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早期的中断和异常控制

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初期中断和异常处理

在上一个 部分 我们谈到了初期中断初始化。目前我们已经处于解压缩后的Linux内核中了，还有了用于初期启动的基本的 分页arrow-up-right 机制。我们的目标是在内核的主体代码执行前做好准备工作。

我们已经在 本章 的 第一部分 做了一些工作，在这一部分中我们会继续分析关于中断和异常处理部分的代码。

我们在上一部分谈到了下面这个循环：

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

这段代码位于 arch/x86/kernel/head64.carrow-up-right。在分析这段代码之前，我们先来了解一些关于中断和中断处理程序的知识。

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理论

中断是一种由软件或硬件产生的、向CPU发出的事件。例如，如果用户按下了键盘上的一个按键时，就会产生中断。此时CPU将会暂停当前的任务，并且将控制流转到特殊的程序中—— 中断处理程序(Interrupt Handler)arrow-up-right。一个中断处理程序会对中断进行处理，然后将控制权交还给之前暂停的任务中。中断分为三类：

  • 软件中断 - 当一个软件可以向CPU发出信号，表明它需要系统内核的相关功能时产生。这些中断通常用于系统调用；

  • 硬件中断 - 当一个硬件有任何事件发生时产生，例如键盘的按键被按下；

  • 异常 - 当CPU检测到错误时产生，例如发生了除零错误或者访问了一个不存在的内存页。

每一个中断和异常都可以由一个数来表示，这个数叫做 向量号 ，它可以取从 0 到 255 中的任何一个数。通常在实践中前 32 个向量号用来表示异常，32 到 255 用来表示用户定义的中断。可以看到在上面的代码中，NUM_EXCEPTION_VECTORS 就定义为：

#define NUM_EXCEPTION_VECTORS 32

CPU会从 APICarrow-up-right 或者 CPU 引脚接收中断，并使用中断向量号作为 中断描述符表 的索引。下面的表中列出了 0-31 号异常：

----------------------------------------------------------------------------------------------
|Vector|Mnemonic|Description         |Type |Error Code|Source                   |
----------------------------------------------------------------------------------------------
|0     | #DE    |Divide Error        |Fault|NO        |DIV and IDIV                          |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|1     | #DB    |Reserved            |F/T  |NO        |                                      |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|2     | ---    |NMI                 |INT  |NO        |external NMI                          |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|3     | #BP    |Breakpoint          |Trap |NO        |INT 3                                 |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|4     | #OF    |Overflow            |Trap |NO        |INTO  instruction                     |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|5     | #BR    |Bound Range Exceeded|Fault|NO        |BOUND instruction                     |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|6     | #UD    |Invalid Opcode      |Fault|NO        |UD2 instruction                       |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|7     | #NM    |Device Not Available|Fault|NO        |Floating point or [F]WAIT             |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|8     | #DF    |Double Fault        |Abort|YES       |Ant instrctions which can generate NMI|
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|9     | ---    |Reserved            |Fault|NO        |                                      |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|10    | #TS    |Invalid TSS         |Fault|YES       |Task switch or TSS access             |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|11    | #NP    |Segment Not Present |Fault|NO        |Accessing segment register            |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|12    | #SS    |Stack-Segment Fault |Fault|YES       |Stack operations                      |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|13    | #GP    |General Protection  |Fault|YES       |Memory reference                      |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|14    | #PF    |Page fault          |Fault|YES       |Memory reference                      |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|15    | ---    |Reserved            |     |NO        |                                      |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|16    | #MF    |x87 FPU fp error    |Fault|NO        |Floating point or [F]Wait             |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|17    | #AC    |Alignment Check     |Fault|YES       |Data reference                        |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|18    | #MC    |Machine Check       |Abort|NO        |                                      |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|19    | #XM    |SIMD fp exception   |Fault|NO        |SSE[2,3] instructions                 |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|20    | #VE    |Virtualization exc. |Fault|NO        |EPT violations                        |
|---------------------------------------------------------------------------------------------
|21-31 | ---    |Reserved            |INT  |NO        |External interrupts                   |
----------------------------------------------------------------------------------------------

为了能够对中断进行处理，CPU使用了一种特殊的结构 - 中断描述符表（IDT）。IDT 是一个由描述符组成的数组，其中每个描述符都为8个字节，与全局描述附表一致；不过不同的是，我们把IDT中的每一项叫做 门(gate) 。为了获得某一项描述符的起始地址，CPU 会把向量号乘以8，在64位模式中则会乘以16。在前面我们已经见过，CPU使用一个特殊的 GDTR 寄存器来存放全局描述符表的地址，中断描述符表也有一个类似的寄存器 IDTR ，同时还有用于将基地址加载入这个寄存器的指令 lidt 。

64位模式下 IDT 的每一项的结构如下：

其中:

  • Offset - 代表了到中断处理程序入口点的偏移；

  • DPL - 描述符特权级别；

  • P - Segment Present 标志;

  • Segment selector - 在GDT或LDT中的代码段选择子；

  • IST - 用来为中断处理提供一个新的栈。

最后的 Type 域描述了这一项的类型，中断处理程序共分为三种：

  • 任务描述符

  • 中断描述符

  • 陷阱描述符

中断和陷阱描述符包含了一个指向中断处理程序的远 (far) 指针，二者唯一的不同在于CPU处理 IF 标志的方式。如果是由中断门进入中断处理程序的，CPU 会清除 IF 标志位，这样当当前中断处理程序执行时，CPU 不会对其他的中断进行处理；只有当当前的中断处理程序返回时，CPU 才在 iret 指令执行时重新设置 IF 标志位。

中断门的其他位为保留位，必须为0。下面我们来看一下 CPU 是如何处理中断的：

  • CPU 会在栈上保存标志寄存器、cs段寄存器和程序计数器IP；

  • 如果中断是由错误码引起的（比如 #PF）， CPU会在栈上保存错误码；

  • 在中断处理程序执行完毕后，由iret指令返回。

OK，接下来我们继续分析代码。

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设置并加载 IDT

我们分析到了如下代码：

这里循环内部调用了 set_intr_gate ，它接受两个参数：

  • 中断号，即 向量号；

  • 中断处理程序的地址。

同时，这个函数还会将中断门插入至 IDT 表中，代码中的 &idt_descr 数组即为 IDT。 首先让我们来看一下 early_idt_handler_array 数组，它定义在 arch/x86/include/asm/segment.harrow-up-right 头文件中，包含了前32个异常处理程序的地址：

early_idt_handler_array 是一个大小为 288 字节的数组，每一项为 9 个字节，其中2个字节的备用指令用于向栈中压入默认错误码（如果异常本身没有提供错误码的话），2个字节的指令用于向栈中压入向量号，剩余5个字节用于跳转到异常处理程序。

在上面的代码中，我们只通过一个循环向 IDT 中填入了前32项内容，这是因为在整个初期设置阶段，中断是禁用的。early_idt_handler_array 数组中的每一项指向的都是同一个通用中断处理程序，定义在 arch/x86/kernel/head_64.Sarrow-up-right 。我们先暂时跳过这个数组的内容，看一下 set_intr_gate 的定义。

set_intr_gate 宏定义在 arch/x86/include/asm/desc.harrow-up-right：

首先 BUG_ON 宏确保了传入的中断向量号不会大于255，因为我们最多只有 256 个中断。然后它调用了 _set_gate 函数，它会将中断门写入 IDT：

在 _set_gate 函数的开始，它调用了 pack_gate 函数。这个函数会使用给定的参数填充 gate_desc 结构：

在这个函数里，我们把从主循环中得到的中断处理程序入口点地址拆成三个部分，填入门描述符中。下面的三个宏就用来做这个拆分工作：

调用 PTR_LOW 可以得到 x 的低 2 个字节，调用 PTR_MIDDLE 可以得到 x 的中间 2 个字节，调用 PTR_HIGH 则能够得到 x 的高 4 个字节。接下来我们来位中断处理程序设置段选择子，即内核代码段 __KERNEL_CS。然后将 Interrupt Stack Table 和 描述符特权等级 （最高特权等级）设置为0，以及在最后设置 GAT_INTERRUPT 类型。

现在我们已经设置好了IDT中的一项，那么通过调用 native_write_idt_entry 函数来把复制到 IDT：

主循环结束后，idt_table 就已经设置完毕了，其为一个 gate_desc 数组。然后我们就可以通过下面的代码加载 中断描述符表：

其中，idt_descr 为：

load_idt 函数只是执行了一下 lidt 指令：

你可能已经注意到了，在代码中还有对 _trace_* 函数的调用。这些函数会用跟 _set_gate 同样的方法对 IDT 门进行设置，但仅有一处不同：这些函数并不设置 idt_table ，而是 trace_idt_table ，用于设置追踪点（tracepoint，我们将会在其他章节介绍这一部分）。

好了，至此我们已经了解到，通过设置并加载 中断描述符表 ，能够让CPU在发生中断时做出相应的动作。下面让我们来看一下如何编写中断处理程序。

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初期中断处理程序

在上面的代码中，我们用 early_idt_handler_array 的地址来填充了 IDT ，这个 early_idt_handler_array 定义在 arch/x86/kernel/head_64.Sarrow-up-right：

这段代码自动生成为前 32 个异常生成了中断处理程序。首先，为了统一栈的布局，如果一个异常没有返回错误码，那么我们就手动在栈中压入一个 0。然后再在栈中压入中断向量号，最后跳转至通用的中断处理程序 early_idt_handler_common 。我们可以通过 objdump 命令的输出一探究竟：

由于在中断发生时，CPU 会在栈上压入标志寄存器、CS 段寄存器和 RIP 寄存器的内容。因此在 early_idt_handler 执行前，栈的布局如下：

下面我们来看一下 early_idt_handler_common 的实现。它也定义在 arch/x86/kernel/head_64.Sarrow-up-right 文件中。首先它会检查当前中断是否为 不可屏蔽中断(NMI)arrow-up-right，如果是则简单地忽略它们：

其中 is_nmi 为:

这段程序首先从栈顶弹出错误码和中断向量号，然后通过调用 INTERRUPT_RETURN ，即 iretq 指令直接返回。

如果当前中断不是 NMI ，则首先检查 early_recursion_flag 以避免在 early_idt_handler_common 程序中递归地产生中断。如果一切都没问题，就先在栈上保存通用寄存器，为了防止中断返回时寄存器的内容错乱：

然后我们检查栈上的段选择子：

段选择子必须为内核代码段，如果不是则跳转到标签 11 ，输出 PANIC 信息并打印栈的内容。然后我们来检查向量号，如果是 #PF 即 缺页中断（Page Fault）arrow-up-right，那么就把 cr2 寄存器中的值赋值给 rdi ，然后调用 early_make_pgtable （详见后文）：

如果向量号不是 #PF ，那么就恢复通用寄存器：

并调用 iret 从中断处理程序返回。

第一个中断处理程序到这里就结束了。由于它只是一个初期中段处理程序，因此只处理缺页中断。下面让我们首先来看一下缺页中断处理程序，其他中断的处理程序我们之后再进行分析。

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缺页中断处理程序

在上一节中我们第一次见到了初期中断处理程序，它检查了缺页中断的中断号，并调用了 early_make_pgtable 来建立新的页表。在这里我们需要提供 #PF 中断处理程序，以便为之后将内核加载至 4G 地址以上，并且能访问位于4G以上的 boot_params 结构体。

early_make_pgtable 的实现在 arch/x86/kernel/head64.carrow-up-right，它接受一个参数：从 cr2 寄存器得到的地址，这个地址引发了内存中断。下面让我们来看一下：

首先它定义了一些 *val_t 类型的变量。这些类型均为：

此外，我们还会遇见 *_t (不带val)的类型，比如 pgd_t ……这些类型都定义在 arch/x86/include/asm/pgtable_types.harrow-up-right，形式如下：

例如，

在这里 early_level4_pgt 代表了初期顶层页表目录，它是一个 pdg_t 类型的数组，其中的 pgd 指向了下一级页表。

在确认不是非法地址后，我们取得页表中包含引起 #PF 中断的地址的那一项，将其赋值给 pgd 变量：

接下来我们检查一下 pgd ，如果它包含了正确的全局页表项的话，我们就把这一项的物理地址处理后赋值给 pud_p ：

其中 PTE_PFN_MASK 是一个宏：

展开后将为：

或者写为：

它是一个46bit大小的页帧屏蔽值。

如果 pgd 没有包含有效的地址，我们就检查 next_early_pgt 与 EARLY_DYNAMIC_PAGE_TABLES（即 64 ）的大小。EARLY_DYNAMIC_PAGE_TABLES 它是一个固定大小的缓冲区，用来在需要的时候建立新的页表。如果 next_early_pgt 比 EARLY_DYNAMIC_PAGE_TABLES 大，我们就用一个上层页目录指针指向当前的动态页表，并将它的物理地址与 _KERPG_TABLE 访问权限一起写入全局页目录表：

然后我们来修正上层页目录的地址：

下面我们对中层页目录重复上面同样的操作。最后我们利用 In the end we fix address of the page middle directory which contains maps kernel text+data virtual addresses:

到此缺页中断处理程序就完成了它所有的工作，此时 early_level4_pgt 就包含了指向合法地址的项。

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小结

本书的第二部分到此结束了。

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接下来我们将会看到进入内核入口点 start_kernel 函数之前剩下所有的准备工作。

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相关链接

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