这是 linux 内核揭秘 这本书最新章节的第一部分。我们已经在这本书前面的章节中走过了漫长的道路。从内核初始化的第一步开始，结束于第一个 init 程序的启动。我们见证了一系列与各种内核子系统相关的初始化步骤，但是我们并没有深入这些子系统。在这一章中，我们将会试着去了解这些内核子系统是如何工作和实现的。就像你在这章标题中看到的，第一个子系统是中断（interrupts）。
我们已经在这本书的很多地方听到过 中断（interrupts） 这个词，也看到过很多关于中断的例子。在这一章中我们将会从下面的主题开始：
- 什么是
中断（interrupts）？ - 什么是
中断处理（interrupt handlers）？
我们将会继续深入探讨 中断 的细节和 Linux 内核如何处理这些中断。
所以，首先什么是中断？中断就是当软件或者硬件需要使用 CPU 时引发的 事件（event）。比如，当我们在键盘上按下一个键的时候，我们下一步期望做什么？操作系统和电脑应该怎么做？做一个简单的假设，每一个物理硬件都有一根连接 CPU 的中断线，设备可以通过它对 CPU 发起中断信号。但是中断信号并不是直接发送给 CPU。在老机器上中断信号发送给 PIC ，它是一个顺序处理各种设备的各种中断请求的芯片。在新机器上，则是高级程序中断控制器（Advanced Programmable Interrupt Controller）做这件事情，即我们熟知的 APIC。一个 APIC 包括两个独立的设备：
Local APICI/O APIC
第一个设备 - Local APIC 存在于每个CPU核心中，Local APIC 负责处理特定于 CPU 的中断配置。Local APIC 常被用于管理来自 APIC 时钟（APIC-timer）、热敏元件和其他与 I/O 设备连接的设备的中断。
第二个设备 - I/O APIC 提供了多核处理器的中断管理。它被用来在所有的 CPU 核心中分发外部中断。更多关于 local 和 I/O APIC 的内容将会在这一节的下面讲到。就如你所知道的，中断可以在任何时间发生。当一个中断发生时，操作系统必须立刻处理它。但是 处理一个中断 是什么意思呢？当一个中断发生时，操作系统必须确保下面的步骤顺序：
- 内核必须暂停执行当前进程(取代当前的任务)；
- 内核必须搜索中断处理程序并且转交控制权(执行中断处理程序)；
- 中断处理程序结束之后，被中断的进程能够恢复执行。
当然，在这个中断处理程序中会涉及到很多错综复杂的过程。但是上面 3 条是这个程序的基本骨架。
每个中断处理程序的地址都保存在一个特殊的位置，这个位置被称为 中断描述符表（Interrupt Descriptor Table） 或者 IDT。处理器使用一个唯一的数字来识别中断和异常的类型，这个数字被称为 中断标识码（vector number）。一个中断标识码就是一个 IDT 的标识。中断标识码范围是有限的，从 0 到 255。你可以在 Linux 内核源码中找到下面的中断标识码范围检查代码：
BUG_ON((unsigned)n > 0xFF);你可以在 Linux 内核源码中关于中断设置的地方找到这个检查(例如：set_intr_gate, void set_system_intr_gate 在 arch/x86/include/asm/desc.h中)。从 0 到 31 的 32 个中断标识码被处理器保留，用作处理架构定义的异常和中断。你可以在 Linux 内核初始化程序的第二部分 - 早期中断和异常处理中找到这个表和关于这些中断标识码的描述。从 32 到 255 的中断标识码设计为用户定义中断并且不被系统保留。这些中断通常分配给外部 I/O 设备，使这些设备可以发送中断给处理器。
现在，我们来讨论中断的类型。笼统地来讲，我们可以把中断分为两个主要类型：
- 外部或者硬件引起的中断；
- 软件引起的中断。
第一种类型 - 外部中断，由 Local APIC 或者与 Local APIC 连接的处理器针脚接收。第二种类型 - 软件引起的中断，由处理器自身的特殊情况引起(有时使用特殊架构的指令)。一个常见的关于特殊情况的例子就是 除零。另一个例子就是使用 系统调用（syscall） 退出程序。
就如之前提到过的，中断可以在任何时间因为超出代码和 CPU 控制的原因而发生。另一方面，异常和程序执行 同步（synchronous） ，并且可以被分为 3 类：
故障（Faults）陷入（Traps）终止（Aborts）
故障 是在执行一个“不完善的”指令（可以在之后被修正）之前被报告的异常。如果发生了，它允许被中断的程序继续执行。
接下来的 陷入 是一个在执行了 陷入 指令后立刻被报告的异常。陷入同样允许被中断的程序继续执行，就像 故障 一样。
最后的 终止 是一个从不报告引起异常的精确指令的异常，并且不允许被中断的程序继续执行。
我们已经从前面的部分知道，中断可以分为 可屏蔽的（maskable） 和 不可屏蔽的（non-maskable）。可屏蔽的中断可以被阻塞，使用 x86_64 的指令 - sti 和 cli。我们可以在 Linux 内核代码中找到他们：
static inline void native_irq_disable(void)
{
asm volatile("cli": : :"memory");
}and
static inline void native_irq_enable(void)
{
asm volatile("sti": : :"memory");
}这两个指令修改了在中断寄存器中的 IF 标识位。 sti 指令设置 IF 标识，cli 指令清除这个标识。不可屏蔽的中断总是被报告。通常，任何硬件上的失败都映射为不可屏蔽中断。
如果多个异常或者中断同时发生，处理器以事先设定好的中断优先级处理他们。我们可以定义下面表中的从最低到最高的优先级：
+----------------------------------------------------------------+
| | |
| Priority | Description |
| | |
+--------------+-------------------------------------------------+
| | Hardware Reset and Machine Checks |
| 1 | - RESET |
| | - Machine Check |
+--------------+-------------------------------------------------+
| | Trap on Task Switch |
| 2 | - T flag in TSS is set |
| | |
+--------------+-------------------------------------------------+
| | External Hardware Interventions |
| | - FLUSH |
| 3 | - STOPCLK |
| | - SMI |
| | - INIT |
+--------------+-------------------------------------------------+
| | Traps on the Previous Instruction |
| 4 | - Breakpoints |
| | - Debug Trap Exceptions |
+--------------+-------------------------------------------------+
| 5 | Nonmaskable Interrupts |
+--------------+-------------------------------------------------+
| 6 | Maskable Hardware Interrupts |
+--------------+-------------------------------------------------+
| 7 | Code Breakpoint Fault |
+--------------+-------------------------------------------------+
| 8 | Faults from Fetching Next Instruction |
| | Code-Segment Limit Violation |
| | Code Page Fault |
+--------------+-------------------------------------------------+
| | Faults from Decoding the Next Instruction |
| | Instruction length > 15 bytes |
| 9 | Invalid Opcode |
| | Coprocessor Not Available |
| | |
+--------------+-------------------------------------------------+
| 10 | Faults on Executing an Instruction |
| | Overflow |
| | Bound error |
| | Invalid TSS |
| | Segment Not Present |
| | Stack fault |
| | General Protection |
| | Data Page Fault |
| | Alignment Check |
| | x87 FPU Floating-point exception |
| | SIMD floating-point exception |
| | Virtualization exception |
+--------------+-------------------------------------------------+
现在我们了解了一些关于各种类型的中断和异常的内容，是时候转到更实用的部分了。我们从 中断描述符表（IDT） 开始。就如之前所提到的，IDT 保存了中断和异常处理程序的入口指针。IDT 是一个类似于 全局描述符表（Global Descriptor Table）的结构，我们在内核启动程序的第二部分已经介绍过。但是他们确实有一些不同，IDT 的表项被称为 门（gates），而不是 描述符（descriptors）。它可以包含下面的一种：
- 中断门（Interrupt gates）
- 任务门（Task gates）
- 陷阱门（Trap gates）
在 x86 架构中，只有 long mode 中断门和陷阱门可以在 x86_64 中引用。就像 全局描述符表，中断描述符表 在 x86 上是一个 8 字节数组门，而在 x86_64 上是一个 16 字节数组门。让我们回忆在内核启动程序的第二部分，全局描述符表 必须包含 NULL 描述符作为它的第一个元素。与 全局描述符表 不一样的是，中断描述符表 的第一个元素可以是一个门。它并不是强制要求的。比如，你可能还记得我们只是在早期的章节中过渡到保护模式时用 NULL 门加载过中断描述符表：
/*
* Set up the IDT
*/
static void setup_idt(void)
{
static const struct gdt_ptr null_idt = {0, 0};
asm volatile("lidtl %0" : : "m" (null_idt));
}在 arch/x86/boot/pm.c中。中断描述符表 可以在线性地址空间和基址的任何地方被加载，只要在 x86 上以 8 字节对齐，在 x86_64 上以 16 字节对齐。IDT 的基址存储在一个特殊的寄存器 - IDTR。在 x86 上有两个指令 - 协调工作来修改 IDTR 寄存器：
LIDTSIDT
第一个指令 LIDT 用来加载 IDT 的基址，即在 IDTR 的指定操作数。第二个指令 SIDT 用来在指定操作数中读取和存储 IDTR 的内容。在 x86 上 IDTR 寄存器是 48 位，包含了下面的信息：
+-----------------------------------+----------------------+
| | |
| Base address of the IDT | Limit of the IDT |
| | |
+-----------------------------------+----------------------+
47 16 15 0
让我们看看 setup_idt 的实现，我们准备了一个 null_idt，并且使用 lidt 指令把它加载到 IDTR 寄存器。注意，null_idt 是 gdt_ptr 类型，后者定义如下：
struct gdt_ptr {
u16 len;
u32 ptr;
} __attribute__((packed));这里我们可以看看 IDTR 结构的定义，就像我们在示意图中看到的一样，由 2 字节和 4 字节（共 48 位）的两个域组成。现在，让我们看看 IDT 入口结构体，它是一个在 x86 中被称为门的 16 字节数组。它拥有下面的结构：
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 16 15 0
+-------------------------------------------------------------------------------+
| | |
| Segment Selector | Offset 15..0 |
| | |
+-------------------------------------------------------------------------------+
为了把索引格式化成 IDT 的格式，处理器把异常和中断向量分为 16 个级别。处理器处理异常和中断的发生就像它看到 call 指令时处理一个程序调用一样。处理器使用中断或异常的唯一的数字或 中断标识码 作为索引来寻找对应的 中断描述符表 的条目。现在让我们更近距离地看看 IDT 条目。
就像我们所看到的一样，在表中的 IDT 条目由下面的域组成：
0-15bits - 段选择器偏移，处理器用它作为中断处理程序的入口指针基址；16-31bits - 段选择器基址，包含中断处理程序入口指针；IST- 在x86_64上的一个新的机制，下面我们会介绍它；DPL- 描述符特权级；P- 段存在标志；48-63bits - 中断处理程序基址的第二部分；64-95bits - 中断处理程序基址的第三部分；96-127bits - CPU 保留位.
Type 域描述了 IDT 条目的类型。有三种不同的中断处理程序：
- 中断门（Interrupt gate）
- 陷入门（Trap gate）
- 任务门（Task gate）
IST 或者说是 Interrupt Stack Table 是 x86_64 中的新机制，它用来代替传统的栈切换机制。之前的 x86 架构提供的机制可以在响应中断时自动切换栈帧。IST 是 x86 栈切换模式的一个修改版，在它使能之后可以无条件地切换栈，并且可以被任何与确定中断（我们将在下面介绍它）关联的 IDT 条目中的中断使能。从这里可以看出，IST 并不是所有的中断必须的，一些中断可以继续使用传统的栈切换模式。IST 机制在任务状态段（Task State Segment）或者 TSS 中提供了 7 个 IST 指针。TSS 是一个包含进程信息的特殊结构，用来在执行中断或者处理 Linux 内核异常的时候做栈切换。每一个指针都被 IDT 中的中断门引用。
中断描述符表 使用 gate_desc 的数组描述：
extern gate_desc idt_table[];gate_desc 定义如下：
#ifdef CONFIG_X86_64
...
...
...
typedef struct gate_struct64 gate_desc;
...
...
...
#endifgate_struct64 定义如下：
struct gate_struct64 {
u16 offset_low;
u16 segment;
unsigned ist : 3, zero0 : 5, type : 5, dpl : 2, p : 1;
u16 offset_middle;
u32 offset_high;
u32 zero1;
} __attribute__((packed));在 x86_64 架构中，每一个活动的线程在 Linux 内核中都有一个很大的栈。这个栈的大小由 THREAD_SIZE 定义，而且与下面的定义相等：
#define PAGE_SHIFT 12
#define PAGE_SIZE (_AC(1,UL) << PAGE_SHIFT)
...
...
...
#define THREAD_SIZE_ORDER (2 + KASAN_STACK_ORDER)
#define THREAD_SIZE (PAGE_SIZE << THREAD_SIZE_ORDER)PAGE_SIZE 是 4096 字节，THREAD_SIZE_ORDER 的值依赖于 KASAN_STACK_ORDER。就像我们看到的，KASAN_STACK 依赖于 CONFIG_KASAN 内核配置参数，它定义如下：
#ifdef CONFIG_KASAN
#define KASAN_STACK_ORDER 1
#else
#define KASAN_STACK_ORDER 0
#endifKASan 是一个运行时内存调试器。所以，如果 CONFIG_KASAN 被禁用，THREAD_SIZE 是 16384 ；如果内核配置选项打开，THREAD_SIZE 的值是 32768。这块栈空间保存着有用的数据，只要线程是活动状态或者僵尸状态。但是当线程在用户空间的时候，这个内核栈是空的，除非 thread_info 结构（关于这个结构的详细信息在 Linux 内核初始程序的第四部分）在这个栈空间的底部。活动的或者僵尸线程并不是在他们栈中的唯一的线程，与每一个 CPU 关联的特殊栈也存在于这个空间。当内核在这个 CPU 上执行代码的时候，这些栈处于活动状态；当在这个 CPU 上执行用户空间代码时，这些栈不包含任何有用的信息。每一个 CPU 也有一个特殊的 per-cpu 栈。首先是给外部中断使用的 中断栈（interrupt stack）。它的大小定义如下：
#define IRQ_STACK_ORDER (2 + KASAN_STACK_ORDER)
#define IRQ_STACK_SIZE (PAGE_SIZE << IRQ_STACK_ORDER)或者是 16384 字节。Per-cpu 的中断栈在 x86_64 架构中使用 irq_stack_union 联合描述:
union irq_stack_union {
char irq_stack[IRQ_STACK_SIZE];
struct {
char gs_base[40];
unsigned long stack_canary;
};
};第一个 irq_stack 域是一个 16KB 的数组。然后你可以看到 irq_stack_union 联合包含了一个结构体，这个结构体有两个域：
gs_base- 总是指向irqstack联合底部的gs寄存器。在x86_64中， per-cpu（更多关于per-cpu变量的信息可以阅读特定的章节） 和 stack canary 共享gs寄存器。所有的 per-cpu 标志初始值为零，并且gs指向 per-cpu 区域的开始。你已经知道段内存模式已经废除很长时间了，但是我们可以使用特殊模块寄存器（Model specific registers）给这两个段寄存器 -fs和gs设置基址，并且这些寄存器仍然可以被用作地址寄存器。如果你记得 Linux 内核初始程序的第一部分，你会记起我们设置了gs寄存器：
movl $MSR_GS_BASE,%ecx
movl initial_gs(%rip),%eax
movl initial_gs+4(%rip),%edx
wrmsrinitial_gs 指向 irq_stack_union:
GLOBAL(initial_gs)
.quad INIT_PER_CPU_VAR(irq_stack_union)stack_canary- Stack canary 对于中断栈来说是一个用来验证栈是否已经被修改的栈保护者（stack protector）。gs_base是一个 40 字节的数组，GCC要求 stack canary 在被修正过的偏移量上，并且gs的值在x86_64架构上必须是40，在x86架构上必须是20。
irq_stack_union 是 percpu 的第一个数据, 我们可以在 System.map中看到它：
0000000000000000 D __per_cpu_start
0000000000000000 D irq_stack_union
0000000000004000 d exception_stacks
0000000000009000 D gdt_page
...
...
...
我们可以看到它在代码中的定义:
DECLARE_PER_CPU_FIRST(union irq_stack_union, irq_stack_union) __visible;现在，是时候来看 irq_stack_union 的初始化过程了。除了 irq_stack_union 的定义，我们可以在arch/x86/include/asm/processor.h中查看下面的 per-cpu 变量
DECLARE_PER_CPU(char *, irq_stack_ptr);
DECLARE_PER_CPU(unsigned int, irq_count);第一个就是 irq_stack_ptr。从这个变量的名字中可以知道，它显然是一个指向这个栈顶的指针。第二个 irq_count 用来检查 CPU 是否已经在中断栈。irq_stack_ptr 的初始化在arch/x86/kernel/setup_percpu.c的 setup_per_cpu_areas 函数中：
void __init setup_per_cpu_areas(void)
{
...
...
#ifdef CONFIG_X86_64
for_each_possible_cpu(cpu) {
...
...
...
per_cpu(irq_stack_ptr, cpu) =
per_cpu(irq_stack_union.irq_stack, cpu) +
IRQ_STACK_SIZE - 64;
...
...
...
#endif
...
...
}现在，我们一个一个查看所有 CPU，并且设置 irq_stack_ptr。事实证明它等于中断栈的顶减去 64。为什么是 64？TODO [arch/x86/kernel/cpu/common.c] 代码如下：
void load_percpu_segment(int cpu)
{
...
...
...
loadsegment(gs, 0);
wrmsrl(MSR_GS_BASE, (unsigned long)per_cpu(irq_stack_union.gs_base, cpu));
}就像我们所知道的一样，gs 寄存器指向中断栈的栈底：
movl $MSR_GS_BASE,%ecx
movl initial_gs(%rip),%eax
movl initial_gs+4(%rip),%edx
wrmsr
GLOBAL(initial_gs)
.quad INIT_PER_CPU_VAR(irq_stack_union)现在我们可以看到 wrmsr 指令，这个指令从 edx:eax 加载数据到 被 ecx 指向的MSR寄存器。在这里MSR寄存器是 MSR_GS_BASE，它保存了被 gs 寄存器指向的内存段的基址。edx:eax 指向 initial_gs 的地址，它就是 irq_stack_union 的基址。
我们还知道，x86_64 有一个叫 中断栈表（Interrupt Stack Table） 或者 IST 的组件，当发生不可屏蔽中断、双重错误等等的时候，这个组件提供了切换到新栈的功能。这可以到达7个 IST per-cpu 入口。其中一些如下;
There can be up to seven IST entries per-cpu. Some of them are:
DOUBLEFAULT_STACKNMI_STACKDEBUG_STACKMCE_STACK
或者
#define DOUBLEFAULT_STACK 1
#define NMI_STACK 2
#define DEBUG_STACK 3
#define MCE_STACK 4所有被 IST 切换到新栈的中断门描述符都由 set_intr_gate_ist 函数初始化。例如:
set_intr_gate_ist(X86_TRAP_NMI, &nmi, NMI_STACK);
...
...
...
set_intr_gate_ist(X86_TRAP_DF, &double_fault, DOUBLEFAULT_STACK);其中 &nmi 和 &double_fault 是中断函数的入口地址：
asmlinkage void nmi(void);
asmlinkage void double_fault(void);定义在 arch/x86/kernel/entry_64.S中
idtentry double_fault do_double_fault has_error_code=1 paranoid=2
...
...
...
ENTRY(nmi)
...
...
...
END(nmi)当一个中断或者异常发生时，新的 ss 选择器被强制置为 NULL，并且 ss 选择器的 rpl 域被设置为新的 cpl。旧的 ss、rsp、寄存器标志、cs、rip 被压入新栈。在 64 位模型下，中断栈帧大小固定为 8 字节，所以我们可以得到下面的栈:
+---------------+
| |
| SS | 40
| RSP | 32
| RFLAGS | 24
| CS | 16
| RIP | 8
| Error code | 0
| |
+---------------+
如果在中断门中 IST 域不是 0，我们把 IST 读到 rsp 中。如果它关联了一个中断向量错误码，我们再把这个错误码压入栈。如果中断向量没有错误码，就继续并且把虚拟错误码压入栈。我们必须做以上的步骤以确保栈一致性。接下来我们从门描述符中加载段选择器域到 CS 寄存器中，并且通过验证第 21 位的值来验证目标代码是一个 64 位代码段，例如 L 位在 全局描述符表（Global Descriptor Table）。最后我们从门描述符中加载偏移域到 rip 中，rip 是中断处理函数的入口指针。然后中断函数开始执行，在中断函数执行结束后，它必须通过 iret 指令把控制权交还给被中断进程。iret 指令无条件地弹出栈指针（ss:rsp）来恢复被中断的进程，并且不会依赖于 cpl 改变。
这就是中断的所有过程。
关于 Linux 内核的中断和中断处理的第一部分至此结束。我们初步了解了一些理论和与中断和异常相关的初始化条件。在下一部分，我会接着深入了解中断和中断处理 - 更深入了解她真实的样子。
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