内核初始化 第二部分 ================================================================================ 初期中断和异常处理 -------------------------------------------------------------------------------- 在上一个 [部分](/Initialization/linux-initialization-1.md) 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](https://en.wikipedia.org/wiki/Page_table) 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](/Initialization/) 的 [第一部分](/Initialization/linux-initialization-1.md) 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： ```C 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.c](https://github.com/torvalds/linux/blob/master/arch/x86/kernel/head64.c)。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。 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)](https://en.wikipedia.org/wiki/Interrupt_handler)。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： ```C #define NUM_EXCEPTION_VECTORS 32 ``` CPU会从 [APIC](http://en.wikipedia.org/wiki/Advanced_Programmable_Interrupt_Controller) 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： ``` 127 96 -------------------------------------------------------------------------------- | | | Reserved | | | -------------------------------------------------------------------------------- 95 64 -------------------------------------------------------------------------------- | | | Offset 63..32 | | | -------------------------------------------------------------------------------- 63 48 47 46 44 42 39 34 32 -------------------------------------------------------------------------------- | | | D | | | | | | | | Offset 31..16 | P | P | 0 |Type |0 0 0 | 0 | 0 | IST | | | | L | | | | | | | -------------------------------------------------------------------------------- 31 15 16 0 -------------------------------------------------------------------------------- | | | | Segment Selector | Offset 15..0 | | | | -------------------------------------------------------------------------------- ``` 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。 设置并加载 IDT -------------------------------------------------------------------------------- 我们分析到了如下代码： ```C for (i = 0; i < NUM_EXCEPTION_VECTORS; i++) set_intr_gate(i, early_idt_handler_array[i]); ``` 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.h](https://github.com/torvalds/linux/blob/master/arch/x86/include/asm/segment.h) 头文件中，包含了前32个异常处理程序的地址： ```C #define EARLY_IDT_HANDLER_SIZE 9 #define NUM_EXCEPTION_VECTORS 32 extern const char early_idt_handler_array[NUM_EXCEPTION_VECTORS][EARLY_IDT_HANDLER_SIZE]; ``` `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.S](https://github.com/torvalds/linux/blob/master/arch/x86/kernel/head_64.S) 。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.h](https://github.com/torvalds/linux/blob/master/arch/x86/include/asm/desc.h)： ```C #define set_intr_gate(n, addr) \ do { \ BUG_ON((unsigned)n > 0xFF); \ _set_gate(n, GATE_INTERRUPT, (void *)addr, 0, 0, \ __KERNEL_CS); \ _trace_set_gate(n, GATE_INTERRUPT, (void *)trace_##addr,\ 0, 0, __KERNEL_CS); \ } while (0) ``` 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`： ```C static inline void _set_gate(int gate, unsigned type, void *addr, unsigned dpl, unsigned ist, unsigned seg) { gate_desc s; pack_gate(&s, type, (unsigned long)addr, dpl, ist, seg); write_idt_entry(idt_table, gate, &s); write_trace_idt_entry(gate, &s); } ``` 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： ```C static inline void pack_gate(gate_desc *gate, unsigned type, unsigned long func, unsigned dpl, unsigned ist, unsigned seg) { gate->offset_low = PTR_LOW(func); gate->segment = __KERNEL_CS; gate->ist = ist; gate->p = 1; gate->dpl = dpl; gate->zero0 = 0; gate->zero1 = 0; gate->type = type; gate->offset_middle = PTR_MIDDLE(func); gate->offset_high = PTR_HIGH(func); } ``` 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： ```C #define PTR_LOW(x) ((unsigned long long)(x) & 0xFFFF) #define PTR_MIDDLE(x) (((unsigned long long)(x) >> 16) & 0xFFFF) #define PTR_HIGH(x) ((unsigned long long)(x) >> 32) ``` 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`： ```C static inline void native_write_idt_entry(gate_desc *idt, int entry, const gate_desc *gate) { memcpy(&idt[entry], gate, sizeof(*gate)); } ``` 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`： ```C load_idt((const struct desc_ptr *)&idt_descr); ``` 其中，`idt_descr` 为： ```C struct desc_ptr idt_descr = { NR_VECTORS * 16 - 1, (unsigned long) idt_table }; ``` `load_idt` 函数只是执行了一下 `lidt` 指令： ```C asm volatile("lidt %0"::"m" (*dtr)); ``` 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。 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.S](https://github.com/torvalds/linux/blob/master/arch/x86/kernel/head_64.S)： ```assembly .globl early_idt_handler_array early_idt_handlers: i = 0 .rept NUM_EXCEPTION_VECTORS .if (EXCEPTION_ERRCODE_MASK >> i) & 1 pushq $0 .endif pushq $i jmp early_idt_handler_common i = i + 1 .fill early_idt_handler_array + i*EARLY_IDT_HANDLER_SIZE - ., 1, 0xcc .endr ``` 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： ``` $ objdump -D vmlinux ... ... ... ffffffff81fe5000 : ffffffff81fe5000: 6a 00 pushq $0x0 ffffffff81fe5002: 6a 00 pushq $0x0 ffffffff81fe5004: e9 17 01 00 00 jmpq ffffffff81fe5120 ffffffff81fe5009: 6a 00 pushq $0x0 ffffffff81fe500b: 6a 01 pushq $0x1 ffffffff81fe500d: e9 0e 01 00 00 jmpq ffffffff81fe5120 ffffffff81fe5012: 6a 00 pushq $0x0 ffffffff81fe5014: 6a 02 pushq $0x2 ... ... ... ``` 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： ``` |--------------------| | %rflags | | %cs | | %rip | | rsp --> error code | |--------------------| ``` 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.S](https://github.com/torvalds/linux/blob/master/arch/x86/kernel/head_64.S#L343) 文件中。首先它会检查当前中断是否为 [不可屏蔽中断(NMI)](http://en.wikipedia.org/wiki/Non-maskable_interrupt)，如果是则简单地忽略它们： ```assembly cmpl $2,(%rsp) je .Lis_nmi ``` 其中 `is_nmi` 为: ```assembly is_nmi: addq $16,%rsp INTERRUPT_RETURN ``` 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： ```assembly pushq %rax pushq %rcx pushq %rdx pushq %rsi pushq %rdi pushq %r8 pushq %r9 pushq %r10 pushq %r11 ``` 然后我们检查栈上的段选择子： ```assembly cmpl $__KERNEL_CS,96(%rsp) jne 11f ``` 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）](https://en.wikipedia.org/wiki/Page_fault)，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）： ```assembly cmpl $14,72(%rsp) jnz 10f GET_CR2_INTO(%rdi) call early_make_pgtable andl %eax,%eax jz 20f ``` 如果向量号不是 `#PF` ，那么就恢复通用寄存器： ```assembly popq %r11 popq %r10 popq %r9 popq %r8 popq %rdi popq %rsi popq %rdx popq %rcx popq %rax ``` 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。 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.c](https://github.com/torvalds/linux/blob/master/arch/x86/kernel/head64.c)，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： ```C int __init early_make_pgtable(unsigned long address) { unsigned long physaddr = address - __PAGE_OFFSET; unsigned long i; pgdval_t pgd, *pgd_p; pudval_t pud, *pud_p; pmdval_t pmd, *pmd_p; ... ... ... } ``` 首先它定义了一些 `*val_t` 类型的变量。这些类型均为： ```C typedef unsigned long pgdval_t; ``` 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.h](https://github.com/torvalds/linux/blob/master/arch/x86/include/asm/pgtable_types.h)，形式如下： ```C typedef struct { pgdval_t pgd; } pgd_t; ``` 例如， ```C extern pgd_t early_level4_pgt[PTRS_PER_PGD]; ``` 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： ```C pgd_p = &early_level4_pgt[pgd_index(address)].pgd; pgd = *pgd_p; ``` 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` ： ```C pud_p = (pudval_t *)((pgd & PTE_PFN_MASK) + __START_KERNEL_map - phys_base); ``` 其中 `PTE_PFN_MASK` 是一个宏： ```C #define PTE_PFN_MASK ((pteval_t)PHYSICAL_PAGE_MASK) ``` 展开后将为： ```C (~(PAGE_SIZE-1)) & ((1 << 46) - 1) ``` 或者写为： ``` 0b1111111111111111111111111111111111111111111111 ``` 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： ```C if (next_early_pgt >= EARLY_DYNAMIC_PAGE_TABLES) { reset_early_page_tables(); goto again; } pud_p = (pudval_t *)early_dynamic_pgts[next_early_pgt++]; for (i = 0; i < PTRS_PER_PUD; i++) pud_p[i] = 0; *pgd_p = (pgdval_t)pud_p - __START_KERNEL_map + phys_base + _KERNPG_TABLE; ``` 然后我们来修正上层页目录的地址： ```C pud_p += pud_index(address); pud = *pud_p; ``` 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: ```C pmd = (physaddr & PMD_MASK) + early_pmd_flags; pmd_p[pmd_index(address)] = pmd; ``` 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。 小结 -------------------------------------------------------------------------------- 本书的第二部分到此结束了。 如果你有任何问题或建议，请在twitter上联系我 [0xAX](https://twitter.com/0xAX)，或者通过[邮件](mailto:anotherworldofworld@gmail.com)与我沟通，还可以新开[issue](https://github.com/hust-open-atom-club/linux-insides-zh/issues/new)。 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。 相关链接 -------------------------------------------------------------------------------- * [GNU assembly .rept](https://sourceware.org/binutils/docs-2.23/as/Rept.html) * [APIC](http://en.wikipedia.org/wiki/Advanced_Programmable_Interrupt_Controller) * [NMI](http://en.wikipedia.org/wiki/Non-maskable_interrupt) * [Page table](https://en.wikipedia.org/wiki/Page_table) * [Interrupt handler](https://en.wikipedia.org/wiki/Interrupt_handler) * [Page Fault](https://en.wikipedia.org/wiki/Page_fault), * [Previous part](/Initialization/linux-initialization-1.md)