)以便处理完中断的时候能正确返回到中断点
   2. 并把与中断信号相关的一个地址放入进程序计数器，从而进入中断的处理

三、中断信号的处理原则

1. 内核的目标就是让中断尽可能快的处理完，尽其所能把更多的处理向后推迟
2. 允许不同类型中断的嵌套发生，这样能使更多的I/O设备处于忙状态
3. 尽管内核在处理一个中断时可以接受一个新的中断，但在内核代码中还在存在一些临界区，在临界区中，中断必须被禁止

四、中断上下文

1. 中断上下文不同于进程上下文
   
   1. 中断或异常处理程序执行的代码不是一个进程。它是一个内核控制路径，代表了中断发生时正在运行的进程执行
   2. 作为一个进程的内核控制路径，中断处理程序比一个进程要“轻”(中断上下文只包含了很有限的几个寄存器，建立和终止这个上下文所需要的时间很少)

五、由于Linux不为中断处理程序设置process context，A只能使用 C的kernel stack作为自己的运行栈

1. 无论如何，Linux的interrupt context A绝对不会被某个进程C或者D抢占！！！
2. 这是由于所有已经启动的interrupt contexts，不管是interrupt contexts之间切换，还是在某个interrupt context中执行代码的过程，决不可能插入scheduler调度例程的调用。
3. 除非interrupt context主动或者被动阻塞进入睡眠，唤起scheduler，但这是必须避免的，危险性见第3点说明
   
   1. 首先，interrupt context没有process context，A中断是“借”了C的进程上下文运行的，若允许A“阻塞”或“睡眠”，则C将被迫阻塞或睡眠，仅当A被“唤醒”C才被唤醒；而“唤醒”后，A将按照C在就绪队列中的顺序被调度。这既损害了A的利益也污染了C的kernel stack。
   2. 其次，如果interrupt context A由于阻塞或是其他原因睡眠，外界对系统的响应能力将变得不可忍受

六、那么interrupt context A和B的关系又如何呢？

1. 由于可能在interrupt context的某个步骤打开了CPU的IF flag标志，这使得在A过程中，B的irq line已经触发了PIC，进而触发了CPU IRQ pin，使得CPU执行中断B的interrupt context，这是中断上下文的嵌套过程。
2. 通常Linux不对不同的interrupt contexts设置优先级，这种任意的嵌套是允许的
3. 当然可能某个实时Linux的patch会不允许低优先级的interrupt context抢占高优先级的interrupt context

I/O设备如何引起CPU中断

七、中断分为：

1. 可屏蔽中断（Maskable interrupt）
   
   1. I/O设备发出的所有中断请求(IRQ)都可以产生可屏蔽中断。
   2. 可屏蔽中断可以处于两种状态:屏蔽的(masked)和非屏蔽的(unmasked)
2. 非屏蔽中断（Nonmaskable interrupt）
   
   1. 只有几个特定的危急事件才引起非屏蔽中断。如硬件故障或是掉电

八、异常分为：

1. 处理器探测异常
   
   1. 由CPU执行指令时探测到一个反常条件时产生，如溢出、除0错等
2. 编程异常
   
   1. 由编程者发出的特定请求产生，通常由int类指令触发
   2. 通常叫做“软中断”：例如系统调用

九、对于处理器探测异常，根据异常时保存在内核堆栈中的eip的值可以进一步分为：

1. 故障(fault)：eip=引起故障的指令的地址
   
   1. 通常可以纠正，处理完异常时，该指令被重新执行：例如缺页异常
2. 陷阱(trap)：eip=随后要执行的指令的地址。
3. 异常中止(abort)：eip=？？？
   
   1. 发生严重的错误。eip值无效，只有强制终止受影响的进程

十、中断向量

1. 每个中断和异常由0~255之间的一个数（8位）来标识，Intel称其为中断向量。
2. 非屏蔽中断的向量和异常的向量是固定的
3. 可屏蔽中断的向量可以通过对中断控制器的编程来改变

十一、中断的产生

1. 每个能够发出中断请求的硬件设备控制器都有一条称为IRQ(Interrupt ReQuest)的输出线。
2. 所有的IRQ线都与一个中断控制器的输入引脚相连
3. 中断控制器与CPU的INTR引脚相连
4. 

十二、中断控制器执行下列动作：

1. 监视IRQ线，对引发信号检查
2. 如果一个引发信号出现在IRQ线上
   
   1. 把此信号转换成对应的中断向量
   2. 把这个向量存放在中断控制器的一个I/O端口，从而允许CPU通过数据总线读这个向量
   3. 把引发信号发送到处理器的INTR引脚，即产生一个中断
   4. 等待，直到CPU应答这个信号；收到应答后，清INTR引脚
3. 返回到第一步（a）

十三、IRQ号和中断向量号

1. 中断控制器对输入的IRQ线从0开始顺序编号
2. Intel给中断控制器分配的中断向量号从32开始，上述IRQ线对应的中断向量依次是：32+0、32+1、…
3. 可以对中断控制器编程：
   
   1. 修改起始中断向量的值，或
   2. 有选择的屏蔽/激活每条IRQ线
4. 屏蔽的中断不会丢失
   
   1. 一旦被激活，中断控制器又会将它们发送到CPU
5. 有选择的屏蔽/激活IRQ线≠全局屏蔽/激活
   
   1. 前者通过对中断控制器编程实现
   2. 后者通过特定的指令操作CPU中的状态字

十四、I386：开中断和关中断

1. CPU可以将屏蔽所有的可屏蔽终端

2. Eflags中的IF标志：

   0=关中断；
   1=开中断。

3. 关中断时，CPU不响应中断控制器发布的任何中断请求

4. 内核中使用cli和sti指令分别清除和设置该标志

十五、8259A：禁止/激活某个IRQ线

十六、中断描述符表(Interrupt Descriptor Table，IDT)

1. 中断描述符表是一个系统表，它与每一个中断或者异常向量相联系
   
   1. 每个向量在表中有相应的中断或者异常处理程序的入口地址。
   2. 每个描述符8个字节，共256项，占用空间2KB。
   3. 内核在允许中断发生前，必须适当的初始化IDT
2. CPU的idtr寄存器指向IDT表的物理基地址
   
   1. 在允许中断之前，必须用lidt汇编指令初始化idtr。

十七、IDT包含3种类型的描述符

a)
b)
c)

x86 CPU如何在硬件级处理中断信号

十八、中断和异常的硬件处理进入中断/异常

1. 假定：内核已经初始化，CPU在保护模式下运行
2. CPU的正常运行：
   
   1. 当执行了一条指令后，cs和eip这对寄存器包含了下一条将要执行的指令的逻辑地址。
   2. 在执行这条指令之前，CPU控制单元会检查在运行前一条指令时是否发生了一个中断或者异常。
   3. 如果发生了一个中断或异常，那么CPU控制单元执行下列操作：
      
      1. 确定与中断或者异常关联的向量i（0~255）
      2. 读idtr寄存器指向的IDT表中的第i项
      3. 从gdtr寄存器获得GDT的基地址，并在GDT中查找，以读取IDT表项中的段选择符所标识的段描述符
      4. 确定中断是由授权的发生源发出的。
         
         1. 中断：中断处理程序的特权不能低于引起中断的程序的特权（对应GDT表项中的DPL vs CS寄存器中的CPL
         2. 编程异常：还需比较CPL与对应IDT表项中的DPL
      5. 检查是否发生了特权级的变化，一般指是否由用户态陷入了内核态。如果是由用户态陷入了内核态，控制单元必须开始使用与新的特权级相关的堆栈
         
         1. 读tr寄存器，访问运行进程的tss段
         2. 用与新特权级相关的栈段和栈指针装载ss和esp寄存器。这些值可以在进程的tss段中找到
         3. 在新的栈中保存ss和esp以前的值，这些值指明了与旧特权级相关的栈的逻辑地址
      6. 若发生的是故障，用引起异常的指令地址修改cs和eip寄存器的值，以使得这条指令在异常处理结束后能被再次执行
      7. 在栈中保存eflags、cs和eip的内容
      8. 如果异常产生一个硬件出错码，则将它保存在栈中
      9. 装载cs和eip寄存器，其值分别是IDT表中第i项门描述符的段选择符和偏移量字段。这对寄存器值给出中断或者异常处理程序的第一条指定的逻辑地址
3. 此时的进程内核态堆栈
   
   1. 

十九、从中断/异常返回

1. 中断/异常处理完后，相应的处理程序会执行一条iret汇编指令，这条汇编指令让CPU控制单元做如下事情:
   
   1. 用保存在栈中的值装载cs、eip和eflags寄存器。如果一个硬件出错码曾被压入栈中，那么弹出这个硬件出错码
   2. 检查处理程序的特权级是否等于cs中最低两位的值(这意味着进程在被中断的时候是运行在内核态还是用户态)。若是，iret终止执行；否则，转入3
   3. 从栈中装载ss和esp寄存器。这步意味着返回到与旧特权级相关的栈
   4. 检查ds、es、fs和gs段寄存器的内容，如果其中一个寄存器包含的选择符是一个段描述符，并且特权级比当前特权级高，则清除相应的寄存器。这么做是防止怀有恶意的用户程序利用这些寄存器访问内核空间

Linux内核中软件级中断处理及其数据结构

二十、中断和异常处理程序的嵌套执行

1. 当内核处理一个中断或异常时，就开始了一个新的内核控制路径
2. 当CPU正在执行一个与中断相关的内核控制路径时，linux不允许进程切换。不过，一个中断处理程序可以被另外一个中断处理程序中断，这就是中断的嵌套执行

二十一、抢占原则

1. 普通进程可以被中断或异常处理程序打断
2. 异常处理程序可以被中断程序打断
3. 中断程序只可能被其他的中断程序打断

二十二、Linux允许中断嵌套的原因

1. 提高可编程中断控制器和设备控制器的吞吐量
2. 实现了一种没有优先级的中断模型

二十三、初始化中断描述符表

1. 内核启动中断前，必须初始化IDT，然后把IDT的基地址装载到idtr寄存器中
2. int指令允许用户进程发出一个中断信号，其值可以是0－255的任意一个向量。
   
   1. 用户态程序特权级：3。内核态是：0。
3. Linux中的中断门、陷阱门和系统门定义
   
   1. 中断门
      
      1. 用户态的进程不能访问的一个Intel中断门(特权级为0)，所有的中断都通过中断门激活，并全部在内核态
   2. 系统门
      
      1. 用户态的进程可以访问的一个Intel陷阱门(特权级为3)，通过系统门来激活4个linux异常处理程序，它们的向量是3，4，5和128。因此，在用户态下可以发布int3，into，bound和int $0x80四条汇编指令
   3. 陷阱门
      
      1. 用户态的进程不能访问的一个Intel陷阱门(特权级为0)，大部分linux异常处理程序通过陷阱门激活
4. 进入保护模式前IDT表的初始化:setup_idt()

二十四、异常的处理

1. CPU产生的大部分异常都由linux解释为出错条件。

   当一个异常发生时，内核就向引起异常的进程发送一个信号通知它发生了一个反常条件

2. 异常处理有一个标准的结构，由三部分组成

   1. 在内核态堆栈中保存大多数寄存器的内容
   2. 调用C语言的函数
   3. 通过ret_from_exception()从异常处理程序退出
3. entry_32.S中error_code()该函数的主要功能：
   
   1. 按照pt_regs结构定义的堆栈数据格式完成相应的入栈操作，进一步完成现场的保存
   2. 把堆栈地址中的do_handler_name()函数的地址装入edi寄存器中，并在这个位置写入fs值，使栈结构进一步与pt_regs结构完全一致。
   3. 最后执行call *%edi指令
4. 
5. 

二十五、中断处理

1. 中断跟异常不同，它并不是表示程序出错，而是硬件设备有所动作，所以不是简单地往当前进程发送一个信号就OK的
2. 主要有三种类型的中断
   
   1. I/O设备发出中断请求
   2. 时钟中断
   3. 处理器间中断
3. 处理程序都执行四个相同的基本操作
   
   1. 在内核态堆栈保存IRQ的值和寄存器的内容
   2. 为正在给IRQ线服务的PIC发送一个应答，这将允许PIC进一步发出中断
   3. 执行共享这个IRQ的所有设备的中断服务例程
   4. 跳到ret_from_intr()的地址后中断跳出
4. 系统初始化时，调用init_IRQ()函数用新的中断门替换临时中断门来更新IDT。（调用init_IRQ()函数，把中断描述附表的中断处理代码段地址设在在interrupt数组中，该数组指向同一个函数处理common_interrupt）
5. common_interrupt的功能：
   
   1. SAVE_ALL movl %esp,%eax call do_IRQ jmp $ret_from_intr
6. do_IRQ()函数功能
   
   1. 
7. irqaction数据结构
   
   1. 用来实现IRQ的共享，维护共享irq的特定设备和特定中断，所有共享一个irq的链接在一个action表中，由中断描述符中的action指针指向
   2. 
8. 中断服务例程
   
   1. 一个中断服务例程实现一种特定设备的操作， handle_IRQ_evnet()函数依次调用这些设备例程
   2. 这个函数本质上执行了如下核心代码:
9. 中断程序的注册：注册外部中断
   
   1. 一个模块被希望来请求一个中断通道(或者 IRQ, 对于中断请求), 在使用它之前要注册它, 并且当结束时释放它. 函数声明在

二十六、软中断、tasklet以及下半部分

1. 对内核来讲，可延迟中断不是很紧急，可以将它们从中断处理例程中抽取出来，保证较短的中断响应时间
2. Linux2.6提供了三种方法
   
   1. 可延迟的函数
      
      1. 软中断、tasklet
         
         1. Tasklet在软中断之上实现
         2. 一般原则：在同一个CPU上软中断/tasklet不嵌套
         3. 软中断由内核静态分配（编译时确定）
         4. Tasklet可以在运行时分配和初始化（例如装入一个内核模块时）
   2. 工作队列（ work queues ）

二十七、一般而言，可延迟函数上可以执行4种操作

1. 初始化：定义一个新的可延迟函数，通常在内核初始化时进行
2. 激活：设置可延迟函数在下一轮处理中执行
3. 屏蔽：有选择的屏蔽一个可延迟函数，这样即使被激活也不会被运行
4. 执行：在特定的时间执行可延迟函数

二十八、软中断的处理机制：

1. 分别在softirq_init和net_dev_init、blk_dev_init等中通过open_softirq()初始化

二十九、在某些特定的时机，会检查是否有软中断被挂起

1. 调用local_bh_enable重新激活软中断时
2. 当do_IRQ完成了I/O中断的处理时
3. 当那个特定的进程ksoftirqd被唤醒时

三十、Tasklet

1. Tasklet是I/O驱动程序中实现可延迟函数的首选方法
2. 建立在HI_SOFTIRQ和TASKLET_SOFTIRQ等软中断之上
3. Tasklet和高优先级的tasklet
   
   1. 分别存放在tasklet_vec和tasklet_hi_vec数组中
      
      1. 数组的每一项针对一个CPU，代表这个CPU上的tasklet列表
   2. 分别由tasklet_action和tasklet_hi_action处理
      
      1. 找到CPU对应的那个项，遍历执行

三十一、Tasklet的使用

1. 分配一个tasklet的数据结构，并初始化====相当于声明（定义）一个tasklet
2. 可以禁止/允许这个tasklet====相当于定义了一个是否允许使用tasklet的窗口
3. 可以激活这个tasklet====这个tasklet被插入task_vec或者task_hi_vec的相应CPU的链表上，将在合适的时机得到处理
   
   1. 激活tasklet的方法
      
      1. Tasklet_schedule
      2. Tasklet_hi_schedule

三十二、工作队列workqueue

1. 工作队列和tasklet这两种下半部机制的主要区别在于：
   
   1. Tasklet在软中断的上下文中运行，所有的代码必须是原子的，不能睡眠、不能使用信号量或其它产生阻塞的函数；
   2. 工作队列在一个内核线程上下文运行，并且可以在延迟一段确定的时间后才执行；有更多的灵活性，它可以使用信号量等能够睡眠的函数。

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参考资料：
深入理解Linux内核
备注：
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作者：WSYW126