linux总结-第一讲-中断和异常

素颜马尾好姑娘i 2022-09-22 15:52 288阅读 0赞

## 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.  ![中断的产生][20160701182806655]

##### 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 #####

![8259A：禁止/激活某个IRQ线][8259A_IRQ]

##### 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)![任务门][20160701183043612]  
b)![中断门][20160701183102159]  
c)![陷阱门][20160701183115753]

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.  ![内核态堆栈][20160701183220457]

##### 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.  ![没描述][20160701183352891]
5.  ![没描述2][2]

##### 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.  ![中断处理][20160701183541282]
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.  ![irqaction数据结构][irqaction]
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:![中断服务例程][20160701183718579]
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：  
转载请注明出处：[http://blog.csdn.net/wsyw126/article/details/51803727][http_blog.csdn.net_wsyw126_article_details_51803727]  
作者：WSYW126

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[20160701183220457]: /images/20220721/04914d0aafbb4846bfab252659833b2e.png
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[20160701183541282]: /images/20220721/7c282a5181174647803f1d6801f2d74f.png
[irqaction]: /images/20220721/4d77b4be262a49c3b47782cb72e266ad.png
[20160701183718579]: /images/20220721/45e7db24f9b24d17a1cb1b0dd9d1d781.png
[http_blog.csdn.net_wsyw126_article_details_51803727]: http://blog.csdn.net/wsyw126/article/details/51803727