Linux中斷一網(wǎng)打盡(1) —— 中斷及其初始化

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Linux中斷一網(wǎng)打盡 —— 中斷及其初始化

前情提要

通過本文您可以了解到如下內(nèi)容：

  • Linux 中斷是什么，如何分類编矾，能干什么？
  • Linux 中斷在計(jì)算機(jī)啟動(dòng)各階段是如何初始化的？
中斷是什么

既然叫中斷, 那我們首先就會想到這個(gè)中斷是中斷誰宠漩？想一想計(jì)算機(jī)最核心的部分是什么？沒錯(cuò)懊直， CPU扒吁， 計(jì)算機(jī)上絕大部分的計(jì)算都在CPU中完成，因此這個(gè)中斷也就是中斷CPU當(dāng)前的運(yùn)行室囊，讓CPU轉(zhuǎn)而先處理這個(gè)引起中斷的事件雕崩，通常來說這個(gè)中斷的事件比較緊急，處理完畢后再繼續(xù)執(zhí)行之前被中斷的task融撞。比如盼铁，我們敲擊鍵盤，CPU就必須立即響應(yīng)這個(gè)操作尝偎，不然我們打字就全變成了慢動(dòng)作～饶火。說白了中斷其實(shí)就是一種主動(dòng)通知機(jī)制，如果中斷源不主動(dòng)通知致扯，那想知道其發(fā)生了什么事情肤寝，只能一次次地輪詢了，白白耗費(fèi)CPU抖僵。

中斷的分類

大的方向上一般分為兩大類：同步中斷和異步中斷鲤看，按Intel的說法，將異步中斷稱為中斷耍群，將同步中斷稱為異常刨摩。

異步中斷

主要是指由CPU以外的硬件產(chǎn)生的中斷寺晌，比如鼠標(biāo)，鍵盤等澡刹。它的特點(diǎn)是相對CPU來說隨時(shí)隨機(jī)發(fā)生呻征，事先完全沒有預(yù)兆，不可預(yù)期的罢浇。異步中斷發(fā)生時(shí)陆赋，CPU基本上都正在執(zhí)行某條指令。

異步中斷可分為可屏蔽和不可屏蔽兩種嚷闭，字如其義不用多解釋攒岛。

同步中斷

主要是指由CPU在執(zhí)行命令過程中產(chǎn)生的異常，它一定是在CPU執(zhí)行完一條命令后才會發(fā)出胞锰，產(chǎn)生于CPU內(nèi)部灾锯。按其被CPU處理后返回位置的不同，我們將同步中斷分為故障(fault), 陷阱(trap)和終止(abort)三類顺饮。我們通過一個(gè)表格來作下對比區(qū)分：

中斷分類 特點(diǎn) 處理完畢后的返回位置 例子
故障(fault) 潛在可能恢復(fù)的錯(cuò)誤 重新執(zhí)行引起此故障的指令 缺頁中斷
陷阱(trap) 為了實(shí)現(xiàn)某種功能有意而為之發(fā)生的錯(cuò)誤 執(zhí)行引發(fā)當(dāng)前陷阱的指令的下一條指令 系統(tǒng)調(diào)用
終止(abort) 不可恢復(fù)的錯(cuò)誤 沒有返回，進(jìn)程將被終止

兩點(diǎn)說明：

  • 處理完畢后的返回位置：發(fā)生異常時(shí)凌那，CPU最終會進(jìn)入到相應(yīng)的異常處理程序中（簡單說就是CPU需要執(zhí)行一次跳轉(zhuǎn)）在執(zhí)行具體操作前會設(shè)置好的異常處理完成后跳轉(zhuǎn)回的CS:IP, 即代碼段寄存器和程序指針寄存器，不同類型的異常其設(shè)置的CS:IP不同而已帽蝶；

  • 有些分類方法還會有一種叫可編程異常的，比如說把系統(tǒng)調(diào)用算作這一類励稳，也可以佃乘。但是如果按處理完畢后的返回位置來說系統(tǒng)調(diào)用是可以歸入陷阱這一類的。

硬件中斷的管理模型

我們都知道CPU上只有有限多的腳針驹尼，負(fù)責(zé)與外部通訊恕稠，比如有數(shù)據(jù)線，地址線等扶欣，也有中斷線鹅巍，但一般只有兩條NMI(不可屏蔽中斷線)和INTR(可屏蔽中斷線)， 新的CPU有LINT0和LINT1腳針料祠。那您會問了骆捧，電腦上有那么多外設(shè)，CPU就這兩根線髓绽，怎么接收這么多外設(shè)的中斷信號呢敛苇？確實(shí)，因此CPU找了一個(gè)管理這些眾多中斷的代理人——中斷控制器。

就目前我們使用的SMP多核架構(gòu)里枫攀，我們經(jīng)常使用高級可編程中斷控制器APIC括饶， 老式的 8259A 可編程中斷控制器大家有興趣可自行搜索。

APIC分為兩部分来涨，IO APIC和Local APIC图焰，從名字上我們就可略知一二。

  • IO APIC: 用來連接各種外設(shè)的硬件控制器蹦掐，接收其發(fā)送的中斷請求信號技羔，然后將其傳送到Local APIC, 這個(gè)IO APIC一般會封裝在主板南板芯片上;

  • Local APIC: 基本上集成在了CPU里， 向CPU通知中斷發(fā)生卧抗。

  • 放張網(wǎng)上的圖：

    ioapic.jpg
中斷的初始化
Linux 啟動(dòng)流程

中斷的初始化是穿插在Linux本身啟動(dòng)和初始化過程中的藤滥，因此我們在這里簡要說一下Linux本身的初始化。

  • 64位Linux啟動(dòng)大的方向上需要經(jīng)過 實(shí)模式 -> 保護(hù)模式 -> 長模式 第三種模式的轉(zhuǎn)換;
  • 電源接通社裆，CPU啟動(dòng)并重置各寄存器后運(yùn)行于實(shí)模式下拙绊，CS:IP加載存儲于ROM中的一跳轉(zhuǎn)指令，跳轉(zhuǎn)到BIOS中泳秀；
  • BIOS啟動(dòng)标沪，硬件自測，讀取MRB;
  • BIOS運(yùn)行第一階段引導(dǎo)程序晶默，第一階段引導(dǎo)程序運(yùn)行第二階段引導(dǎo)程序，通常是 grub;
  • Grub開始引導(dǎo)內(nèi)核運(yùn)行;
  • 相關(guān)初始化后進(jìn)行保護(hù)模式航攒，再進(jìn)入長模式磺陡，內(nèi)核解壓縮；
  • 體系無關(guān)初始化部分;
  • 體系相關(guān)初始化部分;

總結(jié)了一張圖漠畜，僅供參考：

linux啟動(dòng)流程.png
中斷描述符表

外設(shè)千萬種，CPU統(tǒng)統(tǒng)不知道憔狞。所有的中斷到了CPU這里就只是一個(gè)中斷號，然后初始化階段設(shè)置好中斷號到中斷處理程序的對應(yīng)關(guān)系拍冠，CPU獲取到一個(gè)中斷號后簇抵，查到對應(yīng)的中斷處理程序調(diào)用就好了。

這兩者的對應(yīng)關(guān)系最后會抽象成了中斷向量表晃财， 現(xiàn)在叫 IDT中斷描述符表。

中斷的第一次初始化

實(shí)模式下的初始化

  • 上面那張Linux啟動(dòng)流程圖如果你仔細(xì)看的話會發(fā)現(xiàn)在BIOS程序加載運(yùn)行時(shí)断盛，在實(shí)模式下也有一個(gè)BIOS的中斷向量表，這個(gè)中斷向量表提供了一些類似于BIOS的系統(tǒng)調(diào)用一樣的方法钢猛。比如Linux在初始化時(shí)需要獲取物理內(nèi)存的詳情，就 是調(diào)用了BIOS的相應(yīng)中斷來獲取的厢洞。見下圖：
選區(qū)_035.png
中斷的第二次初始化

  • 在進(jìn)入到保護(hù)模式后躺翻，會全新初始化一個(gè)空的中斷描述符表 IDT, 供 kernel 使用;

  • Linux Kernel提供256個(gè)大小的中斷描述符表

    #define IDT_ENTRIES           256

gate_desc idt_table[IDT_ENTRIES] __page_aligned_bss;
中斷的第三次初始化

  • 在進(jìn)入到長模式后，在x86_64_start_kernel先初始化前32個(gè)異常類型的中斷(即上面定義的 idt_table 的前32項(xiàng))踊淳；

    void __init idt_setup_early_handler(void)
{
  int i;

  for (i = 0; i < NUM_EXCEPTION_VECTORS; i++)
      set_intr_gate(i, early_idt_handler_array[i]);

  load_idt(&idt_descr);
}

    其中 early_idt_handler_array這個(gè)數(shù)組放置了32個(gè)異常類型的中斷處理程序陕靠，我們先看一下它的定義：

    const char early_idt_handler_array[32][9];

    二維數(shù)組，每一個(gè)early_idt_handler_array[i]有9個(gè)字節(jié)垄开。

    這個(gè) early_idt_handler_array的初始化很有意思，它用AT&T的匯編代碼完成溉躲，在文件arch/x86/kernel/head_64.S中：

    ENTRY(early_idt_handler_array)
  i = 0
  .rept NUM_EXCEPTION_VECTORS
  .if ((EXCEPTION_ERRCODE_MASK >> i) & 1) == 0
      UNWIND_HINT_IRET_REGS
      pushq $0    # Dummy error code, to make stack frame uniform
  .else
      UNWIND_HINT_IRET_REGS offset=8
  .endif
  pushq $i        # 72(%rsp) Vector number
  jmp early_idt_handler_common
  UNWIND_HINT_IRET_REGS
  i = i + 1
  .fill early_idt_handler_array + i*EARLY_IDT_HANDLER_SIZE - ., 1, 0xcc
  .endr
  UNWIND_HINT_IRET_REGS offset=16
END(early_idt_handler_array)

    這段匯編循環(huán)遍歷32次來初始化每一個(gè)early_idt_handler_array[i], 也就是填充它的9個(gè)字節(jié)：其中2個(gè)字節(jié)是壓棧錯(cuò)誤碼指令益兄，2個(gè)字節(jié)是壓棧向量號指令，余下的5個(gè)字節(jié)是函數(shù)跳轉(zhuǎn)指令（jmp early_idt_handler_common）疑枯。由此我們可以看出蛔六，這前32個(gè)異常類型的中斷處理函數(shù)最終都會調(diào)用到early_idt_handler_common, 這個(gè)函數(shù)這里就不貼它的代碼了，我們說下它的大致流程：

    a. 先將各寄存器的值壓棧保存国章；
b. 如果是 缺頁異常，就調(diào)用 `early_make_patable`; 
c. 如果是 其他異常氓拼，就調(diào)用 `early_fixup_exception`;

  • 體系結(jié)構(gòu)相關(guān)的中斷初始化

    這也是一次部分初始化，它發(fā)生在 start_kernel的setup_arch中坏匪，即發(fā)生在 Linux 啟動(dòng)流程中的體系結(jié)構(gòu)初始化部分撬统。這部分實(shí)際上是更新上面已初始化的32個(gè)異常類中的X86_TRAP_DB(1號, 用于debug)和X86_TRAP_BP(3號, 用于debug時(shí)的斷點(diǎn));

    static const __initconst struct idt_data early_idts[] = {
  INTG(X86_TRAP_DB,       debug),
  SYSG(X86_TRAP_BP,       int3),
};

void __init idt_setup_early_traps(void)
{
  idt_setup_from_table(idt_table, early_idts, ARRAY_SIZE(early_idts),
               true);
  load_idt(&idt_descr);
}

    debug和int3這兩個(gè)匯編實(shí)現(xiàn)的中斷處理程序這里我們就不詳述了。

  • 更新 X86_TRAP_PF 缺頁異常的中斷處理程序

    void __init idt_setup_early_pf(void)
{
  idt_setup_from_table(idt_table, early_pf_idts,
               ARRAY_SIZE(early_pf_idts), true);
}

static const __initconst struct idt_data early_pf_idts[] = {
  INTG(X86_TRAP_PF,       page_fault),
};

  • 在trap_init中調(diào)用 idt_setup_traps更新部分異常的中斷處理程序：

    void __init idt_setup_traps(void)
{
  idt_setup_from_table(idt_table, def_idts, ARRAY_SIZE(def_idts), true);
}

static const __initconst struct idt_data def_idts[] = {
  INTG(X86_TRAP_DE,       divide_error),
  INTG(X86_TRAP_NMI,      nmi),
  INTG(X86_TRAP_BR,       bounds),
  INTG(X86_TRAP_UD,       invalid_op),
  INTG(X86_TRAP_NM,       device_not_available),
  INTG(X86_TRAP_OLD_MF,       coprocessor_segment_overrun),
  INTG(X86_TRAP_TS,       invalid_TSS),
  INTG(X86_TRAP_NP,       segment_not_present),
  INTG(X86_TRAP_SS,       stack_segment),
  INTG(X86_TRAP_GP,       general_protection),
  INTG(X86_TRAP_SPURIOUS,     spurious_interrupt_bug),
  INTG(X86_TRAP_MF,       coprocessor_error),
  INTG(X86_TRAP_AC,       alignment_check),
  INTG(X86_TRAP_XF,       simd_coprocessor_error),

#ifdef CONFIG_X86_32
  TSKG(X86_TRAP_DF,       GDT_ENTRY_DOUBLEFAULT_TSS),
#else
  INTG(X86_TRAP_DF,       double_fault),
#endif
  INTG(X86_TRAP_DB,       debug),

#ifdef CONFIG_X86_MCE
  INTG(X86_TRAP_MC,       &machine_check),
#endif

  SYSG(X86_TRAP_OF,       overflow),
#if defined(CONFIG_IA32_EMULATION)
  SYSG(IA32_SYSCALL_VECTOR,   entry_INT80_compat),
#elif defined(CONFIG_X86_32)
  SYSG(IA32_SYSCALL_VECTOR,   entry_INT80_32),
#endif
};

  • 在trap_init中調(diào)用 idt_setup_ist_traps更新部分異常的中斷處理程序,

    看到這里您可能問凭迹，上面不是調(diào)用了idt_setup_traps嗅绸，怎么這時(shí)又調(diào)用idt_setup_ist_traps? 這兩者有什么區(qū)別撕彤？說起來話有點(diǎn)長，我們盡量從流程上給大家講清楚羹铅，但不深入到具體的細(xì)節(jié)。

    1. 想說明這個(gè)問題麻蹋，我們先來講下棧這個(gè)東西:

      a. 首先每個(gè)進(jìn)程都有自己的用戶態(tài)棧焊切，對應(yīng)進(jìn)程虛擬地址空間內(nèi)的stack部分，用于進(jìn)程在用戶態(tài)變量申請蛛蒙，函數(shù)調(diào)用等操作渤愁；

      b. 除了用戶態(tài)棧，每個(gè)進(jìn)程在創(chuàng)建時(shí)(內(nèi)核對應(yīng)創(chuàng)建 task_struct結(jié)構(gòu))同時(shí)會創(chuàng)建對應(yīng)的內(nèi)核棧诺苹，這里進(jìn)程由用戶態(tài)進(jìn)入到內(nèi)核態(tài)執(zhí)行函數(shù)時(shí)，相應(yīng)的所用的棧也會切換到內(nèi)核棧收奔；

      c. 如果內(nèi)核進(jìn)入到中斷處理程序，早期的kernel針對中斷處理程序的執(zhí)行會使用當(dāng)前中斷task的內(nèi)核棧坪哄，這里有存在一定的問題，存在棧溢出的風(fēng)險(xiǎn)模暗。舉個(gè)例子念祭，如果在中斷處理程序里又發(fā)生了異常中斷，此時(shí)會觸發(fā)double fault粱坤，但其在處理過程中依然要使用當(dāng)前task的內(nèi)核棧，并且當(dāng)前task內(nèi)核棧已滿枚驻，double fault無法被正確處理。為了解決這樣的內(nèi)部测秸，linux kernel引出了獨(dú)立的內(nèi)核棧灾常，針對SMP系統(tǒng)，它還是pre-cpu的钞瀑。我們來看一下其初始化：

      void irq_ctx_init(int cpu)
{
   union irq_ctx *irqctx;

   if (hardirq_ctx[cpu])
       return;

    // 硬中斷獨(dú)立棧
   irqctx = (union irq_ctx *)&hardirq_stack[cpu * THREAD_SIZE];
   irqctx->tinfo.task      = NULL;
   irqctx->tinfo.cpu       = cpu;
   irqctx->tinfo.preempt_count = HARDIRQ_OFFSET;
   irqctx->tinfo.addr_limit    = MAKE_MM_SEG(0);

   hardirq_ctx[cpu] = irqctx;

    //軟中斷獨(dú)立棧
   irqctx = (union irq_ctx *)&softirq_stack[cpu * THREAD_SIZE];
   irqctx->tinfo.task      = NULL;
   irqctx->tinfo.cpu       = cpu;
   irqctx->tinfo.preempt_count = 0;
   irqctx->tinfo.addr_limit    = MAKE_MM_SEG(0);

   softirq_ctx[cpu] = irqctx;

   printk("CPU %u irqstacks, hard=%p soft=%p\n",
       cpu, hardirq_ctx[cpu], softirq_ctx[cpu]);
}

      可以看到還特別貼心地為softirq也開辟了單獨(dú)的棧。

  1. 在x86_64位系統(tǒng)中缠俺，還引入了一種新的棧配置：IST(Interrupt Stack Table)贷岸。目前Linux kernel中每個(gè)cpu最多支持7個(gè)IST，可以通過tss.ist[]來訪問偿警。

  2. 現(xiàn)在我們再來看idt_setup_ist_traps，其實(shí)就是重新初始化一個(gè)異常處理盒使，讓這些異常處理使用IST作為中斷棧七嫌。

    void __init idt_setup_ist_traps(void)
{
 idt_setup_from_table(idt_table, ist_idts, ARRAY_SIZE(ist_idts), true);
}

static const __initconst struct idt_data ist_idts[] = {
 ISTG(X86_TRAP_DB,   debug,      IST_INDEX_DB),
 ISTG(X86_TRAP_NMI,  nmi,        IST_INDEX_NMI),
 ISTG(X86_TRAP_DF,   double_fault,   IST_INDEX_DF),
#ifdef CONFIG_X86_MCE
 ISTG(X86_TRAP_MC,   &machine_check, IST_INDEX_MCE),
#endif
};

#define ISTG(_vector, _addr, _ist)           \
 G(_vector, _addr, _ist + 1, GATE_INTERRUPT, DPL0, __KERNEL_CS)

    其中 IST_INDEX_DB IST_INDEX_NMI IST_INDEX_DF IST_INDEX_MCE就是要使用的ist[]的索引。

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