zoukankan      html  css  js  c++  java

  • 【原创】X86 linux异常处理与Ipipe接管中断/异常

    目录

    版权声明：本文为本文为博主原创文章，转载请注明出处。如有问题，欢迎指正。博客地址：https://www.cnblogs.com/wsg1100/

    X86 ipipe接管中断/异常

    本文主要讲述X86 下xenomai ipipe是如何接管中断的，关于异常将会放到双核异常处理介绍。

    一、回顾

    上篇文章（X86中断/异常与APIC）我们详细介绍了X86平台中断处理机制：

    X86平台有256个中断向量，表示256个异常或中断，前32个vector为处理器保留用作异常处理，从32到255的vector编号被指定为用户定义的中断，不被处理器保留。 这些中断通常分配给外部I / O设备（部分固定为APIC中断，如LAPIC Timer、温度中断等），以使这些设备能够将中断发送到处理器，每个vector用一个门描述符来表示，也称为中断门，其结构入下。

    idt-64

    描述符大小为128位，其主要保存了段选择符、权限和中断处理程序入口地址。在计算机的内存里，会保存一个中断描述符表(IDT)，共256项。为了直接定位中断描述符表，每个CPU都有个特殊的寄存器IDTR来保存IDT的在内存中的位置。

    当CPU收到一个中断/异常后，CPU 执行以下流程：

    1. 读取由IDTR寄存器保存的IDT(中断向量表)中对应的门描述符。CPU将vector乘以16作为偏移地址来找到该vector的中断描述符条目（32位系统是乘以8）。
    2. 从中断门描述符中得到保存的段选择符。
    3. 根据段选择符获取对于的段描述符。
    4. 进行DPL特权级检查。
    5. 切换堆栈。
    6. 压栈保存原来上下文。
    7. 执行IDT中的中断服务程序。
    8. 返回原来上下文。

    2021020710205874

    (保护模式下的中断处理，图来源：https://blog.csdn.net/qq_39376747/article/details/113736525?spm=1001.2014.3001.5501)

    本文从软件的角度，来看Linux中这个流程是怎样的，着重于硬件相关部分，只有这部分涉及ipipe，linux通用的中断子系统不涉及，所以linux通用的中断子系统本文不做描述。

    二、X86 linux异常中断处理

    1. 中断门及IDT

    CPU主要将门分为三种：任务门，中断门，陷阱门。虽然CPU把门描述符分为了三种，但是linux为了处理更多种情况，把门描述符分为了五种，分别为中断门，系统门，系统中断门，陷阱门，任务门；但其存储结构与CPU定义的门不变。门结构如下：

    linux中中断门由结构体struct gate_struct描述，如下：

    struct idt_bits {
	u16		ist	: 3,  /*提供切换到新堆栈以进行中断处理的功能*/
			zero	: 5,
			type	: 5,/*IDT条目类型：中断，陷阱，任务门*/
			dpl	: 2,/*描述符权限级别*/
			p	: 1;/*段是否处于内存中*/
} __attribute__((packed));

struct gate_struct {
	u16		offset_low; /*中断处理程序入口点的偏移低15bit*/
	u16		segment;	/*GDT或LDT中的代码段选择子*/
	struct idt_bits	bits;
	u16		offset_middle;/*中断处理程序入口点的偏移中15bit*/
#ifdef CONFIG_X86_64
	u32		offset_high;/*中断处理程序入口点的偏移高32bit*/
	u32		reserved;
#endif
} __attribute__((packed));

    五种门结构可通过宏INTG(_vector, _addr)、SYSG(_vector, _addr)、ISTG(_vector, _addr)、SISTG(_vector, _addr)、TSKG(_vector, _addr)来初始化。

    /*archx86kernelidt.c*/
#define DPL0		0x0
#define DPL3		0x3

#define DEFAULT_STACK	0

#define G(_vector, _addr, _ist, _type, _dpl, _segment)	
	{						
		.vector		= _vector,		 
		.bits.ist	= _ist,			 
		.bits.type	= _type,		
		.bits.dpl	= _dpl,			
		.bits.p		= 1,			
		.addr		= _addr,		
		.segment	= _segment,		
	}

/* Interrupt gate */
#define INTG(_vector, _addr)				
	G(_vector, _addr, DEFAULT_STACK, GATE_INTERRUPT, DPL0, __KERNEL_CS)

/* System interrupt gate */
#define SYSG(_vector, _addr)				
	G(_vector, _addr, DEFAULT_STACK, GATE_INTERRUPT, DPL3, __KERNEL_CS)
	
/* Interrupt gate with interrupt stack */
#define ISTG(_vector, _addr, _ist)			
	G(_vector, _addr, _ist, GATE_INTERRUPT, DPL0, __KERNEL_CS)

/* System interrupt gate with interrupt stack */
#define SISTG(_vector, _addr, _ist)			
	G(_vector, _addr, _ist, GATE_INTERRUPT, DPL3, __KERNEL_CS)

/* Task gate */
#define TSKG(_vector, _gdt)				
	G(_vector, NULL, DEFAULT_STACK, GATE_TASK, DPL0, _gdt << 3)

    linux中vector 0-31、APIC和SMP相关门描述使用这几个宏进行初始化，其余中断门描述符会通过函数set_intr_gate()进行初始化。

    static void set_intr_gate(unsigned int n, const void *addr)
{
	struct idt_data data;

	BUG_ON(n > 0xFF);/*大于255,出错*/

	memset(&data, 0, sizeof(data));
	data.vector	= n;   /*vector*/
	data.addr	= addr; /*中断程序入口地址*/
	data.segment	= __KERNEL_CS;/*内核代码段*/
	data.bits.type	= GATE_INTERRUPT;  //门类型
	data.bits.p	= 1;

	idt_setup_from_table(idt_table, &data, 1, false);/*写入idt_table，不记录到bitmap*/
}

    中断描述符表IDT 由数组idt_table[256]描述，用来保存每个CPU的256个Vector的中断门描述符：

    /* Must be page-aligned because the real IDT is used in a fixmap. */
gate_desc idt_table[IDT_ENTRIES] __page_aligned_bss; /*IDT_ENTRIES = 256*/

    保存中断描述符表地址的特殊寄存器IDTR在Linux代码中使用struct desc_ptr表示：

    IDT

    struct desc_ptr {
	unsigned short size;	/*16bit*/
	unsigned long address;	/*32bit*/
} __attribute__((packed)) ;

    内核需要将itd_table 存储到IDTR寄存中，中断时CPU才能正确处理，Linux中用定义了一个idt_desc变量来存放全局IDT信息：

    struct desc_ptr idt_descr __ro_after_init = {
	.size		= (IDT_ENTRIES * 2 * sizeof(unsigned long)) - 1,
	.address	= (unsigned long) idt_table,
};

    通过指令lidt将 idt_desc保存到IDTR寄存器：

    static inline void native_load_idt(const struct desc_ptr *dtr)
{
	asm volatile("lidt %0"::"m" (*dtr));
}

    2. 初始化门描述符

    中断向量表中保存的是中断和异常描述符。我们知道，内核需要经过多个阶段才完成启动。在启动过程中，也会产生一些异常，这些异常辅助完成内核启动工作，所以各个阶段的中断异常函数是不同的，这主要分为4个部分,1-3部门为各个启动阶段异常和陷阱的描述符（vector 0-31），第4部分为中断描述符初始化（vector 32-255）：

    第一部分：引导程序结束后，进入head_64.s后，start_kernel()执行之前的early(早期)阶段产生的异常处理，主要是处理page_fault。

    第二部分：start_kernel()执行过程中，cpu_init()准备TSS段前，此时异常处理堆栈还为准备好，填充DEFAULT_STACK 上运行的早期陷阱门，有debug、page_fault、int3。

    第三部分：以上关于异常和陷阱的描述符只是临时填充使用，最终的异常描述符将在trap_init()中完整初始化，填充每个CPU完整的异常处理gate，cpu_init()会设置每个CPU的idtr寄存器。

    第四部分： 中断描述符初始化，包含SMP、APIC中断。

    2.1 早期异常处理

    在x86_64_start_kernel()函数中，进入通用和独立于体系结构的内核代码之前，做的最后一个工作就是填充early_idt_handle,填充函数为 idt_setup_early_handler()。

    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])
#ifdef CONFIG_X86_32
	for ( ; i < NR_VECTORS; i++)
		set_intr_gate(i, early_ignore_irq);
#endif
	load_idt(&idt_descr);
}
/*archx86includeasmsegment.h*/
#define NUM_EXCEPTION_VECTORS		32
#define EARLY_IDT_HANDLER_SIZE		 9
extern const char early_idt_handler_array[NUM_EXCEPTION_VECTORS][EARLY_IDT_HANDLER_SIZE];

    中断向量 0-31的处理程序的入口设置为early_idt_handler_array[vector],set_intr_gate()函数将early_idt_handler_array按IDT条目格式填充到idt_table,中断向量32-255中断处理入口设置为early_ignore_irq。

    early_idt_handler_array里面是什么？在哪儿定义？early_idt_handler_array在arch/x86/kernel/entry_64.S中定义，汇编代码循环填充32个中断入口，可以看到这个阶段产生的中断和异常统一由early_idt_handler_common函数处理：

    ENTRY(early_idt_handler_array)
	i = 0									/*循环初始量*/
	.rept NUM_EXCEPTION_VECTORS 			/*循环32*/
	.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 		/*执行中断处理*/
	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)

    可以看到使用汇编宏生成32个一样的异常的中断处理程序。

    处理流程为 ，如果异常具有错误代码，那么我们什么也不做；如果异常没有错误代码，则将零压入堆栈。 这样做是因为堆栈是统一的。 之后，将vector编号压入堆栈，然后跳转到Early_idt_handler_common，这是目前的阶段所有异常中断的处理程序。

    early_idt_handler_array数组每项有九个字节，代表可选的错误代码压栈、vcetor压栈和跳转到Early_idt_handler_common三条指令。 可以在使用objdump util查看：

    $ objdump -D vmlinux
...
...
...
ffffffff81fe5000 <early_idt_handler_array>:
ffffffff81fe5000: 6a 00 			pushq $0x0
ffffffff81fe5002: 6a 00 			pushq $0x0
ffffffff81fe5004: e9 17 01 00 00 	jmpq ffffffff81fe5120 <early_idt_han
dler_common>
ffffffff81fe5009: 6a 00 			pushq $0x0
ffffffff81fe500b: 6a 01				pushq $0x1
ffffffff81fe500d: e9 0e 01 00 00 	jmpq ffffffff81fe5120 <early_idt_han
dler_common>
ffffffff81fe5012: 6a 00 			pushq $0x0
ffffffff81fe5014: 6a 02 			pushq $x2
...
...
...

    我们知道，CPU在调用中断处理程序之前将寄存器flags、CS和RIP压入堆栈。 因此，在执 early_idt_handler_common之前，堆栈将包含以下数据：

    |--------------------|
| %rflags 			 |
| %cs                |
| %rip               |
| error code         |
| vector number      |<-- %rsp
|--------------------|

    现在，让我们看一下early_idt_handler_common具体实现。 它位于相同的arch/x86/kernel/head_64.S汇编文件中。 这里有一个标志位early_recursion_flag，来防止在early_idt_handler_common递归，进入前：

    early_idt_handler_common:
	cld
	incl early_recursion_flag(%rip)
	/*通用寄存器保存堆栈上：*/
	pushq %rsi				/* pt_regs->si */
	movq 8(%rsp), %rsi			/* RSI = vector number */
	movq %rdi, 8(%rsp)			/* pt_regs->di = RDI */
	pushq %rdx				/* pt_regs->dx */
	pushq %rcx				/* pt_regs->cx */
	pushq %rax				/* pt_regs->ax */
	pushq %r8				/* pt_regs->r8 */
	pushq %r9				/* pt_regs->r9 */
	pushq %r10				/* pt_regs->r10 */
	pushq %r11				/* pt_regs->r11 */
	pushq %rbx				/* pt_regs->bx */
	pushq %rbp				/* pt_regs->bp */
	pushq %r12				/* pt_regs->r12 */
	pushq %r13				/* pt_regs->r13 */
	pushq %r14				/* pt_regs->r14 */
	pushq %r15				/* pt_regs->r15 */
	UNWIND_HINT_REGS

	cmpq $14,%rsi		/* Page fault? */
	jnz 10f 			/*非 page fault*/
	GET_CR2_INTO(%rdi)	/* Can clobber any volatile register if pv */
	call early_make_pgtable /*早期创建页表*/
	andl %eax,%eax
	jz 20f			/* All good */

10:
	movq %rsp,%rdi		/* RDI = pt_regs; RSI is already trapnr */
	call early_fixup_exception /*处理其他异常*/

20:
	decl early_recursion_flag(%rip)
	jmp restore_regs_and_return_to_kernel
END(early_idt_handler_common)

    从中断处理程序返回前，我们需要这样做以防止寄存器的错误值。 此后，我们检查向量编号，如果它是Page Fault，则将值从cr2放入rdi寄存器(Page Fault异常会将访问产生异常的地址放到cr2寄存器中），并调用early_make_pgtable处理Page Fault异常。我们只了解异常发生及处理的过程，具体是怎样处理的不关心，所以不再描述。

    2.2 start_kernel中的异常向量初始化一

    start_kernel()执行过程中，cpu_init()准备TSS段前，setup_arch()中首先将debug（vector 1）、breakpoint（vector 3）、Page Fault（vector 14）异常处理条目添加到idt_table。

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

static const __initconst struct idt_data early_idts[] = {
	INTG(X86_TRAP_DB,		debug),
	SYSG(X86_TRAP_BP,		int3),
#ifdef CONFIG_X86_32
	INTG(X86_TRAP_PF,		page_fault),
#endif
};

    根据异常使用的中断堆栈、特权级别、中断类型不一样使用不同的宏进行定义异常处理条目,当前堆栈还没准备好，使用DEFAULT_STACK：

    #define DEFAULT_STACK	0
/* Interrupt gate */
#define INTG(_vector, _addr)				
	G(_vector, _addr, DEFAULT_STACK, GATE_INTERRUPT, DPL0, __KERNEL_CS)

/* System interrupt gate *//*SYSG 代表DPL或特权级别,DPL3*/
#define SYSG(_vector, _addr)				
	G(_vector, _addr, DEFAULT_STACK, GATE_INTERRUPT, DPL3, __KERNEL_CS)

    中断处理函数debug、int3、page_fault在archx86entryentry_64.S中定义：

    /*archx86entryentry_64.S*/
idtentry debug			do_debug		has_error_code=0	paranoid=1	trapnr=1
idtentry int3			do_int3			has_error_code=0	trapnr=3
idtentry page_fault		do_page_fault		has_error_code=1	trapnr=14
idtentry stack_segment		do_stack_segment	has_error_code=1	trapnr=12

    每个异常处理程序可以由两部分组成。 第一部分是通用部分，所有异常处理程序都相同。 异常处理程序应将通用寄存器保存在堆栈上，如果异常来自用户空间（处于不同特权等级），则应切换到内核堆栈，并将控制权转移到异常处理程序的第二部分。 异常处理程序的第二部分完成某些工作取决于什么异常。 例如，page fault异常处理程序应找到给定地址的虚拟页面，invalid opcode异常处理程序应发送SIGILL信号等。

    异常处理程序处理入口使用idtentry宏定义：

    .macro idtentry sym do_sym has_error_code:req paranoid=0 shift_ist=-1
ENTRY(sym)
	......
END(sym)
.endm

    idtentry是一个宏，有五个参数：

    • sym —使用 .globl name 定义全局符号，该符号将是异常处理程序入口点的名称。
    • do_sym—表示异常处理程序的具体处理函数。
    • has_error_code—是否具有中断错误代码，对于如debug和int3等没有提供错误码的异常，idtentry内部伪造一个错误码-1。

    最后两个是可选参数：

    • paranoid— 此参数= 1，则切换到特殊堆栈，定义是来自用户空间还是来自异常处理程序，确定的最简单方法是通过判断CS段寄存器中的CPL或当前特权级别。如果等于3，则来自用户空间，如果等于零，则来自内核空间：；
    • shift_ist — 中断期间切换的堆栈

    2.3 idtentry宏（DB异常为例）

    以早期debug为例,看一下idtentry宏的实现:

    idtentry debug do_debug has_error_code=0 paranoid=1 shift_ist=DEBUG_STACK

    在早期发生中断之后，当前堆栈将具有以下格式：

    如果需要切换到特殊堆栈，检查给定的参数是否正确。

    /* Sanity check */
.if shift_ist != -1 && paranoid == 0
.error "using shift_ist requires paranoid=1"
.endif

    如果中断向量号具有与之相关的错误代码，则将错误代码压入堆栈。对于未提供错误码的异常，伪造一个错误码放入堆栈，不仅是伪造的错误代码。此外，-1还代表无效的系统调用号码，因此不会触发系统调用重新启动逻辑.

        .if has_error_code == 0 
    pushq	$-1				/* ORIG_RAX: no syscall to restart */
    .endif

    检查来自用户空间的中断.ORIRG_RAX宏为120字节。 通用寄存器将占用这120个字节，因为在中断处理期间将所有寄存器存储在堆栈中。

        .if paranoid < 2
    testb	$3, CS-ORIG_RAX(%rsp)		/* If coming from userspace, switch stacks */
    jnz	.Lfrom_usermode_switch_stack_@
    .endif

    .if paranoid
    call	paranoid_entry /**/
    .else
    call	error_entry
    .endif

    在这里，我们检查CS中的第一位和第二位。 CS寄存器包含段选择子，其中前两位是RPL。 所有特权级别都是0到3范围内的整数，其中最小的数字对应于最高的特权。 所以如果中断来自内核模式，我们称为paranoid_entry，否则跳转到标签.Lfrom_usermode_switch_stack_@上。 在paranoid_entry中，我们将所有通用寄存器存储在堆栈中，并在需要时将用户gs切换到内核gs上：

    ENTRY(paranoid_entry)
	UNWIND_HINT_FUNC
	cld
	PUSH_AND_CLEAR_REGS save_ret=1
	ENCODE_FRAME_POINTER 8
	movl	$1, %ebx
	movl	$MSR_GS_BASE, %ecx
	rdmsr
	testl	%edx, %edx
	js	1f				/* negative -> in kernel */
	SWAPGS
	xorl	%ebx, %ebx

1:
	SAVE_AND_SWITCH_TO_KERNEL_CR3 scratch_reg=%rax save_reg=%r14
	ret
END(paranoid_entry)

    在接下来的步骤中，我们将pt_regs指针指向rdi，如果有错误代码，则将其保存在rsi中，然后从arch / x86 / kernel / traps.c调用中断处理程序-do_debug。

        movq	%rsp, %rdi			/* pt_regs pointer */

    .if has_error_code
    movq	ORIG_RAX(%rsp), %rsi		/* get error code */
    movq	$-1, ORIG_RAX(%rsp)		/* no syscall to restart */
    .else
    xorl	%esi, %esi			/* no error code */
    .endif
    
    .if shift_ist != -1
	subq	$EXCEPTION_STKSZ, CPU_TSS_IST(shift_ist)
	.endif

	call	do_sym /*二级异常处理程序*/

    与其他处理程序一样，do_debug也有两个参数：

    • pt_regs-是显示一组CPU寄存器的结构，这些寄存器保存在进程的内存区域中；
    • 错误代码-中断的错误代码。

    中断处理程序完成工作后，调用paranoid_exit以恢复堆栈，如果中断来自那里，则打开用户空间并调用iret。 就这样。 当然，这还不是全部:)，但是我们将在有关中断的单独章节中更深入地了解。

    /* these procedures expect "no swapgs" flag in ebx */
	.if paranoid
	jmp	paranoid_exit
	.else
	jmp	error_exit
	.endif

    这是早期#DB中断的idtentry宏的一般视图。 所有中断都与此实现类似，并且也使用idtentry进行了定义。

    2.4 start_kernel中的异常初始化二-trap_init()

    系统中有个used_vectors变量，是一个bitmap，它用于记录中断向量表中哪些中断已经被系统注册和使用，哪些未被注册使用。

    ipipe初始化

    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
};

    入口函数还是由宏idtentry定义：

    idtentry divide_error			do_divide_error			has_error_code=0	trapnr=0
idtentry overflow			do_overflow			has_error_code=0	trapnr=4
idtentry bounds				do_bounds			has_error_code=0	trapnr=5
idtentry invalid_op			do_invalid_op			has_error_code=0	trapnr=6
idtentry device_not_available		do_device_not_available		has_error_code=0	trapnr=7
idtentry double_fault			do_double_fault			has_error_code=1 paranoid=2	trapnr=8
idtentry coprocessor_segment_overrun	do_coprocessor_segment_overrun	has_error_code=0	trapnr=9
idtentry invalid_TSS			do_invalid_TSS			has_error_code=1	trapnr=10
idtentry segment_not_present		do_segment_not_present		has_error_code=1	trapnr=11
idtentry spurious_interrupt_bug		do_spurious_interrupt_bug	has_error_code=0	trapnr=15
idtentry coprocessor_error		do_coprocessor_error		has_error_code=0	trapnr=16
idtentry alignment_check		do_alignment_check		has_error_code=1	trapnr=17
idtentry simd_coprocessor_error		do_simd_coprocessor_error	has_error_code=0	trapnr=19

    到这，异常和陷阱已经初始化完毕，内核也已经开始使用新的中断向量表了，BIOS的中断向量表就已经遗弃，不再使用了。至于各种异常具体处理函数过程分析忽略。

    2.5 初始中断门描述符

    上面内核已经完成异常和陷阱门初始化，下面进行进行中断门的初始化，中断门的初始化也是处于start_kernel()函数中，分为两个部分，分别是early_irq_init()和init_IRQ()。early_irq_init()是第一步的初始化，其工作主要是跟硬件无关的一些初始化，比如一些变量的初始化，分配必要的内存等。init_IRQ()是第二步，其主要就是关于硬件部分的初始化了,其中就会填充剩余的中断门。

    2.5.1 IRQ number与HW interrupt ID

    IRQ：在PIC和单核时代，irq、vector、pin这个概念的确是合三为一的，irq就是PIC控制器的pin引脚，irq也暗示着中断优先级，例如IRQ0比IRQ3有着更高的优先级。当进入MP多核时代，多核CPU下中断处理带来很多问题（如如何决定哪个中断在哪个核上处理，如何保证各核上中断负载均衡等），为了解决这些问题，vector、pin等概念都从irq中剥离出来，irq不再含有特定体系架构下中断控制器的硬件属性，只是linux内核中对中断的一个通用的软件抽象，与特定硬件解耦，增强其通用性。

    在linux kernel中，我们使用下面两个ID来标识一个来自外设的中断：

    1、IRQ number。CPU需要为每一个外设中断编号，我们称之IRQ Number。这个IRQ number是一个虚拟的interrupt ID，和硬件无关，仅仅是被CPU用来标识一个外设中断。

    2、HW interrupt ID。对于interrupt controller而言，它收集了多个外设的interrupt request line并向上传递，因此，interrupt controller需要对外设中断进行编码。Interrupt controller用HW interrupt ID来标识外设的中断。在interrupt controller级联的情况下，仅仅用HW interrupt ID已经不能唯一标识一个外设中断，还需要知道该HW interrupt ID所属的interrupt controller（HW interrupt ID在不同的Interrupt controller上是会重复编码的）。

    这样，CPU和interrupt controller在标识中断上就有了一些不同的概念，但是，对于驱动工程师而言，我们和CPU视角是一样的，我们只希望得到一个IRQ number，而不关系具体是那个interrupt controller上的那个HW interrupt ID。这样一个好处是在中断相关的硬件发生变化的时候，驱动软件不需要修改。因此，linux kernel中的中断子系统需要提供一个将HW interrupt ID映射到IRQ number上来的机制。（来自蜗窝科技）

    上面说到的HW interrupt ID即我们说到中断向量vector，上面内核已经完成异常和陷阱门初始化，剩下主要有APIC和SMP中断，硬件连接决定了他们就是固定的vector。

    所以仅看下图中填充IDT部分即可，native_init_IRQ处理过程如下；

    ipipe初始化

    2.5.2 APIC与SMP IDT填充

    用与APIC与SMP的vector在archx86kernelidt.c义如下，中断入口均在rchx86entryentry_64.S使用宏picinterrupt、apicinterrupt2、apicinterrupt3定义：

    #ifdef CONFIG_SMP
apicinterrupt3 IRQ_MOVE_CLEANUP_VECTOR		irq_move_cleanup_interrupt	smp_irq_move_cleanup_interrupt
apicinterrupt3 REBOOT_VECTOR			reboot_interrupt		smp_reboot_interrupt
#endif
apicinterrupt LOCAL_TIMER_VECTOR		apic_timer_interrupt		smp_apic_timer_interrupt
apicinterrupt X86_PLATFORM_IPI_VECTOR		x86_platform_ipi		smp_x86_platform_ipi
......
apicinterrupt ERROR_APIC_VECTOR			error_interrupt			smp_error_interrupt
apicinterrupt SPURIOUS_APIC_VECTOR		spurious_interrupt		smp_spurious_interrupt

#ifdef CONFIG_IRQ_WORK
apicinterrupt IRQ_WORK_VECTOR			irq_work_interrupt		smp_irq_work_interrupt
#endif

    APIC 和 SMP idt 描述符数组，用INTG宏初始化，只需要把这些项拷贝到IDT表中就行了。

    /*archx86kernelidt.c*/
/*
 * The APIC and SMP idt entries
 */
static const __initconst struct idt_data apic_idts[] = {
#ifdef CONFIG_SMP
	INTG(RESCHEDULE_VECTOR,		reschedule_interrupt), /*重新调度*/
	INTG(CALL_FUNCTION_VECTOR,	call_function_interrupt),/**/
	INTG(CALL_FUNCTION_SINGLE_VECTOR, call_function_single_interrupt),
	INTG(IRQ_MOVE_CLEANUP_VECTOR,	irq_move_cleanup_interrupt),
	INTG(REBOOT_VECTOR,		reboot_interrupt),
#ifdef CONFIG_IPIPE
	INTG(IPIPE_RESCHEDULE_VECTOR,	ipipe_reschedule_interrupt),
	INTG(IPIPE_CRITICAL_VECTOR,	ipipe_critical_interrupt),
#endif
#endif

#ifdef CONFIG_X86_THERMAL_VECTOR
	INTG(THERMAL_APIC_VECTOR,	thermal_interrupt),
#endif

#ifdef CONFIG_X86_MCE_THRESHOLD
	INTG(THRESHOLD_APIC_VECTOR,	threshold_interrupt),
#endif

#ifdef CONFIG_X86_MCE_AMD
	INTG(DEFERRED_ERROR_VECTOR,	deferred_error_interrupt),
#endif

#ifdef CONFIG_X86_LOCAL_APIC
	INTG(LOCAL_TIMER_VECTOR,	apic_timer_interrupt),
	INTG(X86_PLATFORM_IPI_VECTOR,	x86_platform_ipi),
# ifdef CONFIG_HAVE_KVM
	INTG(POSTED_INTR_VECTOR,	kvm_posted_intr_ipi),
	INTG(POSTED_INTR_WAKEUP_VECTOR, kvm_posted_intr_wakeup_ipi),
	INTG(POSTED_INTR_NESTED_VECTOR, kvm_posted_intr_nested_ipi),
# endif
# ifdef CONFIG_IRQ_WORK
	INTG(IRQ_WORK_VECTOR,		irq_work_interrupt),
# endif
#ifdef CONFIG_X86_UV
	INTG(UV_BAU_MESSAGE,		uv_bau_message_intr1),
#endif
	INTG(SPURIOUS_APIC_VECTOR,	spurious_interrupt),
	INTG(ERROR_APIC_VECTOR,		error_interrupt),
#ifdef CONFIG_IPIPE
	INTG(IPIPE_HRTIMER_VECTOR,	ipipe_hrtimer_interrupt),
#endif
#endif
};
    2.5.3 剩余IDT填充

    除了APIC和SMP固定的vector外，其余中断的中断入口地址在rq_entries_start内定义，均将vector压入栈后统一调用do_IRQ处理。
    该宏定义在archx86entryentry_64.S中定义，32位系统相应的在entry_32.S中。

    	.align 8
ENTRY(irq_entries_start)
    vector=FIRST_EXTERNAL_VECTOR/*定义0x20-0xec个中断*/
    /*NR_VECTORS-FIRST_EXTERNAL_VECTOR个函数入口
	.rept表示循环 236-32 */
    .rept (FIRST_SYSTEM_VECTOR - FIRST_EXTERNAL_VECTOR)
	UNWIND_HINT_IRET_REGS
	pushq	$(~vector+0x80)			/* 压入中断向量号 然后跳转到common_interrupt */
	jmp	common_interrupt
	.align	8  /*8字节对齐*/
	vector=vector+1
    .endr
END(irq_entries_start)

    该宏使用rept宏循环创建FIRST_EXTERNAL_VECTOR个中断入口，入口处的指令均为jmp common_interrupt,这些中断全都跳转到common_interrupt处理。common_interrupt处代码如下。

    common_interrupt:
	ASM_CLAC
	addq	$-0x80, (%rsp)			/* Adjust vector to [-256, -1] range */
	interrupt do_IRQ
	/* 0(%rsp): old RSP */
ret_from_intr:
	DISABLE_INTERRUPTS(CLBR_ANY)
	TRACE_IRQS_OFF

	LEAVE_IRQ_STACK

	testb	$3, CS(%rsp)
	jz	retint_kernel /*返回内核态*/

	/* Interrupt came from user space */
GLOBAL(retint_user)/*返回用户态*/
	mov	%rsp,%rdi
	call	prepare_exit_to_usermode
retint_user_early:
	TRACE_IRQS_IRETQ

    common_interrupt首先判断中断向量号范围，然后由do_IRQ函数去处理中断，接下来就是熟悉的linux中断处理子系统了。

    三、linux x86_64中断/异常处理总结

    总结X86中断的基本框架，X86 系统中有256个vector，用来识别中断或异常的类型,vector 0-31处理器保留，有固定的用途， 从32到255的vector编号被指定为用户定义的中断，不被处理器保留。 这些中断通常分配给外部I / O设备（部分固定为APIC中断），以使这些设备能够将中断发送到处理器，每个vector的处理程序都保存在一个特殊的位置--IDT（中断描述符表），IDT的基地址保存在寄存器IDTR，在64位x86下IDT是一个16字节描述的数组（32位系统为8字节），当中断发生时CPU将vector乘以16（32位系统是乘以8）来找到IDT中的对应条目idt_data，然后根据条目信息跳转到处理入口执行中断和异常处理。

    idt_index-1-m

    四、ipipe接管中断处理

    上面知道了打补丁前Linux的异常处理流程，可以想到，ipipe要优先处理中断那就不能给linux中断子系统去处理，只能从中断入口去拦截，ipipe也的确是这样做的，打补丁后的入口代码如下：

    common_interrupt:
	ASM_CLAC
	addq	$-0x80, (%rsp)			/* Adjust vector to [-256, -1] range */
#ifdef CONFIG_IPIPE
	interrupt __ipipe_handle_irq /*IPIPE中断拦截*/
	testl	%eax, %eax
	jnz	ret_from_intr
	LEAVE_IRQ_STACK
	testb	$3, CS(%rsp)
	jz	retint_kernel_early
	jmp	retint_user_early
#else
	interrupt do_IRQ
#endif
	/* 0(%rsp): old RSP */
ret_from_intr:
	DISABLE_INTERRUPTS(CLBR_ANY)
	TRACE_IRQS_OFF

	LEAVE_IRQ_STACK

	testb	$3, CS(%rsp)
	jz	retint_kernel /*返回内核态*/

	/* Interrupt came from user space */
GLOBAL(retint_user)/*返回用户态*/
	mov	%rsp,%rdi
	call	prepare_exit_to_usermode
retint_user_early:
	TRACE_IRQS_IRETQ

    可以看到，启用了CONFIG_IPIPE后中断就不是给do_IRQ()处理了，而是由__ipipe_handle_irq()处理，同样对于APIC中断：

    /*
 * APIC interrupts.
 */
#ifdef CONFIG_IPIPE      
.macro apicinterrupt2 num sym
ENTRY(sym)
	UNWIND_HINT_IRET_REGS
	ASM_CLAC
	pushq	$~(
um)
.Lcommon_sym:
	interrupt __ipipe_handle_irq /*IPIPE中断拦截*/
	testl	%eax, %eax
	jnz	ret_from_intr
	LEAVE_IRQ_STACK
	testb	$3, CS(%rsp)
	jz	retint_kernel_early
	jmp	retint_user_early
END(sym)
.endm
.macro apicinterrupt3 num sym do_sym
apicinterrupt2 
um sym
.endm
#else /* !CONFIG_IPIPE */
.macro apicinterrupt3 num sym do_sym
ENTRY(sym)
	UNWIND_HINT_IRET_REGS
	ASM_CLAC
	pushq	$~(
um)
.Lcommon_sym:
	interrupt do_sym
	jmp	ret_from_intr
END(sym)
.endm
#endif /* !CONFIG_IPIPE */

    除CPU保留的vector 0-31外，均被ipipe插入函数__ipipe_handle_irq()拦截，这是保证xenomai实时性的基础，对于处理器保留的trap vector 0-31，不是由__ipipe_handle_irq()处理，涉及xenomai核与linux核异常处理后面会单独详细说。

    ipipe-inter-g-g

    接下来分析__ipipe_handle_irq()是怎么实现中断处理的。

    int __ipipe_handle_irq(struct pt_regs *regs)
{
	struct ipipe_percpu_data *p = __ipipe_raw_cpu_ptr(&ipipe_percpu);
	int irq, vector = regs->orig_ax, flags = 0;
	struct pt_regs *tick_regs;
	struct irq_desc *desc;

	if (likely(vector < 0)) {
		vector = ~vector;
		if (vector >= FIRST_SYSTEM_VECTOR) /*>0xec*/
			irq = ipipe_apic_vector_irq(vector);
		else {
			desc = __this_cpu_read(vector_irq[vector]);/*获取irq_desc*/
			if (IS_ERR_OR_NULL(desc)) {
#ifdef CONFIG_X86_LOCAL_APIC
				__ack_APIC_irq();
#endif
	.....
			}
			irq = irq_desc_get_irq(desc);/*获取irq*/
		}
	} else { /* 软中断*/
		irq = vector;
		flags = IPIPE_IRQF_NOACK;
	}

	ipipe_trace_irqbegin(irq, regs);

	……

	__ipipe_dispatch_irq(irq, flags);    /*中断分发*/

	……
	return 1;
}

    中断到达哪个CPU就由哪个CPU 调用__ipipe_handle_irq()处理,首先先获取到记录管理该cpu上运行的情况的ipipe_percpu_data（ipipe domian管理），然后取出产生中断的vector，x86架构中，产生中断的vector是存放在寄存器orig_ax中的，然后将vector转换为中断号irq,最后调用__ipipe_dispatch_irq(irq, flags)进行进一步处理，ipipe如何管理和处理中断？ipipeline是怎样在两个内核之间管理中断的？下篇文章会介绍。

    参考链接

    1. linux inside

    作者：wsg1100
    本文版权归作者和博客园共有，欢迎转载，但必须给出原文链接，并保留此段声明，否则保留追究法律责任的权利。
  • 相关阅读:
    虚拟机类加载机制详解
    简单了解Tomcat与OSGi的类加载器架构
    Java高并发编程（四）
    Java高并发编程（三）
    Java高并发编程（一）
    垃圾收集与几种常用的垃圾收集算法
    初识java内存区域
    vue2.0基础学习（1）
    git/github 生成密钥
    手机预览vue项目
  • 原文地址：https://www.cnblogs.com/wsg1100/p/14856775.html
Copyright © 2011-2022 走看看