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更新于2009-06-14 07:54:49

3.4.1中断和异常处理的硬件处理

首先，我们从硬件的角度来看CPU如何处理中断和异常。这里假定内核已被初始化，CPU已从实模式转到保护模式。

当CPU执行了当前指令之后，CS和EIP这对寄存器中所包含的内容就是下一条将要执行指令的逻辑地址。在对下一条指令执行前，CPU先要判断在执行当前指令的过程中是否发生了中断或异常。如果发生了一个中断或异常，那么CPU将做以下事情：

· 确定所发生中断或异常的向量i（在0～255之间）。
· 通过IDTR寄存器找到IDT表，读取IDT表第i项（或叫第i个门）。
· 分两步进行有效性检查：首先是“段”级检查，将CPU的当前特权级CPL（存放在CS寄存器的最低两位）与IDT中第i项段选择符中的DPL相比较，如果DPL（3）大于CPL（0），就产生一个“通用保护”异常(中断向量13)，因为中断处理程序的特权级不能低于引起中断的程序的特权级。这种情况发生的可能性不大，因为中断处理程序一般运行在内核态，其特权级为0。然后是“门”级检查，把CPL与IDT中第i个门的DPL相比较，如果CPL大于DPL，也就是当前特权级（3）小于这个门的特权级（0），CPU就不能“穿过”这个门，于是产生一个“通用保护”异常，这是为了避免用户应用程序访问特殊的陷阱门或中断门。但是请注意，这种“门”级检查是针对一般的用户程序，而不包括外部I/O产生的中断或因CPU内部异常而产生的异常，也就是说，如果产生了中断或异常，就免去了“门”级检查。

检查是否发生了特权级的变化。当中断发生在用户态（特权级为3），而中断处理程序运行在内核态（特权级为0），特权级发生了变化，所以会引起堆栈的更换。也就是说，从用户堆栈切换到内核堆栈。而当中断发生在内核态时，即CPU在内核中运行时，则不会更换堆栈，如图3.5所示。

图3.5中断处理程序堆栈示意图

从图可以看出，当从用户态堆栈切换到内核态堆栈时，先把用户态堆栈的值压入中断程序的内核态堆栈中，同时把 EFLAGS寄存器自动压栈，然后把被中断进程的返回地址压入堆栈。如果异常产生了一个硬件错误码，则将它也保存在堆栈中。如果特权级没有发生变化，则压入栈中的内容如图3.4中‚。你可能要问，现在SS:ESP和CS:EIP 这两对寄存器的值分别是什么？SS:ESP的值从当前进程的TSS中获得，也就是获得当前进程的内核栈指针，因为此时中断处理程序成为当前进程的一部分，代表当前进程在运行。CS:EIP的值就是IDT表中第i项门描述符的段选择符和偏移量的值，此时，CPU就跳转到了中断或异常处理程序。

3.4.2 Linux对异常和中断的处理

上面给出了硬件对异常和中断进行处理的一般步骤，下面将概要描述Linux对异常和中断的处理，具体的实现过程将在后面介绍。

1．异常处理

Linux利用异常来达到两个截然不同的目的：

· 给进程发送一个信号以通报一个反常情况
· 管理硬件资源

对于第一种情况，例如，如果进程执行了一个被0除的操作，CPU则会产生一个“除法错误”异常，并由相应的异常处理程序向当前进程发送一个SIGFPE信号。当前进程接收到这个信号后，就要采取若干必要的步骤，或者从错误中恢复，或者终止执行（如果这个信号没有相应的信号处理程序）。

对于第二种情况，内核使用两种异常来有效地管理硬件资源，相应的处理程序也就更复杂。在这种情况下，异常并不表示一种错误情况：

· 用“设备不可用”异常来推迟装载浮点寄存器。
· 用“缺页”异常推迟把新页框分配给进程。

内核对异常处理程序的调用有一个标准的结构，它由以下三部分组成：
· 在内核栈中保存大多数寄存器的内容（由汇编语言实现）
· 调用C编写的异常处理函数
· 通过ret_from_exception()函数从异常退出。

关于内核对异常的具体处理在此不进行详细介绍，在第六章内存管理中我们将涉及到“缺页”异常处理程序，本节的重点放在中断处理。

2．中断处理

当一个中断发生时，并不是所有的操作都具有相同的急迫性。事实上，把所有的操作都放进中断处理程序本身并不合适。需要时间长的、非重要的操作应该推后，因为当一个中断处理程序正在运行时，相应的IRQ中断线上再发出的信号就会被忽略。更重要的是，中断处理程序是代表进程执行的，它所代表的进程必需总处于TASK_RUNNING状态，否则，就可能出现系统僵死情形。因此，中断处理程序不能执行任何阻塞过程，如I/O设备操作。因此，Linux把一个中断要执行的操作分为下面的三类：

（1）紧急的（Critical）

这样的操作诸如：中断到来时中断控制器做出应答，对中断控制器或设备控制器重新编程，或者对设备和处理器同时访问的数据结构进行修改。这些操作都是紧急的，应该被很快地执行，也就是说，紧急操作应该在一个中断处理程序内立即执行，而且是在禁用中断的状态下。

（2）非紧急的（Noncritical）

这样的操作如修改那些只有处理器才会访问的数据结构（例如，按下一个键后，读扫描码）。这些操作也要很快地完成，因此，它们由中断处理程序立即执行，但在启用中断的状态下。

（3）非紧急可延迟的（Noncritical deferrable）

这样的操作如，把一个缓冲区的内容拷贝到一些进程的地址空间（例如，把键盘行缓冲区的内容发送到终端处理程序的进程）。这些操作可能被延迟较长的时间间隔而不影响内核操作：有兴趣的进程会等待需要的数据。非紧急可延迟的操作由一些被称为“下半部分”(bottom halves)的函数来执行。我们将在后面讨论“下半部分”。

所有的中断处理程序都执行四个基本的操作：

· 在内核栈中保存IRQ的值和寄存器的内容。
· 给与IRQ中断线相连的中断控制器发送一个应答，这将允许在这条中断线上进一步发出中断请求。
· 执行共享这个IRQ的所有设备的中断服务例程（ISR）。
· 跳到ret_from_intr( )的地址后终止。

3.4.3 与堆栈有关的常量、数据结构及宏

在中断、异常及系统调用的处理中，涉及一些相关的常量、数据结构及宏，在此先给予介绍（大部分代码在arch/i386/kernel/entry.S中）。

1． 常量定义

下面这些常量定义了进入中断处理程序时，相关寄存器与堆栈指针（ESP）的相对位置，图3.6给出了在相应位置上所保存的寄存器内容：

图3.6 进入中断理程序时内核堆栈示意图

其中，ORIG_EAX是Original eax之意，其具体含义将在后面介绍。

2．存放在栈中的寄存器结构pt_regs

在内核中，很多函数的参数是pt_regs数据结构，定义在include/i386/ptrace.h中：

把这个结构与内核栈的内容相比较，会发现堆栈的内容是这个数据结构的一个映象。

3．保存现场的宏SAVE_ALL

在中断发生前夕，要把所有相关寄存器的内容都保存在堆栈中,这是通过SAVE_ALL宏完成的：

该宏执行以后，堆栈内容如图3.6所示。把这个宏与图3.5 结合起来就很容易理解图3.6，在此对该宏再给予解释：

· CPU在进入中断处理程序时自动将用户栈指针（如果更换堆栈）、EFLAGS寄存器及返回地址一同压入堆栈。
· 段寄存器DS和ES原来的内容入栈，然后装入内核数据段描述符__KERNEL_DS（定义为0x18）,内核段的DPL为0。

4．恢复现场的宏RESTORE_ALL

当从中断返回时，恢复相关寄存器的内容，这是通过RESTORE_ALL宏完成的：

可以看出，RESTORE_ALL与SAVE_ALL遥相呼应。当执行到iret指令时，内核栈又恢复到刚进入中断门时的状态，并使CPU从中断返回。

5．将当前进程的task_struct 结构的地址放在寄存器中

从下一章“task_struct 结构在内存存放”一节我们将知道，当前进程的task_struct存放在内核栈的底部，因此，以上两条指令就可以把task_struct结构的地址放在reg寄存器中。

3.4.4 中断处理程序的执行

从前面的介绍，我们已经知道了 i386的中断机制及有关的初始化工作。现在，我们可以从中断请求的发生到CPU的响应，再到中断处理程序的调用和返回，沿着这一思路走一遍，以体会Linux内核对中断的响应及处理。

假定外设的驱动程序都已完成了初始化工作，并且已把相应的中断服务例程挂入到特定的中断请求队列。 又假定当前进程正在用户空间运行（随时可以接受中断），且外设已产生了一次中断请求。当这个中断请求通过中断控制器8259A到达CPU的中断请求引线INTR时（参看图3.1）,CPU就在执行完当前指令后来响应该中断。

CPU从中断控制器的一个端口取得中断向量I，然后根据I从中断描述符表IDT中找到相应的表项，也就是找到相应的中断门。因为这是外部中断，不需要进行“门级”检查，CPU就可以从这个中断门获得中断处理程序的入口地址，假定为IRQ0x05_interrupt。因为这里假定中断发生时CPU运行在用户空间（CPL＝3），而中断处理程序属于内核（DPL＝0），因此，要进行堆栈的切换。也就是说，CPU从TSS中取出内核栈指针，并切换到内核栈（此时栈还为空）。当CPU进入IRQ0x05_interrupt时，内核栈如图3.5的，栈中除用户栈指针、EFLAGS的内容以及返回地址外再无其他内容。另外，由于CPU进入的是中断门（而不是陷阱门），因此，这条中断线已被禁用，直到重新启用。

我们用IRQn_interrupt来表示从IRQ0x01_interrupt 到IRQ0x0f_interrupt任意一个中断处理程序。这个中断处理程序实际上要调用do_IRQ()，而do_IRQ()要调用handle_IRQ_event（）函数；最后这个函数才真正地执行中断服务例程（ISR）。图3.7给出它们的调用关系：

图3.7中断处理函数的调用关系

1．中断处理程序IRQn_interrupt

我们首先看一下从IRQ0x01_interrupt 到IRQ0x0f_interrupt的这16个函数是如何定义的，在i8259.c中定义了如下宏：

经过gcc的预处理，宏定义BUILD_16_IRQS(0x0) 会被展开成BUILD_IRQ（0x00）至BUILD_IRQ（0x0f）。BUILD_IRQ宏是一段嵌入式汇编代码(在/include/i386/hw_irq.h中)，为了有助于理解，我们把它展开成下面的汇编语言片段：

把中断号减256的结果保存在栈中，这就是进入中断处理程序后第一个压入堆栈的值，也就是堆栈中ORIG_EAX的值，如图3.6。这是一个负数，正数留给系统调用使用。对于每个中断处理程序，唯一不同的就是压入栈中的这个数。然后，所有的中断处理程序都跳到一段相同的代码common_interrupt。这段代码可以在BUILD_COMMON_IRQ 宏中找到，同样，我们略去其嵌入式汇编源代码，而把这个宏展开成下列的汇编语言片段：

SAVE_ALL宏已经在前面介绍过，它把中断处理程序会使用的所有CPU寄存器都保存在栈中。然后，BUILD_COMMON_IRQ 宏调用do_IRQ( )函数，因为通过CALL调用这个函数，因此，该函数的返回地址被压入栈。当执行完do_IRQ( )，就跳转到ret_from_intr( )地址（参见后面的“从中断和异常返回）。

2． do_IRQ( )函数

do_IRQ()这个函数处理所有外设的中断请求。当这个函数执行时，内核栈从栈顶到栈底包括：

· do_IRQ( )的返回地址
· 由SAVE_ALL 推进栈中的一组寄存器的值
· ORIG_EAX（即n-256）
· CPU自动保存的寄存器

该函数的实现用到中断线的状态，下面给予具体说明：

#define IRQ_INPROGRESS 1 /* 正在执行这个IRQ的一个处理程序*/
#define IRQ_DISABLED 2 /* 由设备驱动程序已经禁用了这条IRQ中断线 */
#define IRQ_PENDING 4 /* 一个IRQ已经出现在中断线上，且被应答，但还没有为它提供服务 */
#define IRQ_REPLAY 8 /* 当Linux重新发送一个已被删除的IRQ时 */
#define IRQ_AUTODETECT 16 /* 当进行硬件设备探测时，内核使用这条IRQ中断线 */
#define IRQ_WAITING 32 /*当对硬件设备进行探测时，设置这个状态以标记正在被测试的irq */
#define IRQ_LEVEL 64 /* IRQ level triggered */
#define IRQ_MASKED 128 /* IRQ masked - shouldn't be seen again */
#define IRQ_PER_CPU 256 /* IRQ is per CPU */

这8个状态的前5个状态比较常用，因此我们给出了具体解释。另外，我们还看到每个状态的常量是2的幂次方。最大值为256（28）, 因此可以用一个字节来表示这8个状态，其中每一位对应一个状态。

该函数在arch／/i386/kernel/irq.c中定义如下：

下面对这个函数进行进一步的讨论：

· 当执行到for (;;)这个无限循环时，就准备对中断请求队列进行处理，这是由handle_IRQ_event （）函数完成的。因为中断请求队列为一临界资源，因此在进入这个函数前要加锁。
· handle_IRQ_event （）函数的主要代码片段为：

这个循环依次调用请求队列中的每个中断服务例程。中断服务例程及其参数已经在前面进行过简单描 述，至于更具体的解释将在驱动程序一章进行描述。

· 这里要说明的是，中断服务例程都在关中断的条件下进行（不包括非屏蔽中断），这也是为什么CPU在穿过中断门时自动关闭中断的原因。但是，关中断时间绝不能太长，否则就可能丢失其它重要的中断。也就是说，中断服务例程应该处理最紧急的事情，而把剩下的事情交给另外一部分来处理。即后半部分（bottom half）来处理，这一部分内容将在下一节进行讨论。
· 经验表明，应该避免在同一条中断线上的中断嵌套，内核通过IRQ_PENDING标志位的应用保证了这一点。当do_IRQ()执行到for (;;)循环时，desc->status 中的IRQ_PENDING的标志位肯定为0（想想为什么？）。当CPU执行完handle_IRQ_event （）函数返回时，如果这个标志位仍然为0，那么循环就此结束。如果这个标志位变为1，那就说明这条中断线上又有中断产生（对单CPU而言），所以循环又执行一次。通过这种循环方式，就把可能发生在同一中断线上的嵌套循环化解为“串行”。
· 不同的CPU不允许并发地进入同一中断服务例程，否则，那就要求所有的中断服务例程必须是“可重入”的纯代码。可重入代码的设计和实现就复杂多了，因此，Linux在设计内核时巧妙地“避难就易”，以解决问题为主要目标。
· 在循环结束后调用desc->handler->end（）函数，具体来说，如果没有设置IRQ_DISABLED标志位，就调用低级函数enable_8259A_irq（）来启用这条中断线。
· 如果这个中断有后半部分,就调用do_softirq()执行后半部分。

3.4.5 从中断返回

从前面的讨论我们知道，do_IRQ()这个函数处理所有外设的中断请求。这个函数执行的时候，内核栈栈顶包含的就是do_IRQ()的返回地址，这个地址指向ret_from_intr。实际上，ret_from_intr是一段汇编语言的入口点，为了描述简单起见，我们以函数的形式提及它。虽然我们这里讨论的是中断的返回，但实际上中断、异常及系统调用的返回是放在一起实现的，因此，我们常常以函数的形式提到下面这三个入口点：

ret_from_intr（）

终止中断处理程序

ret_from_sys_call( )

终止系统调用，即由0x80引起的异常。

ret_from_exception( )

终止除了0x80的所有异常

在相关的计算机课程中，我们已经知道从中断返回时CPU要做的事情，下面我们来看一下Linux内核的具体实现代码（在entry.S中）：

这里的GET_CURRENT(%ebx)将当前进程task_struct结构的指针放入寄存器EBX中，此时，内核栈的内容还如图3.6所示。然后两条“mov”指令是为了把中断发生前夕EFALGS寄存器的高16位与代码段CS寄存器的内容拼揍成32位的长整数，其目的是要检验：

· 中断前夕CPU是否够运行于VM86模式
· 中断前夕CPU是运行在用户空间还是内核空间。

VM86模式是为在i386保护模式下模拟运行DOS软件而设置的，EFALGS寄存器高16位中有个标志位表示CPU是否运行在VM86模式，我们在此不予详细讨论。CS的最低两位表示中断发生时CPU的运行级别CPL，若这两位为3，说明中断发生于用户空间。

如果中断发生在内核空间，则控制权直接转移到标号restore_all。如果中断发生于用户空间（或VM86模式），则转移到ret_from_sys_call：

进入ret_from_sys_call后，首先关中断，也就是说，执行这段代码时CPU不接受任何中断请求。然后，看调度标志是否为非0，其中常量need_resched 定义为20，need_resched(%ebx)表示当前进程task_struct结构中偏移量need_resched处的内容，如果调度标志为非0，说明需要进行调度，则去调用schedule（）函数进行进程调度，这将在第五章进行详细讨论。

同样，如果当前进程的task_struct结构中的sigpending标志为非0，就表示该进程有信号等待处理，要先处理完这些信号后才从中断返回，关于信号的处理将在“进程间通信”一章进行讨论。处理完信号，控制权还是返回到restore_all。RESTORE_ALL宏操作在前面已经介绍过，也就是恢复中断现场，彻底从中断返回。

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